第一階段：沒有內存抽象
沒有內存抽象對於內存的管理通常非常簡單，除去操作系統所用的內存之外，全部給用戶程序使用。或是在內存中多留一片區域給驅動程序使用，如圖1所示。
圖1. 沒有內存抽象時，對內存的使用
第一種情況操作系統存於RAM中，放在內存的低地址，第二種情況操作系統存在於ROM中，存在內存的高地址，一般老式的手機操作系統是這么設計的。
如果這種情況下，想要操作系統可以執行多進程的話，
缺陷：多線程直接操作內存，會產生沖突。唯一的解決方案就是和硬盤搞交換，當一個進程執行到一定程度時，整個存入硬盤，轉而執行其它進程，到需要執行這個進程時，再從硬盤中取回內存，只要同一時間內存中只有一個進程就行，這也就是所謂的交換（Swapping）技術。
第二階段：內存抽象——為了解決多線程
內存抽象允許每個進程擁有自己的地址。這還需要硬件上存在兩個寄存器，基址寄存器(base register)和界址寄存器(limit register),第一個寄存器保存進程的開始地址，第二個寄存器保存上界，防止內存溢出。
問題1：內存大小不可能容納下所有並發執行的進程。
解決方法：交換(Swapping)。和前面所講的交換大同小異,交換的基本思想是，將閑置的進程交換出內存，暫存在硬盤中，待執行時再交換回內存，比如下面一個例子，當程序一開始時，只有進程A，逐漸有了進程B和C，此時來了進程D，但內存中沒有足夠的空間給進程D，因此將進程B交換出內存，分給進程D。如圖2所示。
圖2. 交換技術
問題2：如圖2，進程D和C之間的空間由於太小無法另任何進程使用，這也就是所謂的外部碎片。
解決方法：比如內存整理軟件，原理是申請一塊超大的內存，將所有進程置換出內存，然后再釋放這塊內存，從而重新加載進程，使得外部碎片被消除。這也是為什么運行完內存整理會狂讀硬盤的原因。
問題3：創建進程時分配多少內存。如果分配多了，會產生內部碎片，浪費了內存，而分配少了會造成內存溢出。
解決方法：一種是直接多分配一點內存空間用於進程在內存中的增長，另一種是將增長區分為數據段和棧（用於存放返回地址和局部變量）,如圖3所示。
圖3. 創建進程時預留空間用於增長
當預留的空間不夠滿足增長時，操作系統首先會看相鄰的內存是否空閑，如果空閑則自動分配，如果不空閑，就將整個進程移到足夠容納增長的空間內存中，如果不存在這樣的內存空間，則會將閑置的進程置換出去。
問題4：操作系統如何管理內存
法I：位圖。將內存划為多個大小相等的塊，比如一個32K的內存1K一塊可以划為32塊，則需要32位（4字節）來表示其使用情況，使用位圖將已經使用的塊標為1，位使用的標為0.
法II：鏈表。將內存按使用或未使用分為多個段進行鏈接，如下圖中的P表示進程，從0-2是進程，H表示空閑，從3-4表示是空閑。
圖4. 位圖和鏈表表示內存的使用情況
使用位圖表示內存簡單明了，但一個問題是當分配內存時必須在內存中搜索大量的連續0的空間，這是十分消耗資源的操作。相比之下，使用鏈表進行此操作將會更勝一籌。
當利用鏈表管理內存的情況下，創建進程時分配什么樣的空閑空間也是個問題。通常情況下有如下幾種算法來對進程創建時的空間進行分配。
- 臨近適應算法(Next fit)—從當前位置開始，搜索第一個能滿足進程要求的內存空間
- 最佳適應算法(Best fit)—搜索整個鏈表，找到能滿足進程要求最小內存的內存空間
- 最大適應算法(Wrost fit)—找到當前內存中最大的空閑空間
- 首次適應算法(First fit) —從鏈表的第一個開始，找到第一個能滿足進程要求的內存空間
第三階段：虛擬內存(Virtual Memory)——為了解決大進程的內存要求
在早期的操作系統曾使用覆蓋(overlays)來解決這個問題，將一個程序分為多個塊，基本思想是先將塊0加入內存，塊0執行完后，將塊1加入內存。依次往復，這個解決方案最大的問題是需要程序員去程序進行分塊，這是一個費時費力讓人痛苦不堪的過程。
虛擬內存的基本思想是，每個進程有用獨立的邏輯地址空間，內存被分為大小相等的多個塊,稱為頁(Page).每個頁都是一段連續的地址。對於進程來看,邏輯上貌似有很多內存空間，其中一部分對應物理內存上的一塊(稱為頁框，通常頁和頁框大小相等)，還有一些沒加載在內存中的對應在硬盤上，如圖5所示。
