## 5.3 混合分段和分页地址转换（Combining Segment and Page Translation） 图5-12 结合了图5-2和图5-9来对两阶段（从逻辑地址到线性，再从线性地址到实物理地址（当启用分页时））的地址转换做一个总结。通过使用不同的方法，内存管理软件可以实现几种不同形式的内存管理机制。 ### 5.3.1 “平坦”体系结构（”Flat Architecture”） 当80386用来执行一些程序，而这些程序也为别的不支持分段的处理器而设计时，有效的“关闭”分段可能比较好。80386没有禁止分段的执行模式，但是同样的效果是可以通过一些特定的方法实现的：把指向包括整个32-位地址空间的描述符的选择子加载到段寄存器里，段选择子没有必要改变。32-位的偏移已足够寻址整个80386支持的内存空间了。 ### 5.3.2 跨多个页的段（Segments Spanning Several Pages） 80386系统结构允许一个段比内存页（4K）大，也允许比内存页小。比如，有一个段用来寻址和保护一个大小为132K的数据结构。在一个支持页级虚拟内存的软件系统里，没有必要把这一整个段都调入实物理内存。该结构被分成功33个页面，任何一个都可以不存在。应用程序员不会感觉到虚拟内存系统在以这种方式调动页面。  ### 5.3.3 跨段的页面（Pages Spaning Several Segments） 在另一方面，段可能比一个页面要小。比如，考虑一个数据结构（如信号量（Semaphore））。因为段的保护和共享机制，把每一个信号量放在一个段里也许比较好些。但是，由于一个系需要很多的信号量，如果为每一个信号量分配一页的话效率很低下。所以，把几个段合并到一个页面里应该更好。 ### 5.3.4 非对齐的页和段边界（Non-Aligned Page and Segment Boundaries） 80386系统并不强求页和段的任何对齐。即使一个页包含了一个段的结尾又包含了一个段的开始也是完全可以的。类似的，即包含一个页的开始和另一个页的结尾的段也是完全允许的。 5.3.5对齐的页和段边界（Aligned Page and Segment Boundaries） 如果页与段之间有一定的对齐的话，对于内存管理系统来说也许会简单很多。例如，如果一个段只以页为单元来分配的话，段页逻辑将会结合起来。就没有为部分页面而管理的逻辑了。 ### 5.3.6 每段一个别页表（Page-Table Per Segment） 一个更简单的内存空间管理方法便是将每一个段对应为一个页目录项，图5-13显示了这种方式。每个描述符的基址部分的低22位都将是0。换言之，基址被映射到每个页表的第一项。每个段长度可以从1到4M的任意大小。一个段可以包含1到1K个物理内存页，多少则由长度界限字段来决定。这样的话，一个任务可以寻址1K个段（对于很多应用程序来说都足够了），每个段可以高达4M字节。描述符，和与之对应的页目录项，还有与之对应的页表，就可以同时分配同时回收。