如何将计算机上有限的物理内存分配给多个程序使用？
- 地址空间不隔离
- 内存使用率低
- 程序运行的地址不确定
虚拟内存
虚拟地址空间是指虚拟的、人们想象出来的地址空间，其实它并不存在，每个进程都有自己独立的虚拟空间，每个进程只能访问自己的地址空间，这样就能有效的做到了进程的隔离。
注： 虚拟储存的实现需要依赖硬件的支持，对于不同的CPU来说不同，但是几乎所有的硬件都采用MMU（Memory Management Unit）的部件来进行页映射。
分段
把一段与程序所需要的内存空间大小的虚拟空间映射到某个地址空间。
- 因为程序A和程序B被映射到了两块不同的物理空间区域，它们之间没有任何重叠，如果A程序访问虚拟空间的地址超出了0x00A00000这个范围，那么硬件就会判断这是一个非法访问，拒绝这个请求，所以做到了地址隔离。
- 对于每个程序来说，无论它们被分配到物理地址的那一个区域，都是透明的，它们不关心物理地址的变化，只要按照从地址0x0000000到0x00A00000来编写程序，放置变量，所以程序不再需要重定位
分页
当一个程序运行时，在某个时间段内，它只是频繁的用到了一小部分数据，程序的很多数据其实在一个时间段内都不会被用到。人们很自然的想到了更小粒度的内存分割和映射的方法，使得程序的局部性原理得到充分的利用，大大提高了内存的使用率。
- 进程1（VP0，VP5）和进程2（VP0，VP3，VP4，VP5）的虚拟地址映射到物理地址（PP0，PP2，PP2，PP3，PP4），可以看到有些虚拟空间被映射到同一个物理页，这样就实现了内存共享。
- 还有一部分位于磁盘中，如果进程需要用到这两个页时，操作系统就会接管进程，负责将虚拟地址从磁盘中读出来并装入内存，然后再与物理地址建立映射关系。
- 保护也是页映射的目的之一，每个页可以设置权限属性，而只有操作系统有权限修改这些属性，那么操作系统就可以保护自己和保护进程了。
PAE
原先的32位地址只能访问最多4GB的物理内存，但是自从扩展至36位地址线以后，Intel修改了页映射方式，使得新的映射方式可以访问到更多的物理内存，Intel把这个地址扩展方式叫做PAE（Physical Address Extension）
AWE
应用程序可以根据需求来选择申请和映射，比如一个应用程序0x10000000 ～0x20000000这一段256MB的虚拟地址空间用来做窗口，程序可以从高4GB的物理空间申请多个大小为256MB的物理空间，编号成A、B、C的等，然后根据需要将这个窗口映射到不同物理空间块，用到A时映射到A，用到B、C时再映射过去，叫做AWE（Address Windowing Extension），而Linux等UNIX类操作系统则采用mmap（）系统调用来实现
装载的方式
程序执行做需要的指令和数据必须在内存中才能够正常运行，最简单的办法就是将进程运行所需要的指令和数据全部装入内存中，这就是简单的静态装入。
由于内存的昂贵稀有，所需的内存大余物理内存，所以我们将程序最常用的部分驻留在内存中，不太常用的数据存放在磁盘里，这就是动态装入。覆盖装入和页映射就是两种很典型的动态装载方法。
覆盖装入（Overlay）
- 这个树状结构从任何一个模块到树的根（main）模块都叫调用路径，当该模块被调用时，整个调用路径上的模块都必须在内存中，已确保执行完毕后能正确返回至模块。
- 禁止跨树间调用。任意一个模块不允许跨过树状结构进行调用。
- 由于跨模块间的调用需要经过覆盖管理器，已确保所有被调用到的模块都能够正确的驻留在内存，而且一旦模块没有在内存中，还需要从磁盘或者其他存储器读取响应的模块，所以覆盖装入的速度肯定比较慢，是典型的利用时间换取空间的方法
页映射（Paging）
- 将内存和所有磁盘中的数据和指令按照page为单位划分为若干个页，以后所有的装载和操作的单位都是页，硬件规定页的大小为4096字节，8192KB等，那么512MB的物理内存就拥有512 * 1024 * 1024 /4096 = 131072 页。
- 假设32的机器有16KB的内存，每个页4096字节，则共有4个页（F0、F1、F2、F3），假设程序需有的指令和数据总和为32KB，那么程序被分为8个页（P0～P7）。很明显16KB的内存无法同时将32KB的程序装入，那么我们将按照动态装入的原理来进行整个装入过程。
- 如果只有4个页，那么程序能一直执行下去，但问题很明显不是，如果超过4个页，装载管理器必须作出抉择，放弃目前正在使用的4个内存中的其中一个。至于放弃那个页有多种算法：比如F0，先进先出；比如很少访问的F2，最少使用法
页错误（Page Fault）
一些存储在磁盘中的数据，在CPU执行这个地址指令时，发现页面是一个空的页面，于是他就认为这是一个页错误，CPU将控制权交给操作系统，操作系统有专门处理例程来处理，操作系统将查询这个数据结构，然后找到空页面所在的VMA，计算相应的页面在可执行文件中的偏移，然后再物理内存中分配一个物理页面，将进程中该虚拟页与分配的物理页之间建立映射，然后再交给进程去执行。
进程虚拟空间分布
ELF文件被映射时，是以页长度为单位的，每个段在映射时的长度应该是系统页长度的整倍数，如果不是，多余的部分页将占领一个页，造成了内存空间的大量浪费。而在ELF文件中，段的权限直邮为数不多的几种组合：
- 以代码段为代表的权限为可读可执行的段
- 以数据段和BSS段为代表的权限为可读可写的段
- 以只读数据段为代表的权限为只读的段
那么对于相同的段，我们把他们合并在一起当成一个段来映射，ELF可执行文件引入一个概念叫做Segment，一个segment包含一个或多个section，这样很明显的减少了页面内部的碎片，节省了空间
段地址对齐
假设一个ELF执行文件，它有三个段需要装载，SEG0 、SEG1、SEG2，如图:
| 段 | 起始虚拟地址 | 大小 | 有效字节 | 偏移 | 权限 |
|---|---|---|---|---|---|
| SEG0 | 0x08048000 | 0x1000 | 127 | 34 | 可读可执行 |
| SEG1 | 0x08049000 | 0x3000 | 9899 | 164 | 可读可写 |
| SEG2 | 0x0804C000 | 0x1000 | 1988 | 只读 |
可以看到这种对齐方式在文件段的内部会有很多内部碎片，浪费磁盘空间，可执行文件总长度只有12014字节，却占了5个页。为了解决这个问题，UNIX系统采用了让那些个个段接壤的部分共用一个物理页面，将该物理页面映射两次，系统将它们映射两份到虚拟地址空间，其他的都按照正常的页粒度进行映射。
