1. 为啥要有虚拟内存管理
当前的处理器都多用户多任务的，同时运行着很多进程。
- 如果每个进程都直接访问物理内存，这样就要求程序员增加管理物理内存，以避免多个进程访问同一块物理内存，同时程序员直接访问物理内存，这样会造成可以随意修改别人的东西，编码困难，安全完全无法得到保证。
- 多用户的情况，经常会出现一个程序的多个实例，这种情况怎么解决呢？ 就完全没有办法了
- l同时注意当前我们的程序都非常之大，占用内存都非常多，一台机器跑的进程又太多
针对上述问题，肯定无法通过直接有限的物理内存来实现。
2. 虚拟内存
2.1 什么是虚拟内存?
系统侧帮我们解决了，系统帮我们动态分配和释放物理内存。程序运行时，给每个进程虚出一整块虚拟内存，而且可能比实际物理内存还大，让我们认为每个进程自己独占所有的物理内存，我们只管写代码，申请和使用内存，而不用管内存是否足够（当然也不能这么任性）。让程序员认为所有内存都是自己的。
今天我们以32位系统为例，系统为每个进程虚拟出4G内存空间，其中3G为用户空间，1G内核工具大家共享。
于是这样就解决了我们之前提出来的前两个问题。
2.2 虚拟内存的结构
每个进程都有如下图一样的虚拟内存空间。
从下往上分别为代码段、bss段、数据段、堆、栈……
注意不是从0地址开始存储的，是因为如果所有的进程都从0地址开始存储，那是不是非常容易攻击。所以系统让起始地址取随机。
2.3 虚拟内存的实现
进程要运行在物理内存中，现在每个进程都有4G内存，实际上不可能有那么多内存。
注意：我们一直说的都是虚拟内存，也就是说骗你的，你根本没有那么多内存，当然也不能让你知道是骗你的。
怎么骗你的：操作系统中每个进程都有一个内存描述符结构体（mm_struct）里面记着你的内存结构情况，实际上就是欠你的内存，——账本。只有你真的要用的时候才会真正给你分配物理内存，不用时就用磁盘空间保存，比如一些文件资源，只给你记账了，实际上还没分配呢。比如malloc比较大块的内存时，当不使用时，很可能是没有分配真正物理内存的，真正对他读写时才会真正分配物理内存。同时会出现这种情况，多个进程使用相同的只读动态库，也操作系统让大家使用同一段物理内存，于是这不就节省了内存空间吗？于是这样就解决了我们之前提出来的第三个问题
3. 虚拟内存的映射
最终运行的时候还是要在物理地址上的，系统通过段机制和页机制来实现虚拟地址到物理地址的映射的。因为linux简化了段机制，本文就不讲段机制了，只简述下页机制。
3.1 页机制
3.1.1 几个概念
页：系统将虚拟内存分成4K大小的块。每块就是一页，作为内存管理的最小单位。每个页都会有一个编号，从小到大。
页框（块）：系统将物理内存也和虚拟内存一样分成4K大小的块，每块就是一个页框，与页一一对应。
地址结构：分页存储管理的逻辑地址结构如图前一部分为页号P，后一部分为页内偏移量W。地址长度为32 位，其中0~11位为页内地址，即每页大小为4KB；
页表：为了便于在内存中找到进程的每个页面所对应的物理块，系统为每个进程建立一张页表，记录页在内存中对应的页框号，页表一般存放在内存中。在配置了页表后，进程执行时，通过查找该表，即可找到每页在内存中的物理块号。可见，页表的作用是实现从页号到页框号的地址映射。
3.1.2 虚拟地址到物理地址映射
如下图，虚拟地址的各个页通过页表找到具体的物理页框，也就找到了真正的物理内存。同时可以看到在虚拟地址空间中连续的空间，实际上在物理上不连续的。这样就使碎片化内存得到利用，使内存的利用率变得更高。
3.1.3 二级页表
