1. 為啥要有虛擬內存管理
當前的處理器都多用戶多任務的，同時運行着很多進程。
- 如果每個進程都直接訪問物理內存，這樣就要求程序員增加管理物理內存，以避免多個進程訪問同一塊物理內存，同時程序員直接訪問物理內存，這樣會造成可以隨意修改別人的東西，編碼困難，安全完全無法得到保證。
- 多用戶的情況，經常會出現一個程序的多個實例，這種情況怎么解決呢？ 就完全沒有辦法了
- l同時注意當前我們的程序都非常之大，占用內存都非常多，一台機器跑的進程又太多
針對上述問題，肯定無法通過直接有限的物理內存來實現。
2. 虛擬內存
2.1 什么是虛擬內存?
系統側幫我們解決了，系統幫我們動態分配和釋放物理內存。程序運行時，給每個進程虛出一整塊虛擬內存，而且可能比實際物理內存還大，讓我們認為每個進程自己獨占所有的物理內存，我們只管寫代碼，申請和使用內存，而不用管內存是否足夠（當然也不能這么任性）。讓程序員認為所有內存都是自己的。
今天我們以32位系統為例，系統為每個進程虛擬出4G內存空間，其中3G為用戶空間，1G內核工具大家共享。
於是這樣就解決了我們之前提出來的前兩個問題。
2.2 虛擬內存的結構
每個進程都有如下圖一樣的虛擬內存空間。
從下往上分別為代碼段、bss段、數據段、堆、棧……
注意不是從0地址開始存儲的，是因為如果所有的進程都從0地址開始存儲，那是不是非常容易攻擊。所以系統讓起始地址取隨機。
2.3 虛擬內存的實現
進程要運行在物理內存中，現在每個進程都有4G內存，實際上不可能有那么多內存。
注意：我們一直說的都是虛擬內存，也就是說騙你的，你根本沒有那么多內存，當然也不能讓你知道是騙你的。
怎么騙你的：操作系統中每個進程都有一個內存描述符結構體（mm_struct）里面記着你的內存結構情況，實際上就是欠你的內存，——賬本。只有你真的要用的時候才會真正給你分配物理內存，不用時就用磁盤空間保存，比如一些文件資源，只給你記賬了，實際上還沒分配呢。比如malloc比較大塊的內存時，當不使用時，很可能是沒有分配真正物理內存的，真正對他讀寫時才會真正分配物理內存。同時會出現這種情況，多個進程使用相同的只讀動態庫，也操作系統讓大家使用同一段物理內存，於是這不就節省了內存空間嗎？於是這樣就解決了我們之前提出來的第三個問題
3. 虛擬內存的映射
最終運行的時候還是要在物理地址上的，系統通過段機制和頁機制來實現虛擬地址到物理地址的映射的。因為linux簡化了段機制，本文就不講段機制了，只簡述下頁機制。
3.1 頁機制
3.1.1 幾個概念
頁：系統將虛擬內存分成4K大小的塊。每塊就是一頁，作為內存管理的最小單位。每個頁都會有一個編號，從小到大。
頁框（塊）：系統將物理內存也和虛擬內存一樣分成4K大小的塊，每塊就是一個頁框，與頁一一對應。
地址結構：分頁存儲管理的邏輯地址結構如圖前一部分為頁號P，后一部分為頁內偏移量W。地址長度為32 位，其中0~11位為頁內地址，即每頁大小為4KB；
頁表：為了便於在內存中找到進程的每個頁面所對應的物理塊，系統為每個進程建立一張頁表，記錄頁在內存中對應的頁框號，頁表一般存放在內存中。在配置了頁表后，進程執行時，通過查找該表，即可找到每頁在內存中的物理塊號。可見，頁表的作用是實現從頁號到頁框號的地址映射。
3.1.2 虛擬地址到物理地址映射
如下圖，虛擬地址的各個頁通過頁表找到具體的物理頁框，也就找到了真正的物理內存。同時可以看到在虛擬地址空間中連續的空間，實際上在物理上不連續的。這樣就使碎片化內存得到利用，使內存的利用率變得更高。
3.1.3 二級頁表
