分页存储管理方式不方便实现信息的共享和保护，而分段存储管理方式需要连续的内存空间且会产生外部碎片。为此，段页式管理方式被提了出来， 它结合了两者的优点。
在段页式管理方式中，程序仍然按照自身的逻辑关系划分为若干个段，而操作系统以页为单位为这些段分配内存空间，每个段的页面都从 0 开始编号，页之间不需要相邻。 (换种方式来说，在段页式管理方式中，它先对程序进行分段，然后再对段进行分页) 操作系统通过为进程建立段表和页表来存放地址空间的映射关系。
与其它分配管理方式相同，它也是给出目标内存单元的逻辑地址，然后由地址变换机构转换为具体的物理地址进而访问目标内存单元。 不同的是，它的一次内存访问需要 3 次访存操作，首先需要查询段表，然后再查询页表才能完成地址的转换，进而访问目标内存单元。 这个问题同样可以通过引入快表来优化。
一些概念：
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段表
每个进程都有一张段表，它以段号为下标来记录进程的段含有多少个页面以及其页表所在的页帧号。段表由段表项构成，段表项是按顺序连续存放在内存中的，这使得段号可以被隐式包含而不需要实际存储。
段基址大小 = 必须足以表示最大物理地址，如果有 4G 内存那么需要 4B 大小。
段长度大小 = 2 ^ 段内偏移量所占位数。
段表项大小 = 段基址大小 + 段长度大小。
段表大小 = 段表中段表项个数 × 段表项大小。 -
页表
进程的每个段都有一张对应的页表，页表存储页号所对应的页帧号。页表由页表项构成，页表项同样是顺序连续存储的，得页号可以被隐式包含。 -
逻辑地址
由段号和页号以及页内偏移量构成，段号的位数决定了进程的最大段数，页号的位数决定了段的最大大小，页内偏移量决定了每个页的大小。 至于具体的位数构成，则是由实现来决定。
逻辑地址到物理地址变换的过程：
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根据逻辑地址计算段号 S 和页号 P 以及页内偏移量 W。
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比较段号 S 和段表长度 M，如果 S >= M 则触发越界中断。
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从段表中取出段号所对应的段表项。(段表中段号 P 对应的段表项地址 = 段表始址 + 段号 * 段表项大小)
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根据段表项中所存储的页表长度，检查页号是 P 否超出，超出则触发越界中断。
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根据段表项中所存储的页帧号访问页表。
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从页表中取出页号所对应的页帧号。(页表中页号 P 对应的页表项地址 = 页表始址 + 页号 * 页表项大小，取出该页表项内容 b，即页帧号)
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计算实际物理地址 = b * 页面大小 + W。