操作系统简单总结——内存管理及虚拟内存
内存管理基本概念
装载页。重定位
所谓重定位就是要把代码里出现的地址转换为实际的物理内存地址。
保护
进程之间都有自己的代码段数据段之类的，进程需要对各自的代码数据进行保护，举个例子，用户进程就不能访问OS操作系统的相关代码数据。
实现保护机制由CPU硬件完成，最重要的一个是程序状态字寄存器，还有就是基址寄存器，限长寄存器。
内存管理之分区管理
静态分区
系统启动的时候内存区域相应划分好，由OS进行维护分区表。缺点比较明显，进程数由于分区数确定而确定，容易产生区内碎片等。
动态分区
OS从可用内存空闲区域中划分出区域给进程，运行完回收，若相邻内存空闲则合并。动态分区提高了内存的利用率，但是容易产生区间外碎片。
动态分区分配策略：
FF(首次适配)
NF（下次适配）
BF（最佳适配）
WF（最差适配）
liunx,unix采用伙伴系统分配内存页框。就是相邻两个
页框块（帧块），大小
必须一样。帧长4KB：帧数1,2,4,8,16,32…，尺寸4,8,16,32,64,128KB…
内存管理之分段机制
程序员或编译器将程序按逻辑上有完整意义的段划分，段长不固定。
每个进程维护一个段表。
分段机制在具体机器上实现不一样，可以结合汇编程序的代码段，数据段，堆栈段等进行理解，比如X86机器的段长不超过64kb。
逻辑地址与物理地址一个对应一个，只不过逻辑地址把一个地址给力人为划分，而物理地址则没有。举个例子：我的学号是20140127，2014是什么我也不知道，01是我的班级号，27是我的班级排号。当我把学号给另一个人，他知道学号是按照班级分的，所以他会先去查一下01是哪个班级，然后再去找27这个人。
地址转换是CPU自动完成的，怎么转要看OS是怎么管理内存。不需编程人员考虑。
内存管理之分页机制
在该内存模型中，页框是用来装载磁盘中的页的。(页，同样大小的逻辑块，大小一般是4KB,由系统决定)。
OS把进程按照页框大小把需要进程分为一页一页的，为进程离散分配内存帧，这样每个进程的最后一页有内碎片，无外碎片，内存利用率高。
实现分页机制，关键是地址转换。
页式地址转换：由逻辑地址（页号，页内偏移量）和页表，得到物理地址。每一个进程都维护一个页表，而OS维护整个内存空闲页框表。
地址具体转换的过程与分段机制一个道理。
分页机制与分段机制实现相似，只是分页把内存粒度划分得更细罢了。
现在的操作系统管理内存一般都是段页式结合。
虚拟内存(只记录最主要的)
虚拟内存就是把整个磁盘当做是内存来使用。
既然虚拟内存是把整个磁盘当成是内存来用，那么逻辑上可用的整个内存地址（即逻辑地址，也就是虚拟地址）就是磁盘大小，而真正的内存并没有这么大。所以经常会发生缺页中断。
缺页中断发生就是因为访问了不在内存中的逻辑地址，这时候就需要去磁盘I/O把缺失的页装入内存，装完再重新执行发生中断的那条指令。因为这对程序员是不可见的，整个过程中内存就好像是整个磁盘那么大。
当然，如果速度很慢的话，那虚拟内存就没什么用了。所以为了提高驻留集的命中率，最常用的是引入快表（TLB），里面存放着最常用的页。如何提高速度？因为虚拟地址需要转换，转换会有一个查询页表的过程，页表每个进程都有一个，存放着进程的页到内存页框（帧）的映射，得到地址的话（不缺页），会再去该内存地址取数据；如果缺页了，会去磁盘I/O缺失的页，再去内存取数据。而快表就存放着最常用的进程的页（局部性原理），先访问快表能提高访问速率。
现代OS虚拟存储管理