1. 虚拟内存
CPU 是直接操作内存的物理地址。
在这种情况下，如果两个程序占用的内存有重叠，要想同时运行两个程序是不可能的。
如果第一个程序在 2000 的位置写入一个新的值，将会擦掉第二个程序存放在相同位置上的所有内容。
所以同时运行两个程序是根本行不通的，这两个程序会立刻崩溃。
因此，有了虚拟内存。每个进程分配独立的一套虚拟地址，互不干涉。（虚拟地址由操作系统负责映射到物理内存）
基本知识
虚拟内存地址和物理内存地址
操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。
如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。
于是，这里就引出了两种地址的概念：
- 我们程序所使用的内存地址叫做 虚拟内存地址 （Virtual Memory Address）
- 实际存在硬件里面的空间地址叫 物理内存地址 （Physical Memory Address）。
操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存，如下图所示：
好处
- 每个程序都有一个从 0 开始的，独立的虚拟地址空间，这样程序员就不用处理内存偏移这些琐碎的事情了，极大降低了编程的工作难度。
- 虚拟内存总是连续的，尽管实际映射的物理内存可能不连续。操作系统会把底层那些可用的、碎片化的内存整合成一个统一的虚拟内存地址，这就充分利用了碎片化的物理内存。
- 每个程序看到的虚拟地址空间大小是一致的，近似于无限，这样程序员就不用担心自己的程序太大而无法加载进内存。
- 虚拟内存保证了安全性，程序 A 和程序 B 的虚拟地址空间是独立的，它们无法访问到对方的地址，即使通过某种恶意手段访问到，也能被操作系统检测到并触发异常。同时，进程对自己虚拟地址空间的操作也不是为所欲为，如果对一个只读的地址写操作，也会引发操作系统异常，极大的保证了内存读写的安全性。
页表
上面我们也说到，虚拟地址最终会转换成物理地址，即给定一个虚拟地址 X，系统能把他转换成物理地址 Y。因此系统得保存虚拟地址到物理地址的映射关系。很容易想到维护一个 1 : 1 的映射表，即虚拟地址和物理地址一一对应，然而实际不可行，保存这样的一个映射表这需要占用大量的存储空间。
解决办法是通过把虚拟内存和物理内存分成连续、固定大小的块。虚拟内存中，我们把块称之为 虚拟页（Virtual Page），物理内存中，我们把块称之为物理页（Physical Page，有的地方也称之为帧，Frame）。绝大部分情况下，页的大小是 4KB，寻址时，以页为单位进行操作。同时，处理器上有个称为MMU（Memory Management Unit） 的部件，它的功能是将虚拟地址转换为物理地址，虚拟页和物理页间的映射关系保存在一个被称为 页表 的数据结构中，每个进程都有自己的页表，页表存放在内存，由操作系统管理。下图展示了这种映射关系，虚拟内存和物理内存中每个格子表示一个页。当应用程序读写一个虚拟地址时，MMU 会计算它的虚拟页索引，并在页表中找这个虚拟页对应的物理页，一旦找到，就返回给应用程序，这样就完成了一次实际的内存读写。
缺页异常
上图 3 中，可以看到有的虚拟页并没有映射到物理页（编号 6、7 的虚拟页），当应用程序访问这种还没有映射的页时，找不到对应的物理页，这种情况被称为 缺页（Page Missing） ，缺页就会触发一个 缺页异常（Page Fault） ，MMU 会检测到缺页异常，并把控制权交给操作系统，操作系统会执行缺页异常处理程序，它会尽可能为这个虚拟页映射一个可用的物理页，如果找不到，就牺牲一个已经映射的物理页，把它回写到硬盘，然后把该页映射到新的虚拟页。当缺页异常处理程序返回时，它会重新执行导致缺页的指令，该指令把导致缺页的虚拟地址重新发给 MMU，由于现在页表已经有了映射关系，因此不会再引发缺页了。
页面调度
上述的这种在硬盘和内存交换页的行为，称为页面调度（Paging），或者页交换（Swapping）。页面调度有可能发生在缺页异常时，也可能发生在其他场景。由于内存总是稀缺资源，当一个应用程序暂时不活动，或者某些映射的物理页暂时未使用到，操作系统会把它先保存到硬盘里，等需要的时候，再从硬盘换到内存。这实际就提供了一种“部分加载”或“懒加载”的机制——直到应用需要某些数据时，才从硬盘中加载，否则先不加载。
页面调度对应用程序是透明的，应用程序不用考虑内存是否足够能加载它，正因为如此，在应用程序看来，内存是无限的，所以，在一个 4G 内存的机器上，可以运行需要 5G 或更多内存的程序。
但凡事都有两面性，换页也有负面作用。我们知道硬盘的速度远慢于内存(10 万倍的数量级差距)。因此换页时，操作系统把数据从硬盘拷贝到内存是一个很耗时的工作，表现就是“电脑突然卡了下”。当系统运行的程序过多，缺页异常频繁发生，系统不停的进行页面调度工作，换页操作花费的时间甚至比运行程序本身还要多，这时系统表现就是卡顿，这种情况称为 系统颠簸（Thrashing） 。处理方式就是对症下药：要么加大内存，或者关掉一些程序。
内存保护
