内存虚拟化

1. 动态重定位（base and bound）

基于硬件实现，通过基址寄存器(base)和界限寄存器(bound)。基址寄存器负责地址转换，界限寄存器用于确保这个地址处于进程地址空间范围内（界限检查）。
这种将虚拟地址转换为物理地址的技术，就是所谓的地址转换技术，在这个过程中，硬件取得虚拟地址，然后将他转换为实际的物理地址，这种重定位是运行时发生的，所以被称为动态重定位。

真实物理地址 = 进程基址 +  进程中的虚拟地址

2. 分段（segmentation）

若使用动态重定位技术，可以发现，栈与堆之间有大量的空闲空间，如果将这个进程的整个地址空间放入物理内存，那么栈和堆之间的地址虽然没有被进程使用，但依然会占用实际的物理内存。此外，还有另一个问题，当剩余物理内存无法提供连续区域来放置完整的地址空间，显然无法为这个进程开辟独立的地址空间。

因此在动态重定位基础上更进一步的分段技术（同样是基于硬件的），通过使用三个段寄存器，使得虚拟地址空间中的稀疏空间（堆与栈之间的空闲空间）消除。具体原理是增加了对堆、栈、代码区的基址和界限详细描述规范，而不是仅规范了整个进程的基址和界限。通过细化的描述，消除了虚拟地址空间的空闲空间。并且通过对堆、栈、代码区的详细分段，使得进程的真实物理地址不必连续。提高了物理内存的利用率。

现在整个流程是 进程中的虚拟地址 -> 对应的分段的虚拟地址二进制形式（段基址 + 段偏移） -> 真实物理地址

真实物理地址 = 当前进程下具体某段的基址（段基址） + 当前进程下具体某段的偏移（段偏移） = 当前进程下具体某段的基址 + 虚拟地址 - 虚拟空间中段的偏移量   

注意： 在机器中，16KB虚拟地址的真实传递地址是14位的二进制，其中前两位用于标识段。后12位用于标识段偏移。计算可知，最大段偏移为4KB。

堆的虚拟地址-> 虚拟地址的二进制形式

以进程中虚拟地址4200为例，它处于堆区。它的段基址为34KB
从虚拟地址空间堆的虚拟地址偏移量为 4KB 。
真实物理地址 = 34KB + 4200 - 4KB
段偏移 = 4200 - 4KB = 4200 - 4096 = 104

下面计算其 虚拟地址的二进制形式
堆的二进制代号 01
段偏移 104 = 0x 0000 0110 1000

虚拟地址的二进制形式为 0x 01 0000 0110 1000

栈的虚拟地址 ->虚拟地址的二进制形式

进程中的虚拟地址 15KB， 处于栈区。 段基址为28KB。
虚拟地址空间 栈的虚拟地址偏移量为 16KB。
真实物理地址 = 28KB + 15KB - 16KB = 27KB。
段偏移 = -1 KB

下面计算其 虚拟地址的二进制形式
栈的二进制代号 11
段偏移 -1KB 由于段偏移最大为4KB 因此段偏移为 -1KB = 3KB = 0x 1100 0000 0000
虚拟地址的二进制形式为 0x 11 1100 0000 0000

3. 分页

分段可以使得虚拟地址空间内的未分配空间不会占用实际物理内存，但是没法解决实际物理内存的碎片问题，随着越来越多的物理内存未分配空间碎片化。新的程序将面临没有内存分配的尴尬，虽然剩余内存总量是够的，但是它们不连续，无法分配。

于是分页技术诞生了，分页的核心思想是将内存的使用按照固定大小分配，即划定某个固定量大小的内存为基本量，任何栈、堆、代码区的大小都是这个基本量的整数倍，这就是在物理内存中对应的页帧大小。这样做的优点有：方便了物理内存的分配，虚拟地址的栈、堆是连续的，这不意味着物理内存上的堆、栈也要连续，只要找到一定数量的页帧放入即可。
当然需要注意的是，如果仅仅使用简单的分页思想，是无法解决虚拟空间未分配空间对物理内存的占用问题。所以一般会结合分段一起使用。这样既可以使虚拟地址空间未分配空间不会占用物理内存，同时解决物理内存的碎片问题（虽然到处是碎片，但我有映射，不怕这个碎片）

分段、分页混合方法

与上文中所述的混合方法中的虚拟地址对应如下：

地址转换缓存TLB

分页技术中，虚拟地址与实际物理地址的映射称为页表（储存在内存中），如果不使用分段技术，显而易见，那么页表是巨大的，所以使用分段技术同时可以使得分页技术更加有效率。而且为了加速这个映射过程，在硬件上，有专门的技术来加速，称为快速地址转换缓存（TLB，translation-lookaside buffer)，对于每次内存访问，硬件都会检查TLB，看看其中是否有期望的映射，如果有，就完成这个转换。不需要访问页表。