分頁管理，進程在執行時不需要將所有頁調入內存頁框中，而只要將保存有映射關系的頁表調入內存中即可。但是我們仍然需要考慮頁表的大小。以32 位邏輯地址空間、頁面大小4KB、頁表項大小4B為例，若要實現進程對全部邏輯地址空間的映射，則每個進程需要2^20，1M個表項。也就是說，每個進程僅頁表這一項就需要4MB主存空間，這顯然是不切實際的。而即便不考慮對全部邏輯地址空間進行映射的情況，一個邏輯地址空間稍大的進程，其頁表大小也可能是過大的。以一個40MB的進程為例，頁表項共40KB,如果將所有頁表項內容保存在內存中，那么需要10個內存頁框來保存整個頁表。整個進程大小約為1萬個頁面，而實際執行時只需要幾十個頁面進入內存頁框就可以運行，但如果要求10個頁面大小的頁表必須全部進入內存，這相對實際執行時的幾十個進程頁面的大小來說，肯定是降低了內存利用率的；從另一方面來說，這10頁的頁表項也並不需要同時保存在內存中，因為大多數情況下，映射所需要的頁表項都在頁表的同一個頁面中。
將頁表映射的思想進一步延伸，就可以得到二級分頁：將頁表的10頁空間也進行地址映射，建立上一級頁表，用於存儲頁表的映射關系。這里對頁表的10個頁面進行映射只需要10個頁表項，所以上一級頁表只需要1頁就足夠（可以存儲2^10=1024個頁表項）。在進程執行時，只需要將這1頁的上一級頁表調入內存即可，進程的頁表和進程本身的頁面，可以在后面的執行中再調入內存。
我們以Intel處理器80x86系列的硬件分頁的地址轉換過程為例。在32位系統中，全部32位邏輯地址空間可以分為220(4GB/4KB)個頁面。這些頁面可以再進一步建立頂級頁表，需要210個頂級頁表項進行索引，這正好是一頁的大小4K，所以建立二級頁表即可，所以內存實際要保存頁表所占的空間就極少了。
例如邏輯地址： 0x20021406 (0010 0000 0000 0010 0001 0100 0000 0110 B)
頂級頁表字段：0x80 (00 1000 0000 B)
二級頁表字段：0x21 (00 0010 0001B)
頁內偏移量字段：0x406 (0100 0000 0110 B)
頂級頁表字段的0x80用於選擇頂級頁表的第0x80表項，此表項指向和該進程的頁相關的二級頁表；二級頁表字段0x21用於選擇二級頁表的第0x21表項，此表項指向包含所需頁的頁框；最后的頁內偏移量字段0x406用於在目標頁框中讀取偏移量為0x406中的字節。
3.1.4 頁表結構
請求分頁系統，請求分頁系統在一個作業運行之前不要求全部一次性調入內存，因此在作業的運行過程中，必然會出現要訪問的頁面不在內存的情況，如何發現和處理這種情況是請求分頁系統必須解決的兩個基本問題。為此，在請求頁表項中增加了四個字段
增加的四個字段說明如下：
狀態位P：用於指示該頁是否已調入內存，供程序訪問時參考。
訪問字段A：用於記錄本頁在一段時間內被訪問的次數，或記錄本頁最近己有多長時間未被訪問，供置換算法換出頁面時參考。
修改位M：標識該頁在調入內存后是否被修改過。
外存地址：用於指出該頁在外存上的地址，通常是物理塊號，供調入該頁時參考。
3.1.5 頁檢索
快表檢索：若找到要訪問的頁，便修改頁表項中的訪問位（寫指令則還須重置修改位)，然后利用頁表項中給出的物理塊號和頁內地址形成物理地址。若未找到該頁的頁表項，應到內存中去查找頁表，再對比頁表項中的狀態位P，看該頁是否已調入內存，未調入則產生缺頁中斷，請求從外存把該頁調入內存。
3.2 磁盤到虛擬內存的映射
前面講了比較多的虛擬內測到物理內存的映射。下面我們簡要描述下磁盤（交換區）到虛擬內存的映射。
每個進程都有一個內存描述符結構體mm_struct，此結構體保存整個進程的用戶地址空間情況，包括各個段的開始結束地址等。每個段內存區詳細信息卻由其成員VMA描述,比如通常用到的代碼段、數據段等，同時我們也可手動通過mmap()函數將文件映射到虛擬內存中，使文件操作像直接操作內存一樣方便，映射都都會在程序的虛擬地址空間多一個VMA區段，如下圖。當進程切換到相應的位置后，就會利用我們前面講的頁機制映射到相應的物理內存中。
