内存的基本知识
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内存作用
内存可存放数据。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理——缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾
补充单位
指令的工作原理
写代码之后，经过编译之后会形成指令，然后建立对应的进程，程序段存放指令部分，数据段存放数据，当CPU开始执行的时候，会从程序段中拿出一条指令，指令分为三部分，第一部分指的是进行哪些操作，第二部分和第三部分指的是数据内容，指令1指的是将数据从数据段传输到寄存器中，指令2指的是将寄存器中的10进行+1，指令3指的是将寄存器中的11传输到数据段中。
当内存的物理地址起始位置是0的时候，
当装入内存的起始位置不是0的时候，如果不进行物理地址转换，会出现错误。
指令0存放在100的位置，但是执行指令0的时候，会将数据写入79，但是79属于其他进程，所以会出现错误。
三种装入方式
程序经过编译，链接之后生成的是地址是逻辑地址，为了转换成内存的物理地址，有三种方式转变成物理地址。
绝对装入
在编译阶段完成物理地址的转换。
绝对装入：在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。
静态重定向装入
在模块装入内存时候进行地址转换。
静态重定位：又称可重定位装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位”，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）。
动态运行时装入
动态重定位：又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。
从写程序到程序运行
编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译为机器语言）
链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块
装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行
三种链接方式
经过编译自后，会生成很多的模块，先将这些模块合并成一个大模块，然后将这个大模块装入内存。
静态链接
静态链接：在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开。
装入时动态链接
将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。
运行时动态链接
运行时动态链接：在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。
总结
内存管理的概念
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内存空间的分配与回收
内存空间的扩展
地址转换
内存保护
内存保护可采取两种方法：
方法一：在CPU中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
内存保护可采取两种方法：
方法二：采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。
总结
覆盖与交换
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覆盖技术
一个固定区 + 若干个覆盖区
必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史。
交换技术
交换（对换）技术的设计思想：内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘间动态调度）
中级调度（内存调度），就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存。
暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态（挂起态，suspend）
挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态
-
应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？
具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
-
什么时候应该交换？
交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如：在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程；如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。 -
应该换出哪些进程？
可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间…
知识总结
连续分配管理方式
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连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
单一连续分配
在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据。内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。
优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护（eg：早期的 PC 操作系统 MS-DOS）。
缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低。
内部碎片：就是对于但已连续分配而言，整个用户区都是分配给进程A的，但是A并没有将分配的所有内全部使用掉，所以就会产生内部碎片。
固定分区分配
20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，为了能在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰，于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式。
分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合（比如：钢铁厂有n个相同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放n个炼钢炉控制程序）
分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）
操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）。
当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改状态为“已分配”。
优点：实现简单，无外部碎片。
缺点：a. 当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能；b. 会产生内部碎片，内存利用率低。
动态分区分配
动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。（eg：假设某计算机内存大小为 64MB，系统区 8MB，用户区共 56 MB…）
- 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？
- 当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？
- 如何进行分区的分配与回收操作？假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”…
动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。
动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。
内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
外部碎片：内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。
如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求，但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些“碎片”不能满足进程的需求。可以通过紧凑（拼凑，Compaction）技术来解决外部碎片。
总结
动态分区分配算法
动态分区分配算法：在动态分区分配方式中， 当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？