圖5. 虛擬內存和物理內存以及磁盤的映射關系
由圖5可以看出，虛擬內存實際上可以比物理內存大。當訪問虛擬內存時，會訪問MMU（內存管理單元）去匹配對應的物理地址（比如圖5的0，1，2），而如果虛擬內存的頁並不存在於物理內存中（如圖5的3,4），會產生缺頁中斷，從磁盤中取得缺的頁放入內存，如果內存已滿，還會根據某種算法將磁盤中的頁換出。
MMU中存儲頁表，用來匹配虛擬內存和物理內存。頁表中每個項通常為32位，即4byte,除了存儲虛擬地址和頁框地址之外，還會存儲一些標志位，比如是否缺頁，是否修改過，寫保護等。因為頁表中每個條目是4字節，現在的32位操作系統虛擬地址空間是2^32，假設每頁分為4k，也需(2^32/(4*2^10))*4=4M的空間，為每個進程建立一個4M的頁表並不明智。因此在頁表的概念上進行推廣，產生二級頁表，雖然頁表條目沒有減少，但內存中可以僅僅存放需要使用的二級頁表和一級頁表，大大減少了內存的使用。
每個進程有4GB的虛擬地址空間，每個進程自己的一套頁表。程序中使用的都是4GB地址空間中的虛擬地址。而訪問物理內存，需要使用物理地址。
一個頁表的大小為4K字節，頁表項(PTE, page table entry)的大小為4個字節(32bit)，所以一個頁表中有1024個頁表項。
- 二級頁表中的每一項的內容高20bit用來放一個物理頁的物理地址，低12bit放着一些標志。
- 一級頁表中的每一項的內容高20bit用來放一個二級頁表的物理地址，低12bit放着一些標志。
CPU把虛擬地址轉換成物理地址：一個虛擬地址，大小4個字節(32bit)，分為3個部分：第22位到第31位這10位（最高10位）是頁目錄中的索引，第12位到第21位這10位是頁表中的索引，第0位到第11位這12位（低12位）是頁內偏移。一個一級頁表有1024項，虛擬地址最高的10bit剛好可以索引1024項（2的10次方等於1024）。一個二級頁表也有1024項，虛擬地址中間部分的10bit，剛好索引1024項。虛擬地址最低的12bit（2的12次方等於4096），作為頁內偏移，剛好可以索引4KB，也就是一個物理頁中的每個字節。
頁面替換算法：物理內存是極其有限的，當虛擬內存所求的頁不在物理內存中時，將需要將物理內存中的頁替換出去，選擇哪些頁替換出去就顯得尤為重要。
- 最佳置換算法(Optimal Page Replacement Algorithm)：將未來最久不使用的頁替換出去，這聽起來很簡單，但是無法實現。但是這種算法可以作為衡量其它算法的基准。
- 最近不常使用算法(Not Recently Used Replacement Algorithm)：這種算法給每個頁一個標志位，R表示最近被訪問過，M表示被修改過。定期對R進行清零。這個算法的思路是首先淘汰那些未被訪問過R=0的頁，其次是被訪問過R=1,未被修改過M=0的頁，最后是R=1,M=1的頁。
- 先進先出頁面置換算法(First-In,First-Out Page Replacement Algorithm)：淘汰在內存中最久的頁，這種算法的性能接近於隨機淘汰。並不好。
- 改進型FIFO算法(Second Chance Page Replacement Algorithm)：這種算法是在FIFO的基礎上，為了避免置換出經常使用的頁，增加一個標志位R，如果最近使用過將R置1，當頁將會淘汰時，如果R為1，則不淘汰頁，將R置0.而那些R=0的頁將被淘汰時，直接淘汰。
- 時鍾替換算法(Clock Page Replacement Algorithm)：雖然改進型FIFO算法避免置換出常用的頁，但由於需要經常移動頁，效率並不高。因此在改進型FIFO算法的基礎上，將隊列首位相連形成一個環路，當缺頁中斷產生時，從當前位置開始找R=0的頁，而所經過的R=1的頁被置0，並不需要移動頁。
- 最久未使用算法(LRU Page Replacement Algorithm)：LRU算法的思路是淘汰最近最長未使用的頁。這種算法性能比較好，但實現起來比較困難。