1.在段頁式存儲管理系統中,當訪問主存中的一條指令或數據時，至少訪問一次內存，至多訪問三次內存。在沒有緩存段表和頁表時，訪問段表，訪問頁表，訪問數據或者指令。緩存了段表或者頁表時，訪問次數可以減少。
2.Unix系統是著名的分時系統。
3.linux系統中：索引節點inode：
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inode簡介
理解inode，要從文件儲存說起。
文件儲存在硬盤上，硬盤的最小存儲單位叫做"扇區"（Sector）。每個扇區儲存512字節（相當於0.5KB）。
操作系統讀取硬盤的時候，不會一個個扇區地讀取，這樣效率太低，而是一次性連續讀取多個扇區，即一次性讀取一個"塊"（block）。這種由多個扇區組成的"塊"，是文件存取的最小單位。"塊"的大小，最常見的是4KB，即連續八個 sector組成一個 block。
文件數據都儲存在"塊"中，那麼很顯然，我們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，比如文件的創建者、文件的創建日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區域就叫做inode，中文譯名爲"索引節點"。
2 inode的內容
inode包含文件的元信息，具體來說有以下內容：
* 文件的字節數
* 文件擁有者的User ID
* 文件的Group ID
* 文件的讀、寫、執行權限
* 文件的時間戳，共有三個：ctime指inode上一次變動的時間，mtime指文件內容上一次變動的時間，atime指文件上一次打開的時間。
* 鏈接數，即有多少文件名指向這個inode
* 文件數據block的位置
可以用stat命令，查看某個文件的inode信息：
- [root@localhost /]# stat example.txt
3 inode的大小
inode也會消耗硬盤空間，所以硬盤格式化的時候，操作系統自動將硬盤分成兩個區域。一個是數據區，存放文件數據；另一個是inode區（inode table），存放inode所包含的信息。
每個inode節點的大小，一般是128字節或256字節。inode節點的總數，在格式化時就給定，一般是每1KB或每2KB就設置一個inode。假定在一塊1GB的硬盤中，每個inode節點的大小爲128字節，每1KB就設置一個inode，那麼inode table的大小就會達到128MB，佔整塊硬盤的12.8%。
查看每個硬盤分區的inode總數和已經使用的數量，可以使用df命令。
- [root@localhost /]# df -i
查看每個inode節點的大小，可以用如下命令：
- [root@localhost /]# dumpe2fs -h /dev/sda1 | grep "Inode size"
由於每個文件都必須有一個inode，因此有可能發生inode已經用光，但是硬盤還未存滿的情況。這時，就無法在硬盤上創建新文件。
4 inode號碼
每個inode都有一個號碼，操作系統用inode號碼來識別不同的文件。
這裏值得重複一遍，Unix/Linux系統內部不使用文件名，而使用inode號碼來識別文件。對於系統來說，文件名只是inode號碼便於識別的別稱或者綽號。表面上，用戶通過文件名，打開文件。實際上，系統內部這個過程分成三步：首先，系統找到這個文件名對應的inode號碼；其次，通過inode號碼，獲取inode信息；最後，根據inode信息，找到文件數據所在的block，讀出數據。
使用ls -i命令，可以看到文件名對應的inode號碼：
- [root@localhost /]# ls -i test.txt
- 6970 test.txt
Unix/Linux系統中，目錄（directory）也是一種文件。打開目錄，實際上就是打開目錄文件。
目錄文件的結構非常簡單，就是一系列目錄項（dirent）的列表。每個目錄項，由兩部分組成：所包含文件的文件名，以及該文件名對應的inode號碼。
ls命令只列出目錄文件中的所有文件名：
- [root@localhost /]# ls /
- backup boot etc lib lost+found misc net proc sbin srv tmp var
- bin dev home lib64 media mnt opt root selinux sys usr
- [root@localhost /]# ls -i /
- 2359297 backup 2 home 14372 misc 131073 root 262145 tmp
- 393217 bin 2621441 lib 1703937 mnt 1835009 sbin 3014657 usr
- 2 boot 2490369 lib64 14376 net 1 selinux 1048577 var
- 4 dev 11 lost+found 2 opt 917505 srv
