地址重定位
内存可直接寻址的是物理地址，物理地址是固定的；相对的有逻辑地址（虚拟地址），用户程序经过编译汇编后形成目标代码，目标代码采用的首地址为0，其余地址都对应于首地址而编址。而逻辑地址和物理地址的相互转化称为地址重定位
静态重定位
当用户程序加载到内存时，一次性实现逻辑地址到物理地址的转换，当程序位置改变，地址需要重新计算
动态重定位
在进程执行过程中进行地址变换，即逐条指令执行时完成地址转换，需要重定位寄存器（内存管理单元，Memory Management Unit）的支持，MMU存储进程的首地址，计算物理地址时，由逻辑地址+首地址得出
空闲内存管理
等长划分
数据结构由位图支持，每个分配单元对应位图中的一位，0表示空闲，1表示占用
不等长划分
由空闲区表和已分配区表共同管理，表中每一项记录空闲或已分配区的起始地址、长度、标志
不等长划分的内存分配算法
- 首次适配：在空闲区表中从头到尾找到第一个满足进程要求的空闲区
- 下次适配：记录上次找到的空闲区地址，下次从这个地址往下查找
- 最佳适配：查找整个空闲区表，找到能够满足进程要求的最小空闲区
- 最差适配：与最佳适配相反，找最大空闲区
回收问题
当某一块已分配的内存块归还后，前后空闲空间需合并，修改内存空闲区表
分四种情况：
- 上相邻：合并到上相邻的空闲区表中
- 下相邻
- 上下都相邻：合并空闲区表记录
- 上下都不相邻：新增记录
空间块链表
其中的典型为linux的伙伴系统，主要思想将内存按2的幂进行划分，组成若干空间块链表，分配时查找该链表能满足进程需求的最佳匹配块，查找方式是二分法，如果申请的空间大小s满足2^(U-1) < s <= 2^U，则分配整个块，否则将块划分成两个2^(U-1)的块
回收的时候如果归还的内存块旁边有大小正好相等的内存块，则合并成一个空闲块，依次向上递归
内存管理方案
进程进入内存一片连续的区域有以下方案：
- 单一连续区：只有一个进程在内存
- 固定分区：内存分为若干分区，每个分区大小可不同但固定不变，而且只能装载一个进程
- 可变分区：根据进程需要分割内存并分配，剩余部分成为新的空闲区
进程进入内存中若干不连续的区域有以下方案：
1、页式存储
用户进程被划分为大小相等的部分，称为页（page），从0开始编号；
物理内存按同样的大小划分，称为页框（page frame）。页面尺寸通常为2^N，典型的有4k或4M大小
内存分配规则以页为单位，按进程需要的页数分配，逻辑上相邻的页，物理上不一定相邻
逻辑地址由页号和页内地址组成，举例来说：
假如系统是32位（地址由32位组成），页面尺寸为4K（2^12），逻辑地址即为
进程地址空间和物理内存的转换通过
页表 查找的方式实现
- 页表中的每条记录记录了逻辑页号与页框号的对应关系
- 每个进程都有一个页表，页表的指针存放在进程控制块PCB中
物理内存用位图管理
页式存储存在的问题：会造成最后一页的部分空间浪费，即产生内碎片
2、段式存储
与页式存储相似，只不过内存的划分是不等长的，用空闲区表和已分配表管理内存分配
3、段页式存储
结合页式和段式存储，逻辑地址的数据结构如下
段表记录了每一段的页表起始地址和页表长度；页表记录逻辑页号与页框号的对应关系
一个进程只有一个段表，一个段表里存放多个页表的起始地址和长度
地址转换的过称为，逻辑地址先拿到段号，去段表查到段号所对应的页表起始地址，再通过页号查页表所在的页，然后把页内地址加到页的起始地址上得到真实的物理地址