连续分配

特点
连续分配要求为进程分配一块连续的内存空间，内存分配和回收相对简单，但容易产生内存碎片，降低内存利用率
具体类型

单一连续分配

内存划分：将整个物理内存分为两个连续区域：
- 系统区：存放操作系统内核代码和数据（如中断处理程序、进程管理模块等），通常位于内存低地址（如0地址开始）或高地址。
- 用户区：整个剩余内存作为一个连续的区域，同一时间只分配给一个用户进程使用。
分配逻辑：进程运行时，整个用户区全部分配给它；进程结束后，释放用户区供下一个进程使用。
特点:
- 单任务特性：同一时间只能有一个用户进程在内存中运行（操作系统常驻内存）。
- 地址转换简单：通过重定位寄存器（基址寄存器）实现逻辑地址到物理地址的转换。例如，进程逻辑地址为 L，物理地址 = 重定位寄存器值 + L（确保不越界访问系统区）。
- 无碎片问题：用户区作为整体分配，没有内碎片或外碎片（但进程大小若小于用户区，会浪费部分空间，可视为一种“隐性内碎片”）。
优点：
- 实现最简单，无需复杂的内存管理算法（只需标记用户区是否空闲）。
- 地址转换速度快（仅需一次加法运算）。
缺点：
- 资源利用率极低：内存中只能有一个用户进程，CPU和内存常处于空闲状态。
- 不支持多任务：无法同时运行多个进程，严重限制系统吞吐量。
- 内存浪费：若进程大小远小于用户区，剩余空间无法利用（例如用户区1GB，进程仅需100MB，浪费900MB）。

固定分区分配

预先划分分区：操作系统初始化时，将用户区内存划分为多个固定大小的连续分区（分区大小可相同或不同），划分后分区大小和数量不再改变。
分区管理：通过“分区表”记录每个分区的信息：起始地址、大小、状态（空闲/已分配）。
分配逻辑：当进程请求内存时，从分区表中找一个大小大于等于进程需求且状态为空闲的分区，分配给进程（一个分区只能装一个进程）；进程结束后，将分区标记为空闲。
特点
- 多任务支持：可同时运行多个进程（最多等于分区数量）。
- 分区大小设计：
  - 等大小分区：所有分区尺寸相同（如4个1GB分区），适合运行大小相近的进程。
  - 不等大小分区：分区尺寸不同（如1个4GB、2个2GB、4个1GB），适配不同规模的进程（大型、中型、小型）。
- 内部碎片问题：若进程大小小于分区大小，分区内未使用的空间称为“内碎片”（例如512MB分区装入300MB进程，产生212MB内碎片）。
优点：
- 实现简单：分区表管理成本低，分配/回收仅需修改分区状态。
- 支持多任务：相比单一连续分配，提高了CPU和内存利用率。
缺点：
- 内碎片浪费：进程大小通常小于分区，导致内存利用率不高（不等大小分区可缓解但无法消除）。
- 灵活性差：分区大小固定，若进程大于所有分区则无法分配（“内存溢出”）；若进程远小于分区，浪费严重。
- 分区数量固定：能同时运行的进程数量受限（例如8个分区最多同时运行8个进程）。

动态分区分配
- 按需动态划分：不预先划分分区，而是在进程加载时，根据其实际内存需求，从空闲内存中“切割”出一块大小恰好合适的连续区域分配给进程（分区大小 = 进程需求）。
- 空闲分区管理：通过“空闲分区链”（链表）记录所有空闲区域的起始地址和大小（空闲分区之间可能不连续）。
- 分配与回收：
  - 分配：从空闲链中找合适的分区，切割后分配给进程，剩余部分仍作为空闲分区保留在链中。
  - 回收：进程结束后，释放的分区重新加入空闲链，若与相邻空闲分区连续，则合并为一个大分区（“分区合并”，减少碎片）。

特点
- 分区大小动态变化：分区大小完全由进程需求决定，无固定尺寸。
- 分配算法：需通过算法从空闲链中选择分区，常见算法包括：
  - 首次适应：从链头开始，选第一个能容纳进程的空闲分区。
  - 最佳适应：遍历所有空闲分区，选最小的、能容纳进程的分区（减少内碎片）。
  - 最坏适应：选最大的空闲分区（剩余部分仍可能被利用）。
  - 邻近适应：从上次分配位置开始查找，选第一个合适的分区。
- 外部碎片问题：频繁分配和回收后，空闲内存会被分割成许多分散的小分区（“外碎片”），总空闲内存足够但无法分配给需要连续空间的大进程。
优点：
- 内存利用率高：按需分配，几乎无内碎片（仅最后一次切割可能产生极小内碎片）。
- 灵活性好：支持任意大小的进程（只要总空闲内存足够），能动态适应进程需求。
- 支持多任务：无分区数量限制（理论上可运行任意多个进程，只要内存足够）。
缺点：
- 外碎片问题：长期运行后，大量小碎片导致“内存总量足够但无法分配”。
- 分配/回收效率低：需遍历空闲链查找合适分区，算法复杂度高于固定分区；回收时可能需要合并相邻分区，进一步增加开销。
- 需支持动态重定位：进程内存地址可能不连续，需硬件（如基址-限长寄存器）支持地址转换。