- 2097153 etc 524289 media 1 proc 1 sys
- [root@localhost /]# ls -l /
一般情況下，文件名和inode號碼是"一一對應"關係，每個inode號碼對應一個文件名。但是，Unix/Linux系統，允許多個文件名指向同一個inode號碼。這意味着，可以用不同的文件名訪問同樣的內容；對文件內容進行修改，會影響到所有文件名；但是，刪除一個文件名，不影響另一個文件名的訪問。這種情況就被稱爲"硬鏈接"（hard link）。
ln命令可以創建硬鏈接：
- [root@localhost /]# ln 源文件 目標文件
這裏順便說一下目錄文件的"鏈接數"。創建目錄時，默認會生成兩個目錄項："."和".."。前者的inode號碼就是當前目錄的inode號碼，等同於當前目錄的"硬鏈接"；後者的inode號碼就是當前目錄的父目錄的inode號碼，等同於父目錄的"硬鏈接"。所以，任何一個目錄的"硬鏈接"總數，總是等於2加上它的子目錄總數（含隱藏目錄）,這裏的2是父目錄對其的“硬鏈接”和當前目錄下的".硬鏈接“。
7 軟鏈接
除了硬鏈接以外，還有一種特殊情況。文件A和文件B的inode號碼雖然不一樣，但是文件A的內容是文件B的路徑。讀取文件A時，系統會自動將訪問者導向文件B。因此，無論打開哪一個文件，最終讀取的都是文件B。這時，文件A就稱爲文件B的"軟鏈接"（soft link）或者"符號鏈接（symbolic link）。
這意味着，文件A依賴於文件B而存在，如果刪除了文件B，打開文件A就會報錯："No such file or directory"。這是軟鏈接與硬鏈接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode號碼，文件B的inode"鏈接數"不會因此發生變化。
ln -s命令可以創建軟鏈接。
- [root@localhost /]# ln -s 源文文件或目錄 目標文件或目錄
由於inode號碼與文件名分離，這種機制導致了一些Unix/Linux系統特有的現象。
1. 有時，文件名包含特殊字符，無法正常刪除。這時，直接刪除inode節點，就能起到刪除文件的作用。
2. 移動文件或重命名文件，只是改變文件名，不影響inode號碼。
3. 打開一個文件以後，系統就以inode號碼來識別這個文件，不再考慮文件名。因此，通常來說，系統無法從inode號碼得知文件名。
第3點使得軟件更新變得簡單，可以在不關閉軟件的情況下進行更新，不需要重啓。因爲系統通過inode號碼，識別運行中的文件，不通過文件名。更新的時候，新版文件以同樣的文件名，生成一個新的inode，不會影響到運行中的文件。等到下一次運行這個軟件的時候，文件名就自動指向新版文件，舊版文件的inode則被回收。
9 實際問題
在一臺配置較低的Linux服務器（內存、硬盤比較小）的/data分區內創建文件時，系統提示磁盤空間不足，用df -h命令查看了一下磁盤使用情況，發現/data分區只使用了66%，還有12G的剩餘空間，按理說不會出現這種問題。 後來用df -i查看了一下/data分區的索引節點(inode)，發現已經用滿(IUsed=100%)，導致系統無法創建新目錄和文件。
查找原因：
/data/cache目錄中存在數量非常多的小字節緩存文件，佔用的Block不多，但是佔用了大量的inode。
解決方案：
1.刪除/data/cache目錄中的部分文件，釋放出/data分區的一部分inode。
2.用軟連接將空閒分區/opt中的newcache目錄連接到/data/cache，使用/opt分區的inode來緩解/data分區inode不足的問題：
- [root@localhost /]# ln -s /opt/newcache /data/cache
原文地址：http://blog.csdn.net/jesseyoung/article/details/42524813
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4.分頁和分段
分頁：
分頁存儲管理器把進程的邏輯地址分成若干頁，併爲各頁加上編號。相應的，內存也會被分成若干個物理塊。爲了正確的找到頁對應的物理塊，系統爲每個進程添加了一份頁表，頁表需要的內存空間是連續的（使用多級頁表可以緩解這個問題）。頁表中存放了對應的物理塊號，因此頁表是一維的。
分段：
爲了方便用戶編程，作業的空間可以被分成若干個段，每個段的起始地址都是從0開始的，也就是說，每一段的地址是不連續的。但是段內的地址是連續的。在分段系統中，每個進程也會擁有一個段表，系統爲每個段分配連續的內存空間。段表中存放着段長度和段的起始地址。因此，段表是二維的。
因此：
頁式的邏輯地址是連續的，段式的邏輯地址可以不連續
頁式的地址是一維的，段式的地址是二維的
分頁是操作系統進行，分段是用戶確定
各頁可以分散存放在主存，每段必須佔用連續的主存空間