前面已经说过，将程序存储在内存中分为三步：
- 在编译阶段将一个完整的程序分为好几段；
- 在内存中找到空闲的空间来存储这些程序段；
- 将每个程序段存储在找到的空闲内存中，并将基地址存储在进程控制块 PCB 的 LDT 表中。
这一章节就要详细描述第二步。
L21 内存分区与分页
前面已经说过，将程序存储在内存中分为三步：
- 在编译阶段将一个完整的程序分为好几段；
- 在内存中找到空闲的空间来存储这些程序段；
- 将每个程序段存储在找到的空闲内存中，并将基地址存储在进程控制块 PCB 的 LDT 表中。
这一章节就要详细描述第二步。
内存分区
内存分区可以固定也可以可变。
- 对于固定分区，是在操作系统初始化时将内存等分为 K 个分区，然后将程序段存储在这些分区中。很显然固定分区存在不足，因为其分区大小固定不变，所以在存储程序段时不能随程序段大小的变化而变化，有可能存储不下大的程序段，也有可能因存储了小的程序段而浪费了内存。
- 对于可变分区，是根据程序段的大小来改变分区的大小，所以操作系统采用的是可变内存分区。
★可变分区的管理
如下图所示，可变分区有两张表：一张是已分配分区表，用于记录已经使用的内存空间；一张是空闲分区表，用于记录空闲的内存。
当有一个程序段请求分配时，操作系统就会将请求程序段的大小和空闲内存的大小相比较，如果空闲内存可以存储下该程序段，就会根据空闲分区表选择一段空闲内存给该程序段，然后改变已分配分区表的内容和空闲分区表的内容。
但内存中并不是一直往里存储程序段的，也有可能会释放内存，这时已分配分区表的内容和空闲分区表的内容就要进行改变。
当有一个程序段再次申请空闲内存时，如果其有多个空闲内存块可以选择，就面临选择哪个空闲内存块的问题：
- 如果选择首先适配，那就不需要将整个空闲分区表扫描一遍，执行速度快；
- 如果选择最佳适配，那到最后就会产生一堆细小的空闲内存；
- 如果选择最差适配，那到最后就会产生一堆均匀的空闲内存。
★★★内存分页
内存分页的引入是为了解决内存分区导致的内存效率问题。
可变分区存在的问题：假设总空闲内存大小 >160K，但没有一个空闲内存分区大小 >160K，所以当有一个大小为 160K 的程序段想要存入内存中时，就存储不了，即使空闲内存大小是“足够”的，即存在内存碎片。
为了解决这个问题，就要将已经存储在内存中的程序段移动，使得最后空闲的内存能合并在一起，即内存紧缩。但内存紧缩一方面需要时间去移动程序段，另一方面，在程序段移动时，由于程序段在内存中的基址发生了变化，就会导致CPU无法正常工作，所以需要引入内存分页。
内存分页就是针对每个程序段的内存请求，操作系统将空闲内存一页一页地分配给这个程序段。
所以现在的情况就是，★在操作系统初始化时，将内存划分成固定大小的一页一页（在 linux-0.11 中，一页大小为 4K ），在程序段需要分配内存时，操作系统就将空闲内存一页一页地分配给这个段，此时对于每个程序段，最大的内存浪费趋近于一页的大小。
内存分页有点类似于固定分区和可变分区的结合，内存被操作系统划分成固定大小的一页一页，但在将内存一页一页地分配给程序段时，最终的结果又是不同大小的程序段有着不同大小的内存，因为对不同大小的程序段，其内存页数不一定相等。
★★★注意：在前面用可变分区存储程序段时，虽然一整个程序被分成了多个程序段，但每个程序段存储到内存中时，是一整个存储的；但在使用了内存分页后，把程序段一页一页地存储在内存中时，即一个程序段又被划分成了多页离散地存储在内存中。
★★★所以，为了找到正确的物理内存地址，就要引入页表，页表的使用和前面的段表类似。
首先我们要知道某条具体的指令是在哪一页，以
mov[0x2240],%eax为例，由于 linux-0.11 中每页大小为 4K，- 所以 0x2240 除以 4K，即 0x2240 右移 12 位（因为 4K = 2^12，所以除以 4K 相当于右移 12 位），得 2，所以是该程序段的第 2 页（页号为 2）；
- 然后 0x2240 对 4K 取余，得 0x240，所以是在该程序段第 2 页的基地址上偏移 0x240；
- 又因为由页表可知，该程序段的第二页在内存中的页框 3 处（页框号为 3 ），所以在页框 3 的基址（3 乘以 4K，即 3 左移 12 位，得 0x3000）上偏移 0x240，最终得到逻辑地址
0x2240的物理地址为0x3240。
总结：一整个程序分为多个程序段（分段）-> 每个程序段分别存储在内存中（分区）-> 由于分区存在不足，所以将每个程序段又分为多页存储在内存中（分页）。
注意：段表用于找到一个程序的每个程序段，而页表用于找到每个程序段的每个页。