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是为了解决每次执行指令都需要两次访问内存
命中--> 一次块表 + 一次内存 访问
p58
protection bit
valid/invalid bit attached to each entry in the page table
PTBR
页表基址寄存器 PTLR
页表线长寄存器
copy -> waste
share page ->
shared code
不管逻辑号是多少，为了共享，映射到物理号都是一样的
private code and data 其他的，都可以散落在其他逻辑号的页。
如果一个进程就超过了最大页表量该怎么办？
访问内存次数增长快，怎么办？
Hashed Page Table
1.页号放入哈希表里去，找到物理页框号
2.拿物理页框号对进行比对
3.如果..提取
查询效率更高，但是要解决冲突。
反置页表
好处：不用每个进程存一个页表，整个系统就只需要维护一张表
坏处：
1.检索时间开销比较大
2.还是可以用hash table来优化检索效率，不需要比对，直接映射
段长 长度可变
分段，段是单元
分页，页是单元
STBR …基址…
STLR …线长…
segment table: base + limit
base(contains the starting physical address where the segments reside in memory)
limit(specifies the length of segment)
不能直接映射，因为页表页的大小一样可以随便映射，但是段的大小不一，不能直接映射。
与分页最大的不同是？ 不是叠加而是直接相加，因为得到的直接是基地址，而不是物理页框号
##总结
分页：面向系统 离散 解决了外部碎片 但是存在少量内部碎片 提高了内存利用率 页是最小单元 依赖硬件 维度是1维的
分段：面向用户 离散 段是最小单元 依赖程序本身 维度是2维的
分段分页都涉及到了 操作系统，cpu，用户程序， 第一件事就是分离地址工作,是谁做的,cpu做的(上面的mmu)， 第二件事是查表映射，是谁做的，cpu做的（上面的mmu），
第三件事是页表段表内容的更新，操作系统做的 第四件事是叠加（或直接相加），cpu做的。
操作系统做了什么？
页表段表内容的更新