内存虚拟化-分段type
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如果将整个地址空间放入物理内存，那么栈和堆之间的空间并没有被进程使用，却依然占用了实际的物理内存。因此，简单的通过基址寄存器和界限寄存器实现的虚拟内存很浪费。另外，如果剩余物理内存无法提供连续区域来放置完整的地址空间，进程便无法运行。
怎样支持大地址空间，同时栈和堆之间（可能）有大量空闲空间？
为了解决这个问题，分段（segmentation）的概念应运而生：在MMU中引入不止一个基址和界限寄存器对，而是给地址空间内的每个逻辑段（segment）一对。一个段只是地址空间里的一个连续定长的区域，在典型的地址空间里有3个逻辑不同的段：代码、栈和堆。分段的机制使得操作系统能够将不同的段放到不同的物理内存区域，从而避免了虚拟地址空间中的未使用部分占用物理内存。
只有已用的内存才在物理内存中分配空间，因此可以容纳巨大的地址空间，其中包含大量未使用的地址空间（稀疏地址空间，sparse address spaces）
需要MMU中的硬件结构来支持分断：在这种情况下，需要一组3对基址和界限寄存器
注：段错误指的是在支持分段的机器上发生了非法的内存访问
来看一个堆中的地址，虚拟地址4200。如果用虚拟地址4200 加上堆的基址（34KB），得到物理地址39016，这不是正确的地址。首先应该先减去堆的偏移量，即该地址指的是这个段中的哪个字节。因为堆从虚拟地址4K（4096）开始，4200 的偏移量实际上是4200 减去4096，即104，然后用这个偏移量（104）加上基址寄存器中的物理地址（34KB），得到真正的物理地址34920。
硬件在地址转换时使用段寄存器。它如何知道段内的偏移量，以及地址引用了哪个段？
一种常见的方式，有时称为显式（explicit）方式，就是用虚拟地址的开头几位来标识不同的段，VAX/VMS 系统使用了这种技术。之前的例子中，有3 个段，因此需要两位来标识。
如果前两位是00，硬件就知道这是属于代码段的地址，因此使用代码段的基址和界限来重定位到正确的物理地址。如果前两位是01，则是堆地址，对应地，使用堆的基址和界限。下面来看一个4200 之上的堆虚拟地址，进行进制转换，确保弄清楚这些内容。虚拟地址4200 的二进制形式如下：
前两位（01）告诉硬件引用哪个段。剩下的12 位是段内偏移：0000 0110 1000（十六进制0x068 或十进制104）。因此，硬件就用前两位来决定使用哪个段寄存器，然后用后12位作为段内偏移。偏移量与基址寄存器相加，硬件就得到了最终的物理地址。
偏移量也简化了对段边界的判断。只要检查偏移量是否小于界限，大于界限的为非法地址。因此，如果基址和界限放在数组中（每个段一项），为了获得需要的物理地址，硬件会做下面这样的事：
硬件还有其他方法来决定特定地址在哪个段。在隐式（implicit）方式中，硬件通过地址产生的方式来确定段。例如，如果地址由程序计数器产生（即它是指令获取），那么地址在代码段。如果基于栈或基址指针，它一定在栈段。其他地址则在堆段。
反向增长
栈被重定位到物理地址28KB。但有一点关键区别，它反向增长。在物理内存中，它始于28KB，增长回到26KB，相应虚拟地址从16KB 到14KB。地址转换必须有所不同。
除了基址和界限外，硬件还需要知道段的增长方向（用一位区分，比如1 代表自小而大增长，0 反之）。
支持共享
要节省内存，有时候在地址空间之间共享（share）某些内存段是有用的。为了支持共享，需要一些额外的硬件支持，这就是保护位（protection bit）。基本为每个段增加了几个位，标识程序是否能够读写该段，或执行其中的代码。通过将代码段标记为只读，同样的代码可以被多个进程共享，而不用担心破坏隔离。虽然每个进程都认为自己独占这块内存，但操作系统秘密地共享了内存，进程不能修改这些内存。
硬件算法除了检查虚拟地址是否越界，还需要检查特定访问是否允许。如果用户进程试图写入只读段，或从非执行段执行指令，硬
件会触发异常，让操作系统来处理出错进程。
细粒度与粗粒度的分段
到目前为止，例子大多针对只有很少的几个段的系统（即代码、栈、堆）。可以认为这种分段是粗粒度的（coarse-grained），因为它将地址空间分成较大的、粗粒度的块。但是，一些早期系统（如Multics）更灵活，允许将地址空间划分为大量较小的段，这被称为细粒度（fine-grained）分段。
支持许多段需要进一步的硬件支持，并在内存中保存某种段表（segment table）。这种段表通常支持创建非常多的段，因此系统使用段的方式，可以比之前讨论的方式更灵活。例如，像Burroughs B5000 这样的早期机器可以支持成千上万的段，有了操作系统和硬件的支持，编译器可以将代码段和数据段划分为许多不同的部分。当时的考虑是，通过更细粒度的段，操作系统可以更好地了解哪些段在使用哪些没有，从而可以更高效地利用内存。
操作系统支持
分段的基本原理。系统运行时，地址空间中的不同段被重定位到物理内存中。与整个地址空间只有一个基址/界限寄存器对的方式相比，大量节省了物理内存。具体来说，栈和堆之间没有使用的区域就不需要再分配物理内存，能将更多地址空间放进物理内存。
分段也带来了一些新的问题：
- 操作系统在上下文切换时应该做什么？
各个段寄存器中的内容必须保存和恢复。显然，每个进程都有自己独立的虚拟地址空间，操作系统必须在进程运行前，确保这些寄存器被正确地赋值。
- 管理物理内存的空闲空间
新的地址空间被创建时，操作系统需要在物理内存中为它的段找到空间。之前，假设所有的地址空间大小相同，物理内存可以被认为是一些槽块，进程可以放进去。现在，每个进程都有一些段，每个段的大小也可能不同。
一般会遇到的问题是，物理内存很快充满了许多空闲空间的小洞，因而很难分配给新的段，或扩大已有的段。这种问题被称为外部碎片（external fragmentation）。
如图所示，，一个进程需要分配一个20KB 的段。当前有24KB 空闲，但并不连续（是3 个不相邻的块）。因此，操作系统无法满足这个20KB 的请求。
该问题的一种解决方案是紧凑（compact）物理内存，重新安排原有的段。例如，操作系统先终止运行的进程，将它们的数据复制到连续的内存区域中去，改变它们的段寄存器中的值，指向新的物理地址，从而得到了足够大的连续空闲空间。这样做，操作系统能让新的内存分配请求成功。但是，内存紧凑成本很高，因为拷贝段是内存密集型的，一般会占用大量的处理器时间。
一种更简单的做法是利用空闲列表管理算法，试图保留大的内存块用于分配。相关的算法可能有成百上千种，包括传统的最优匹配（best-fit，从空闲链表中找最接近需要分配空间的空闲块返回）、最坏匹配（worst-fit）、首次匹配（first-fit）以及像伙伴算法（buddy algorithm）这样更复杂的算法。但遗憾的是，无论算法多么精妙，都无法完全消除外部碎片，因此，好的算法只是试图减小它。