将整个内存空间可以划为若干个段，这种把程序内存空间按照逻辑意义划分为多个段，每段有段名，段的长度不定（如：代码段、数据段、堆栈段）的方式就是段式内存空间。
段氏程序内存空间堆栈段数据段代码段…哪如何表示段式内存空间的一个地址呢？ 虚拟地址（VA） = 段基地址（BA） + 段内偏移量（S）
在32位linux系统中，每个进程独占4G的虚拟内存空间，每个进程的内存空间都是独立的，进程是隔离的。 进程需要运行在物理内存上，但物理内存有限，无法为每个进程都分配4G的物理内存空间。为了解决该问题，需要将进程的虚拟内存按需加载到物理内存上。 段式映射的缺点： 按照段式地址表示，当用到某个段时，需要将整个段加载到物理内存上，这样将占用大量的物理内存，而在小的时间片内，进程只用到其中一小段内存空间，因此将整个段的内存加载到物理内存中会导致利用率低。为了提高物理内存空间利用率，引入页式虚拟内存。
页式虚拟内存，是将程序的内存空间分成一个个的页，每个页的大小相等（如1kB、2kB、4kB等）。而对应的物理内存空间同样的按照同样大小的页来组织起来。进程页可以直接映射到物理内存页上。 页式内存地址表示： 虚拟内存地址（VA） = 页面基地址（BA）+ 页内偏移（S）= 页号（P） * 页大小（pSize） + 页内偏移（S）
在操作系统中如何管理进程的段和页，从而完成虚拟内存到物理内存的映射？
内存按照4kB大小的页进行管理，那么4GB内存可以分为：4GB/4kB = 1M个页（即需要1M个条目才能完全索引到4GB的内存空间）。这一个个索引组成了一张索引表，称为页表，页表存储内容是内存页所在的页框号（物理内存的页号），因此一条记录需要4byte长度，即需要1M * 4 = 4MB内存来存储页表。 一个进程就需要4MB内存来存放页表，如果将整个页表都存储在内存上，显然是不可取的（利用率低，而且需要大量的内存）。可以把1M个纪录分成：1M = 1024 x 1024来管理，即1k个小页表，而1个小页表里面含有1k个纪录。索引这1k个页表的索引值组成了页目录表。可以看到页目录表其实就是一个特殊的页表，内容是页表所在内存的页框号。 页目录表常驻在内存中，而页表按需加载到内存，这样就可以节约内存空间，提高物理内存利用率。可以得出：最少只用4kB（页目录表）+ 4kB（页表）= 8kB的内存空间就可以索引到4MB的内存空间（1k * 4kB）。
1. 页式地址映射过程
1、页式转换模块选择空闲模块（即页目录基地址）存储页目录表； 2、操作系统按需将进程当前需要的页表加载到内存中，同时将页表所在的页框号更新到页目录表中； 3、再根据进程需要将可用的内存页框分配给进程，从而将数据（代码，数据等）加载到内存上，并将页框号更新到页表中； 4、可以看到，线性地址的偏移量和物理内存的偏移量是相同的，映射主要是将线性地址的高20位映射到物理内存空间可用的页面上。
在操作系统中，通过段描述符表来管理各个进程的段信息。 段描述符表是由一条条描述符来构成的。而段描述符保存了哪些信息呢？
段描述符信息：可以看到段描述符（8字节）主要保存的信息有： 1、段基地址（32位）； 2、段限长（20位）； 3、段属性； 4、段类型； 5、访问该段所需的最小权限值； 6、是否存在内存中； … 这里的段限长为啥是20位呢？ 个人理解是：段内偏移采用了页式地址来存放，一个页的大小是4kB，因此段内偏移量实际就是页号值，而页号值在0~1M-1范围内，因此段限长（偏移量最大值）只有1M，即20位表示即可。 虚拟内存地址（VA） = 段基地址（BA）+ 页内偏移（S）= 段基地址（BA）+ 页号（P） * 页大小（pSize） + 页内偏移（S）
段描述符表分为：全局描述符表（GDT），局部描述符表（LDT），中断描述符表（IDT）。
段描述符表及映射过程：1、操作系统维护了GDT/LDT表，根据进程的段选择子以及GDT/LDT表的基地址来选择一个段描述符（可以理解成根据数组首地址+索引值来选择一个数组元素）； 2、从段描述符可以获知到段基地址、段限长； 3、根据段基地址和偏移量，得到线性地址：BA + W（s）； 4、线性地址经过页式映射，得到物理地址。
在linux系统中，所有段的基地址都是0，段限长是1M，那么段式映射将无效，即只存在页式映射。
在操作系统中的段式地址表示：
段选择子CS（16位）偏移量（虚拟地址）（32位）