首次适应算法
算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。
如何实现：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
最佳适应算法
算法思想：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区。
如何实现：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
最坏适应算法
又称 最大适应算法（Largest Fit）
算法思想：为了解决最佳适应算法的问题——即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。
如何实现：空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
邻近适应算法
算法思想：首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查
找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。
如何实现：空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
总结
基本分页存储管理的基本概念
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连续分配：为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。
非连续分配：为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间。
地址空间
分页存储
内存：划分为很多的小块，每一个小块就是一个页框。
进程：分为很多的小块，每一个小块是一个页面。
页面大小和页框大小是一样的。
页表
为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。
**问题一：**每个页表项占多少字节？
Eg：假设某系统物理内存大小为 4GB，页面大小为 4KB，则每个页表项至少应该为多少字节？
解：总内存大小是4GB，页面大小是4kb，等同于说是页框大小也是4kb，那就是说可以划分为220 个页框，所以内存块号的范围是0-220-1。
所以一个页框号至少需要使用20bit来表示。所以至少需要使用3B来表示页框大小。（3*8bit）
假设页表中的各页表项从内存地址为 X 的地方开始连续存放…
如何找到页号为 i 的页表项？
i 号页表项的存放地址 = X + 3*i
因此，页表中的页号可以是隐含的，即页号不占用存储空间
由于页号是隐含的，因此每个页表项占3B，存储整个页表至少需要 3(n+1)B*
如何实现地址的转换
进程在内存中连续存放时候
将进程地址空间分页
确定页号、页内偏移量
Eg：在某计算机系统中，页面大小是50B。某进程逻辑地址空间大小为200B，则逻辑地址 110 对应的页号、页内偏移量是多少？
如何计算：
页号 = 逻辑地址 / 页面长度 （取除法的整数部分）
页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度（取除法的余数部分）
页号 = 110 / 50 = 2
页内偏移量 = 110 % 50 = 10
逻辑地址可以拆分为（页号，页内偏移量）
通过页号查询页表，可知页面在内存中的起始地址
页面在内存中的起始地址+页内偏移量 = 实际的物理地址
在计算机内部，地址是用二进制表示的，如果页面大小 刚好是 2 的整数幂，则计算机硬件可以很快速的把逻辑地址拆分成（页号，页内偏移量）
假设某计算机用32 个二进制位表示逻辑地址，页面大小为 4KB = 212 B = 4096B
0号页的逻辑地址范围应该是 0~4095，用二进制表示应该是：
00000000000000000000000000000000 ~ 00000000000000000000111111111111
1号页的逻辑地址范围应该是 4096~8191，用二进制表示应该是：
00000000000000000001000000000000 ~ 00000000000000000001111111111111
2号页的逻辑地址范围应该是 8192~12287，用二进制表示应该是：
00000000000000000010000000000000 ~ 00000000000000000010111111111111
结论：如果每个页面大小为 2 K B，用二进制数表示逻辑地址，则末尾 K 位即为页内偏移量，其余部分就是页号
总结：页面大小 刚好是 2 的整数幂有什么好处？
①逻辑地址的拆分更加迅速——如果每个页面大小为 2 K B，用二进制数表示逻辑地址，则末尾 K 位即为页内偏移量，其余部分就是页号。因此，如果让每个页面的大小为 2 的整数幂，计算机硬件就可以很方便地得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量，而无需进行除法运算，从而提升了运行速度。
②物理地址的计算更加迅速——根据逻辑地址得到页号，根据页号查询页表从而找到页面存放的内存块号，将二进制表示的内存块号和页内偏移量拼接起来，就可以得到最终的物理地址。
逻辑地址结构
分页存储管理的逻辑地址结构如下所示：
地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量 W。在上图所示的例子中，地址
长度为 32 位，其中 0~11位 为“页内偏移量”，或称“页内地址”；12~31 位为“页号”。
如果有 K 位表示“页内偏移量”，则说明该系统中一个页面的大小是 2 K 个内存单元
如果有 M 位表示“页号”，则说明在该系统中，一个进程最多允许有 2 M 个页面
总结
基本地址变换机构
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结合上一小节理解基本地址变换机构（用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构）的原理和流程 还是属于基本分页存储管理
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F 和页表长度M。
进程未执行时，页表的始址 和 页表长度 放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系
统内核会把它们放到页表寄存器中。
注意：页面大小是2的整数幂
设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F 和页表长度M。
进程未执行时，页表的始址 和 页表长度 放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。
注意：页面大小是2的整数幂
设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：
①计算页号 P 和页内偏移量W（ 如果用十进制数手算，则 P=A/L，W=A%L；但是在计算机实际运行时，逻辑地址结构是固定不变的，因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页
内偏移量）
②比较页号P 和页表长度M，若 P≥M，则产生越界中断，否则继续执行。（注意：页号是从0开始的，而页表长度至少是1，因此 P=M 时也会越界）
③页表中页号P对应的页表项地址 = 页表起始地址F + 页号P * 页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。（注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间；页面大小指的是一个页面占多大的存储空间）
④计算 E = b * L + W，用得到的物理地址E 去访存。（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了）
例：若页面大小L 为 1K 字节，页号2对应的内存块号 b = 8，将逻辑地址 A=2500 转换为物理地址E。
等价描述：某系统按字节寻址，逻辑地址结构中，页内偏移量占10位，页号2对应的内存块号 b = 8，将逻辑地址 A=2500 转换为物理地址E。
页内偏移量如果是10位的话，就相当于在二进制中，有十位数来表示一个页面的大小，就是有210bit。
①计算页号、页内偏移量
页号P = A/L = 2500/1024 = 2； 页内偏移量 W = A%L = 2500%1024 = 452
②根据题中条件可知，页号2没有越界，其存放的内存块号 b = 8
③物理地址 E = b * L + W = 8 * 1024 + 425 = 8644
所以他的物理地址是8644。
总结
具有快表的地址变换机构
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什么是快表
快表，又称联想寄存器（TLB， translation lookaside buffer ），是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB不是内存！），用来存放最近访问的页表项的副本，**可以加速地址变换的速度。**与此对应，内存中的页表常称为慢表。
