簡介
如果說推動存儲管理方式從固定分區到動態分區分配，進而又發展到分頁存儲管理方式的主要動力，是提高記憶體利用率，那么，引入分段存儲管理方式的目的，則主要是為了滿足用戶(程式設計師)在編程和使用上多方面的要求。在 分段存儲管理方式中，作業的地址空間被劃分為若干個段，每個段定義了一組邏輯信息。例如，有主程式段 MAIN、子程式段 X、數據段 D 及棧段 S 等。每個段都有自己的名字。為了實現簡單起見，通常可用一個段號來代替段名，每個段都從 0開始編址，並採用一段連續的地址空間。段的長度由相應的邏輯信息組的長度決定，因而各段長度不等。整個作業的地址空間由於是分成多個段，因而是二維的，亦即，其邏輯地址由段號(段名)和段內地址所組成。
段表引入主要在記憶體中找到每個邏輯段所對應的位置，每個段在段表都有一個表項，記錄了該段在記憶體中的起始地址(又稱為 “基址” )和段的長度。起始地址是指邏輯地址映射到記憶體起始地址，段長是指段的長度，可以檢查地址是否越界。
分段存儲管理
概述
分段存儲管理的基本原理是：按程式的邏輯結構，以段為單位劃分，各個段的長度因程式而異。為了說明邏輯段的各種屬性，系統為每一個段建立一個段表（駐留在記憶體），記錄段的若干信息，如段號、段起點、段長度和段裝入情況等。CPU通過訪問段表，判斷該段是否已調入主存，並完成邏輯地址與物理地址之間的轉換。
邏輯地址由段號S和段內地址W組成，段號S相當於邏輯段的段名，它表示該邏輯段的起始地址。在進行地址轉換時，作業系統用S檢索段表，段表中記錄的信息1表明該段已調入主存，b是S段裝入主存的起始地址，因此該邏輯地址對應的物理地址為b+W。
在分段存儲管理方式中，由於段的分界與程式的自然分界相對應，所以具有邏輯獨立性，易於程式的編譯、管理、修改和保護，也便於多道程式共享。但是，因為段的長度參差不齊，起點和終點不定，給主存空間分配帶來了麻煩，容易在段間留下不能利用的“零頭”，造成浪費。
分段存儲管理方式的引入
引入分段存儲管理方式，主要是為了滿足用戶和程式設計師的下述一系列需要：
1) 方便編程
通常，用戶把自己的作業按照邏輯關係劃分為若干個段，每個段都是從 0 開始編址，並有自己的名字和長度。因此，希望要訪問的邏輯地址是由段名(段號)和段內偏移量(段內地址)決定的。例如，下述的兩條指令便是使用段名和段內地址：
LOAD 1，[A] |〈D〉 ；
STORE 1，[B] |〈C〉 ；
其中，前一條指令的含義是將分段 A 中 D 單元內的值讀入暫存器 1；後一條指令的含義是將暫存器 1 的內容存入 B 分段的 C 單元中。
2) 信息共享在實現對程式和數據的共享時，是以信息的邏輯單位為基礎的。比如，共享某個例程和函式。分頁系統中的“頁”只是存放信息的物理單位(塊)，並無完整的意義，不便於實現共享；然而段卻是信息的邏輯單位。由此可知，為了實現段的共享，希望存儲管理能與用戶程式分段的組織方式相適應。
3) 信息保護
信息保護同樣是對信息的邏輯單位進行保護，因此，分段管理方式能更有效和方便地實現信息保護功能。
4) 動態增長
在實際套用中，往往有些段，特別是數據段，在使用過程中會不斷地增長，而事先又無法確切地知道數據段會增長到多大。前述的其它幾種存儲管理方式，都難以應付這種動態增長的情況，而分段存儲管理方式卻能較好地解決這一問題。
5) 動態連結
動態連結是指在作業運行之前，並不把幾個目標程式段連結起來。要運行時，先將主程式所對應的目標程式裝入記憶體並啟動運行， 當運行過程中又需要調用某段時， 才將該段(目標程式)調入記憶體並進行連結。可見，動態連結也要求以段作為管理的單位。
地址變換機構
段表為了實現從進程的 邏輯地址到 物理地址的變換功能，在系統中設定了段表暫存器，用於存放段表始址和段表長度 TL。在進行地址變換時，系統將邏輯地址中的段號與段表長度TL 進行比較。若 S>TL，表示段號太大，是訪問越界，於是產生越界中斷信號；若未越界，則根據段表的始址和該段的段號，計算出該段對應段表項的位置，從中讀出該段在記憶體的起始地址，然後，再檢查段內地址 d 是否超過該段的段長 SL。若超過，即 d>SL，同樣發出越界中斷信號；若未越界，則將該段的基址 d 與段內地址相加，即可得到要訪問的記憶體物理地址。
像分頁系統一樣，當段表放在記憶體中時，每要訪問一個數據，都須訪問兩次記憶體，從而極大地降低了計算機的速率。解決的方法也和分頁系統類似，再增設一個聯想存儲器，用於保存最近常用的段表項。由於一般情況是段比頁大，因而段表項的數目比頁表項的數目少，其所需的聯想存儲器也相對較小，便可以顯著地減少存取數據的時間，比起沒有地址變換的常規存儲器的存取速度來僅慢約 10%～15%。
