我们可以把进程所使用的地址「隔离」开来，即让操作系统为每个进程分配独立的一套「虚拟地址」，互不干涉。每个进程都不能访问物理地址，至于虚拟地址最终怎么落到物理内存里，对进程来说是透明的。
操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。
如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。
于是，这里就引出了两种地址的概念：
- 我们程序所使用的内存地址叫做虚拟内存地址（Virtual Memory Address）
- 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）。
操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存
操作系统是如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系？主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页
内存覆盖
由于程序运行时并非任何时候都要访问程序及数据的各个部分（尤其是大程序），因此可以把用户空间分成为一个『固定区』和若干个『覆盖区』。将经常活跃的部分放在固定区，其余部分按照调用关系分段，首先将那些即将要访问的段放入覆盖区，其他段放在外存中，在需要调用前，系统将其调入覆盖区，替换覆盖区中原有的段
特点：打破了必须将一个进程的全部信息装入内存后才能运行的限制，但当同时运行程序的代码量大于主存时仍不能运行，另外，内存中能够更新的地方只有覆盖区的段，不在覆盖区的段会常驻内存
内存分段
程序是由若干个逻辑分段组成的，如可由代码分段、数据分段、栈段、堆段组成。不同的段是有不同的属性的，所以就用分段（Segmentation）的形式把这些段分离出来。
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择子和段内偏移量
- 段选择子就保存在『段寄存器』里面。段选择子里面最重要的是『段号』，用作段表的索引。段表里面保存的是这个段的『基地址、段的界限和特权等级』等。
- 虚拟地址中的段内偏移量应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段，每个段在段表中有一个项，在每一项中找到段的基地址，再加上偏移量，就能找到物理内存中的地址
如果要访问段 3 中偏移量 500 的虚拟地址，我们可以计算出物理地址为，段 3 基地址 7000 + 偏移量 500 = 7500。
分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它也有一些不足之处：
- 第一个就是内存碎片的问题
- 第二个就是内存交换的效率低的问题
这里的内存碎片的问题共有两处地方：
- 外部内存碎片，也就是产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载；
- 内部内存碎片，程序所有的内存都被装载到了物理内存，但是这个程序有部分的内存可能并不是很常使用，这也会导致内存的浪费；
解决外部内存碎片的问题就是内存交换。
内存分页
分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫页（Page）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。
虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射
页表是存储在内存里的，内存管理单元 （MMU）就做将虚拟内存地址转换成物理地址的工作。
而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
由于内存空间都是预先划分好的，也就不会像分段会产生间隙非常小的内存，这正是分段会产生内存碎片的原因。而采用了分页，那么释放的内存都是以页为单位释放的，也就不会产生无法给进程使用的小内存。
如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的「最近没被使用」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。一旦需要的时候，再加载进来，称为换入（Swap In）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。
更进一步地，分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不真的把页加载到物理内存里，而是只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址
- 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；
- 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；
- 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址。
多级页表
段页式内存管理
段页式内存管理实现的方式：
- 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是前面提到的分段机制；
- 接着再把每个段划分为多个页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；
这样，地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
用于段页式地址变换的数据结构是每一个程序一张段表，每个段又建立一张页表，段表中的地址是页表的起始地址，而页表中的地址则为某页的物理页号
段页式地址变换中要得到物理地址须经过三次内存访问：
- 第一次访问段表，得到页表起始地址；
- 第二次访问页表，得到物理页号；
- 第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址。
可用软、硬件相结合的方法实现段页式地址变换，这样虽然增加了硬件成本和系统开销，但提高了内存的利用率
Linux内存管理
以32位机器为例
用户空间内存，从低到高分别是 7 种不同的内存段：
- 程序文件段（.text），包括二进制可执行代码
- 已初始化数据段（.data），包括静态常量
- 未初始化数据段（.bss，Block Storage Start），包含未初始化的全局变量和静态变量，以及所有初始化为0的全局或静态变量，在目标文件中不占据实际的空间，仅仅是一个占位符，运行时，在内存中分配这些变量，初始值为0
- 堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长
- 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长
- 栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是8MB
在这7个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的malloc()或mmap()，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存