引入快表后，地址的变换过程
① CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
② 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。
③ 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换）由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。
例：某系统使用基本分页存储管理，并采用了具有快表的地址变换机构。访问一次快表耗时 1us，访问一次内存耗时 100us。若快表的命中率为 90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少？
(1+100) * 0.9 + (1+100+100) * 0.1 = 111 us
有的系统支持快表和慢表同时查找，如果是这样，平均耗时应该是 (1+100) * 0.9 + (100+100) * 0.1 =110.9 us
若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要 100+100 = 200us
显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。
能否把整个页表都放在 TLB 中？
局部性原理
时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）
这个程序执行时，会很频繁地访问 10号页面、23号页面上小节介绍的基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都需要查询内存中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查到的都是同一个页表项
知识回顾
TLB 和 普通 Cache 的区别——TLB 中只有页表项的副本，而普通 Cache 中可能会有其他各种数据的副本
两级页表
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单级页表存在的问题
某计算机系统按字节寻址，支持 32 位的逻辑地址，采用分页存储管理，页面大小为4KB，页表项长度为 4B。
页面大小指的是将进程划分为很多个小块，每一个块指的是一个页面，所以就是进程中的一个小块大小是4KB，页表项指的是讲一个页表划分为很多个块，一个小块就是一个页表项。页表项长度指的是一个页表的长度大小。
4KB = 212B，因此页内地址（偏移量）要用12位表示，剩余 20 位表示页号。
页面针对的是进程，逻辑地址前半部分是与页表的页号对应的，逻辑地址的后半部分是与内存块中的偏移量对应，她俩的偏移量是对应的。
因此，该系统中用户进程最多有 220页。相应的，一个进程的页表中，最多会有 2 20 = 1M = 1,048,576 个页表项，所以一个页表最大需要 2 20 * 4B = 2 22 B，共需要 2 22 /2 12 = 2 10 个页框存储该页表。
根据页号查询页表的方法：K 号页对应的页表项存放位置 = 页表始址 + K * 4
要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项
根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存。
问题一：页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。
问题二：没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面
把页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表
两级页表的原理、地址结构
如何实现地址变换
先按照地址结构将很长的逻辑地址转换成三部分，第一部分是一级页号，第二部分是二级页号，第三部分是页面偏移量。从PCB中读取到页面目录的起始地址，就是读取到页面目录的左边，然后一一对照找到右面的内存块号，根据内存块号从内存中将二级信息提取出来，然后二级页号找到右半部分的对应的内存块号，根据内存块号从内存中找到对应的信息。
就比如说找的是第四块内存，一块大小是1024，所以先算前面的三块，最后加上他的偏移量即找到了他的物理地址。
基本分段存储管理方式
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分段
进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名（在低级语言中，程序员使用段名来编程），每段从0开始编址。
内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
程序员写的是段名，就是类似于方法名，在编译的过程中，机器就自动将段名转换成段号。
分段系统的逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。如：
段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
在上述例子中，若系统是按字节寻址的，则
段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有 2 16 = 64K 个段
段内地址占 16位，因此每个段的最大长度是 2 16 = 64KB。
段表
问题：程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。
- 每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（又称“基址”）和段的长度。
- 各个段表项的长度是相同的。例如：某系统按字节寻址，采用分段存储管理，逻辑地址结构为（段号16位, 段内地址16位），因此用16位
即可表示最大段长。物理内存大小为4GB（可用32位表示整个物理内存地址空间）。因此，可以让每个段表项占 16+32 = 48位，即6B。由
于段表项长度相同，因此段号可以是隐含的，不占存储空间。若段表存放的起始地址为 M，则 K号段对应的段表项存放的地址为 M + K*6。
基址位置占32位，因为物理地址最大是32位，所以需要将32位都要存在的。
段长指的是这一个段的大小，因为在分段存储中，每一个段大小都是不确定的，所以就需要存储段的大小，一个段最大值是16位。
地址变换
逻辑地址是（2,1024），先检查段号是否越界，如果段号没有越界的话，则在段表寄存器中找到段表起始地址F，然后将F + 段号 * 段表项长度，然后根据段号映射出内存的基地址位置，然后将基地址位置 + 段内地址相加，就可以得到物理的内存地址。
分段、分页管理的对比
页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。
页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。
分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。
分段比分页更容易实现信息的共享和保护。
不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的（比如，有一个代码段中有很多变量，各进程并发地同时访问可能造成数据不一致）
分段、分页管理的对比
页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
段是信息的逻辑单位。分页的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。
页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。
分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。
分段比分页更容易实现信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的
访问一个逻辑地址需要几次访存？
分页（单级页表）：第一次访存——查内存中的页表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存
分段：第一次访存——查内存中的段表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存
与分页系统类似，分段系统中也可以引入 快 表 机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度。
总结
段页式管理方式
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分页、分段的优缺点分析
分段 + 分页 = 段页式管理
将进程按逻辑模块分段，再将各段分页（如每个页面4KB）再将内存空间分为大小相同的内存块/页框/页帧/物理块进程前将各页面分别装入各内存块中。
段页式管理的逻辑地址结构
段表、页表