分页管理，进程在执行时不需要将所有页调入内存页框中，而只要将保存有映射关系的页表调入内存中即可。但是我们仍然需要考虑页表的大小。以32 位逻辑地址空间、页面大小4KB、页表项大小4B为例，若要实现进程对全部逻辑地址空间的映射，则每个进程需要2^20，1M个表项。也就是说，每个进程仅页表这一项就需要4MB主存空间，这显然是不切实际的。而即便不考虑对全部逻辑地址空间进行映射的情况，一个逻辑地址空间稍大的进程，其页表大小也可能是过大的。以一个40MB的进程为例，页表项共40KB,如果将所有页表项内容保存在内存中，那么需要10个内存页框来保存整个页表。整个进程大小约为1万个页面，而实际执行时只需要几十个页面进入内存页框就可以运行，但如果要求10个页面大小的页表必须全部进入内存，这相对实际执行时的几十个进程页面的大小来说，肯定是降低了内存利用率的；从另一方面来说，这10页的页表项也并不需要同时保存在内存中，因为大多数情况下，映射所需要的页表项都在页表的同一个页面中。
将页表映射的思想进一步延伸，就可以得到二级分页：将页表的10页空间也进行地址映射，建立上一级页表，用于存储页表的映射关系。这里对页表的10个页面进行映射只需要10个页表项，所以上一级页表只需要1页就足够（可以存储2^10=1024个页表项）。在进程执行时，只需要将这1页的上一级页表调入内存即可，进程的页表和进程本身的页面，可以在后面的执行中再调入内存。
我们以Intel处理器80x86系列的硬件分页的地址转换过程为例。在32位系统中，全部32位逻辑地址空间可以分为220(4GB/4KB)个页面。这些页面可以再进一步建立顶级页表，需要210个顶级页表项进行索引，这正好是一页的大小4K，所以建立二级页表即可，所以内存实际要保存页表所占的空间就极少了。
例如逻辑地址： 0x20021406 (0010 0000 0000 0010 0001 0100 0000 0110 B)
顶级页表字段：0x80 (00 1000 0000 B)
二级页表字段：0x21 (00 0010 0001B)
页内偏移量字段：0x406 (0100 0000 0110 B)
顶级页表字段的0x80用于选择顶级页表的第0x80表项，此表项指向和该进程的页相关的二级页表；二级页表字段0x21用于选择二级页表的第0x21表项，此表项指向包含所需页的页框；最后的页内偏移量字段0x406用于在目标页框中读取偏移量为0x406中的字节。
3.1.4 页表结构
请求分页系统，请求分页系统在一个作业运行之前不要求全部一次性调入内存，因此在作业的运行过程中，必然会出现要访问的页面不在内存的情况，如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。为此，在请求页表项中增加了四个字段
增加的四个字段说明如下：
状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近己有多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考。
修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。
外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。
3.1.5 页检索
快表检索：若找到要访问的页，便修改页表项中的访问位（写指令则还须重置修改位)，然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。若未找到该页的页表项，应到内存中去查找页表，再对比页表项中的状态位P，看该页是否已调入内存，未调入则产生缺页中断，请求从外存把该页调入内存。
3.2 磁盘到虚拟内存的映射
前面讲了比较多的虚拟内测到物理内存的映射。下面我们简要描述下磁盘（交换区）到虚拟内存的映射。
每个进程都有一个内存描述符结构体mm_struct，此结构体保存整个进程的用户地址空间情况，包括各个段的开始结束地址等。每个段内存区详细信息却由其成员VMA描述,比如通常用到的代码段、数据段等，同时我们也可手动通过mmap()函数将文件映射到虚拟内存中，使文件操作像直接操作内存一样方便，映射都都会在程序的虚拟地址空间多一个VMA区段，如下图。当进程切换到相应的位置后，就会利用我们前面讲的页机制映射到相应的物理内存中。
