把物理内存切成固定大小的块叫页框（Frame）；把进程逻辑地址空间也切成同样大小的块叫页（Page）。
通过页表（Page Table）建立映射，CPU 访问时硬件自动查表完成地址转换。
页大小通常是 4KB（2 的 n 次方），页内偏移直接作为物理地址低位是硬件实现的关键。
32 位系统页大小 4KB → 偏移 12 位，剩余 20 位用于页号。
一级页表需 2²⁰ = 1M 个页表项，每个进程 4MB 页表！100 个进程 = 400MB，太浪费。
→ 引入多级页表：只给实际使用的二级页表分配内存，大幅节省空间。
每次内存访问都先查页表 → 两次内存访问，速度慢一倍。
→ 引入 TLB：CPU 内的专用高速缓存，存最近用过的页号→页框号映射。
TLB 命中 → 只需一次内存访问！命中率通常 > 99%。
分页是物理角度划分（固定大小，对程序员透明），分段是逻辑角度划分。
程序天然分为：代码段、数据段、堆、栈，每段有独立的段号 + 段内偏移。
通过段表记录每段的基址（Base）和界限（Limit），访问时先查段表，再做越界检查。
分段中，段大小不一，分配释放后会在内存中留下外部碎片（不连续的小空闲区）。
解决方法：内存紧缩（Compaction） — 把所有已分配段向一端移动，合并空闲区。代价是移动成本高。
分段和分页各有优劣 → 段页式 = 分段 + 分页，取两者之长！
思路：先按逻辑分段（方便共享和保护），每段内部再按固定大小分页（消除外部碎片）。
地址结构：段号 | 页号 | 页内偏移，每个段有一张页表，系统有一张段表。
| 对比维度 | 分页 | 分段 | 段页式 |
|---|---|---|---|
| 划分依据 | 物理角度，固定大小 | 逻辑角度，不定长 | 先逻辑分段，段内分页 |
| 块大小 | 固定（如 4KB） | 不固定 | 段不定长，页固定 |
| 碎片问题 | 内部碎片 | 外部碎片 | 无外部碎片，有少量内部碎片 |
| 共享与保护 | 困难 | 方便 | 方便 |
| 表结构 | 页表（可能多级） | 段表（基址+界限） | 段表 + 每段的页表 |
| 地址转换 | 页号→查页表→页框号+偏移 | 段号→查段表→基址+偏移（需越界检查） | 段号→段表→页表→页框+偏移 |
| 典型应用 | 大多数 OS（Linux、Windows） | 已基本被扁平模型取代 | Intel x86 底层 |
🔹 分页：内存切成等大"块"，用页表映射，解决外部碎片，但有内部碎片。
🔹 分段：按程序逻辑分"段"，每段大小不一，方便共享保护，但有外部碎片。
🔹 段页式：先分段再分页，集两家之长，但地址转换需两次查表，依赖 TLB 加速。