非连续分配

特点
非连续分配将内存空间划分为多个不连续的区域，每个区域可以分配给一个进程，进程在内存中占据不连续的物理地址空间，内存利用率高，能有效减少内存碎片，避免了内存碎片问题，但需要更复杂的地址转换机制
具体类型

分页存储管理
将进程的逻辑地址空间和物理内存空间均划分为大小相等的“块”（逻辑上称为“页”，物理上称为“页框”），通过“页表”建立页与页框的映射，使进程的不同页可以分散存储在物理内存的不同页框中（无需连续）。

页：进程逻辑地址空间的基本单位，大小固定（如4KB、8KB，由系统决定）。
页框：物理内存的基本单位，大小与页相同（保证一页恰好放入一个页框）。
页表：每个进程一张，记录逻辑页号到物理页框号的映射关系（还可能包含权限位、有效位等控制信息）。
地址结构：逻辑地址 = 页号（高位） + 页内偏移量（低位）。
地址转换过程
- 进程访问逻辑地址时，CPU自动拆分出页号和页内偏移量。
- 用页号查页表，得到对应的物理页框号。
- 物理地址 = 物理页框号 × 页大小 + 页内偏移量。
优点：
- 彻底消除外碎片（物理内存按页框划分，分配粒度固定）。
- 内存利用率高（进程无需连续空间，小页框可适配不同大小的进程）。
- 分配/回收简单（按页框操作，无需考虑连续性）。
缺点：
- 存在少量内碎片（进程最后一页未装满的部分）。
- 页表可能过大（例如32位系统，4KB页大小，页表需1M个条目，占用4MB内存）。
- 按页划分不符合程序逻辑（页可能割裂代码、数据等逻辑单元，不便于共享和保护）。

分段存储管理
按进程的逻辑结构（如代码段、数据段、堆段、栈段）将逻辑地址空间划分为若干个“段”（每个段有独立的逻辑意义），每个段的大小不固定（由内容决定），通过“段表”建立段与物理内存的映射，段内连续、段间离散存储。

段：进程逻辑地址空间的基本单位，大小不固定（如代码段可能100KB，栈段可能20KB），每个段有唯一的段号。
段表：每个进程一张，记录段号对应的物理内存起始地址（段基址）和段的长度（段限长）。
地址结构：逻辑地址 = 段号（高位） + 段内偏移量（低位），段内偏移量不能超过段长（否则越界）。
地址转换过程
- 进程访问逻辑地址时，拆分出段号和段内偏移量。
- 用段号查段表，得到段基址和段限长，检查偏移量是否超过段限长（防止越界）。
- 物理地址 = 段基址 + 段内偏移量
优点：
- 符合程序逻辑（按功能划分段，便于理解和维护）。
- 便于共享和保护（例如多个进程可共享代码段，对数据段设置只读/读写权限）。
- 无内碎片（段大小由内容决定，无需预留空间）。
缺点：
- 存在外碎片（段间分散的空闲空间，难以利用）。
- 段大小可变，分配/回收复杂（需匹配大小合适的连续空闲区）。
- 段表管理成本高（段数量可能多，且段大小差异大）。

段页式存储管理
结合分页和分段的优点：先将进程按逻辑结构分段，再将每个段分页。既保留分段的逻辑清晰性，又利用分页解决外碎片问题。

段：进程按逻辑结构划分（如代码段、数据段），每个段有段号。
页：每个段再划分为大小固定的页（与物理页框大小一致）。
段表和页表：
- 段表：每个段对应一个页表，段表项记录该段的页表起始地址和页表长度。
- 页表：每个页表记录该段内页号到物理页框号的映射。
地址结构：逻辑地址 = 段号 + 页号 + 页内偏移量（三级结构）。
地址转换过程
- 拆分逻辑地址为段号、页号、页内偏移量。
- 用段号查段表，得到该段的页表基址和页表长度（检查页号是否越界）。
- 用页号查该段的页表，得到物理页框号。
- 物理地址 = 物理页框号 × 页大小 + 页内偏移量。
优点：
- 兼顾逻辑清晰性（分段）和内存高效利用（分页）。
- 消除外碎片（分页机制），内碎片少（仅页内少量剩余）。
- 便于共享和保护（按段管理权限，按页分配内存）。
缺点：
- 地址转换复杂（需查段表和页表两级映射），速度较慢（通常需TLB硬件缓存加速）。
- 管理成本高（段表和页表均需占用内存）。