如果说推动存储管理方式从固定分区到动态分区分配，进而又发展到分页存储管理方式的主要动力，是提高内存利用率，那么，引入分段存储管理方式的目的，则主要是为了满足用户（程序员）在编程和使用上多方面的要求，其中有些要求是其它几种存储管理方式所难以满足的。因此，这种存储管理方式已成为当今所有存储管理方式的基础。

引入分段存储管理方式，主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要：

1) 方便编程

通常，用户把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段，每个段都是从0开始编址，并有自己的名字和长度。因此，希望要访问的逻辑地址是由段名(段号)和段内偏移量(段内地址)决定的。例如，下述的两条指令便是使用段名和段内地址：

LOAD 1，[A] |〈D〉；

STORE 1，[B] |〈C〉；

其中，前一条指令的含义是将分段A中D单元内的值读入寄存器1；后一条指令的含义是将寄存器1的内容存入B分段的C单元中。

2) 信息共享

在实现对程序和数据的共享时，是以信息的逻辑单位为基础的。比如，共享某个例程和函数。分页系统中的“页”只是存放信息的物理单位(块)，并无完整的意义，不便于实现共享；然而段却是信息的逻辑单位。由此可知，为了实现段的共享，希望存储管理能与用户程序分段的组织方式相适应。

3) 信息保护

信息保护同样是对信息的逻辑单位进行保护，因此，分段管理方式能更有效和方便地实现信息保护功能。

4) 动态增长

在实际应用中，往往有些段，特别是数据段，在使用过程中会不断地增长，而事先又无法确切地知道数据段会增长到多大。前述的其它几种存储管理方式，都难以应付这种动态增长的情况，而分段存储管理方式却能较好地解决这一问题。

5) 动态链接

动态链接是指在作业运行之前，并不把几个目标程序段链接起来。要运行时，先将主程序所对应的目标程序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某段时，才将该段(目标程序)调入内存并进行链接。可见，动态链接也要求以段作为管理的单位。

在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义了一组逻辑信息。例如，有主程序段MAIN、子程序段X、数据段D及栈段S等，如图4-17所示。每个段都有自己的名字。为了实现简单起见，通常可用一个段号来代替段名，每个段都从0开始编址，并采用一段连续的地址空间。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，因而各段长度不等。整个作业的地址空间由于是分成多个段，因而是二维的，亦即，其逻辑地址由段号(段名)和段内地址所组成。

分段地址中的地址具有如下结构：

在该地址结构中，允许一个作业最长有 64 K个段，每个段的最大长度为64 KB。　分段方式已得到许多编译程序的支持，编译程序能自动地根据源程序的情况而产生若干个段。例如，Pascal编译程序可以为全局变量、用于存储相应参数及返回地址的过程调用栈、每个过程或函数的代码部分、每个过程或函数的局部变量等等，分别建立各自的段。类似地，Fortran编译程序可以为公共块(Common block)建立单独的段，也可以为数组分配一个单独的段。装入程序将装入所有这些段，并为每个段赋予一个段号。

在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中，则是为每个分段分配一个连续的分区，而进程中的各个段可以离散地移入内存中不同的分区中。为使程序能正常运行，亦即，能从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置，应像分页系统那样，在系统中为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。每个段在表中占有一个表项，其中记录了该段在内存中的起始地址(又称为“基址”)和段的长度，如右图所示。段表可以存放在一组寄存器中，这样有利于提高地址转换速度，但更常见的是将段表放在内存中。

为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表长度TL。在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较。若S>TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号；若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的起始地址，然后，再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。若超过，即d>SL，同样发出越界中断信号；若未越界，则将该段的基址d与段内地址相加，即可得到要访问的内存物理地址。

下图示出了分段系统的地址变换过程。

像分页系统一样，当段表放在内存中时，每要访问一个数据，都须访问两次内存，从而极大地降低了计算机的速率。解决的方法也和分页系统类似，再增设一个联想存储器，用于保存最近常用的段表项。由于一般情况是段比页大，因而段表项的数目比页表项的数目少，其所需的联想存储器也相对较小，便可以显著地减少存取数据的时间，比起没有地址变换的常规存储器的存取速度来仅慢约10%～15%。

分段系统的一个突出优点，是易于实现段的共享，即允许若干个进程共享一个或多个分段，且对段的保护也十分简单易行。在分页系统中，虽然也能实现程序和数据的共享，但远不如分段系统来得方便。我们通过一个例子来说明这个问题。例如，有一个多用户系统，可同时接纳40个用户，他们都执行一个文本编辑程序(Text Editor)。如果文本编辑程序有160 KB的代码和另外40 KB的数据区，则总共需有 8 MB的内存空间来支持40个用户。如果160 KB的代码是可重入的(Reentrant)，则无论是在分页系统还是在分段系统中，该代码都能被共享，在内存中只需保留一份文本编辑程序的副本，此时所需的内存空间仅为1760 KB(40×40+160)，而不是8000 KB。

假定每个页面的大小为4 KB，那么，160 KB的代码将占用40个页面，数据区占10个页面。为实现代码的共享，应在每个进程的页表中都建立40个页表项，它们的物理块号都是21#～60#。在每个进程的页表中，还须为自己的数据区建立页表项，它们的物理块号分别是61#～70#、71#～80#、81#～90#，…，等等。下图是分页系统中共享editor的示意。

在分段系统中，实现共享则容易得多，只需在每个进程的段表中为文本编辑程序设置一个段表项。下图是分段系统中共享editor的示意图。

可重入代码(Reentrant Code)又称为“纯代码”(Pure Code)，是一种允许多个进程同时访问的代码。为使各个进程所执行的代码完全相同，绝对不允许可重入代码在执行中有任何改变。因此，可重入代码是一种不允许任何进程对它进行修改的代码。但事实上，大多数代码在执行时都可能有些改变，例如，用于控制程序执行次数的变量以及指针、信号量及数组等。为此，在每个进程中，都必须配以局部数据区，把在执行中可能改变的部分拷贝到该数据区，这样，程序在执行时，只需对该数据区(属于该进程私有)中的内容进行修改，并不去改变共享的代码，这时的可共享代码即成为可重入码。