虚拟内存机制也很好的解决了进程的安全问题，有了 MMU 和页表，通过给页表加一些标志，可以实现一个进程只能访问属于它自己的虚拟内存，以及控制页的读写权限。任何试图访问一个不属于进程自己的的内存地址，或者对一个只读的内存地址进行写操作，都会被操作系统检测到，并抛出一个错误，Unix 系统中叫 段错误（Segmentation Fault） ，Windows 系统中叫 非法访问（Access Violation） ，通常此时操作系统会中止或杀掉进程。
虚拟内存还有很多其他的使用方式，例如内存映射文件。读写一个文件时，一般我们会通过 read/write 等系统调用的方式，把文件拷贝到内存。但如果使用内存映射的方式，可以省掉拷贝的操作，直接访问文件，就好像它已经被加载到了内存。当真正需要读写时，虚拟内存会保证把必要的数据从硬盘搬到内存，这种方式可以显著提高文件访问效率。
例如还有共享物理内存，当多个进程需要使用某个数据时，可以在物理内存中只放一份，然后在把各自的虚拟页指向它，这样就能达到共享内存的目的。典型的如 fork 系统调用创建子进程，实际就只是复制了一份父进程的页表，再配合写时复制机制，因此效率是很高的。
内存分段
内存分段是 操作管理虚拟地址与物理地址之间关系 的方式之一，还有一种是内存分页。
程序是由若干个逻辑分段组成的，可由代码分段、数据分段、栈段、堆段组成。 不同的段是有不同的属性的，所以就用分段（Segmentation）的形式把这些段分离出来。
分段机制下，虚拟地址和物理地址是如何映射的？
分段机制下的虚拟地址由两部分组成， 段内选择子 和 段内偏移量 。
- 段选择子 就保存在段寄存器里面。段选择子里面最重要的是 段号 ，用作段表的索引。 段表 里面保存的是这个 段的基地址、段的界限和特权等级 等。
- 虚拟地址中的 段内偏移量 应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
虚拟地址是通过 段表 与物理地址进行映射的，分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段，每个段在段表中有一个项，在这一项找到段的基地址，再加上偏移量，于是就能找到物理内存中的地址，如下图：
如果要访问段 3 中偏移量 500 虚拟地址，我们可以计算出物理地址为，段 3 基地址 7000 + 偏移量 500 = 7500。
分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它也有一些不足之处：
- 第一个就是 内存碎片 的问题。
- 第二个就是 内存交换的效率低 的问题。
分段为什么会产生内存碎片问题？
我们来看看这样一个例子。假设有 1G 的物理内存，用户执行了多个程序，其中：
- 游戏占用了 512MB 内存
- 浏览器占用了 128MB 内存
- 音乐占用了 256 MB 内存。
这个时候，如果我们关闭了浏览器，则空闲内存还有 1024 - 512 - 256 = 256MB。
如果这个 256MB 不是连续的，而是被分成了两段 128 MB 内存，这就会导致没有空间再打开一个空间 200MB 的程序。
内存碎片的问题
这里的内存碎片的问题共有两处地方：
- 外部内存碎片，也就是产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载；
- 内部内存碎片，程序所有的内存都被装载到了物理内存，但是这个程序有部分的内存可能并不是很常使用，这也会导致内存的浪费；这也就涉及到了另一个知识 计算机字节对齐
解决外部内存碎片的问题就是 内存交换 。
可以把音乐程序占用的那 256MB 内存写到硬盘上，然后再从硬盘上读回来到内存里。不过再读回的时候，我们不能装载回原来的位置，而是紧紧跟着那已经被占用了的 512MB 内存后面。这样就能空缺出连续的时间 256MB 空间，于是新的 200MB 程序就可以装载进来。
这个内存交换空间，在 Linux 系统里，也就是我们经常看到的 Swap 空间，这块空间是从硬盘划分出来的，用于内存与硬盘的空间交换
分段为什么会导致内存交换效率低？
对于多进程的系统来说，用分段的方式，内存碎片是很容易产生的，产生了内存碎片，那不得不重新 Swap 内存区域，这个过程会产生性能瓶颈。
因为硬盘的访问速度要比内存慢太多了，每一次内存交换，我们都需要把一大段连续的内存数据写到硬盘上。
所以， 如果内存交换的时候，交换的是一个占内存空间很大的程序，这样整个机器都会显得卡顿。
内存分页
分段的好处就是能产生连续的内存空间，但是会出现内存碎片和内存交换的空间太大的问题。
要解决这些问题，那么就要想出能少出现一些内存碎片的办法。另外，当需要进行内存交换的时候，让需要交换的写入或者从磁盘装载的数据更少一点，这样就可以解决问题了。这个办法，也就是 内存分页 （Paging）。
分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小 。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫 页 （Page）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。
虚拟地址与物理地址之间通过 页表 来映射，如下图：
内存映射
页表实际上存储在 CPU 的 内存管理单元 （MMU） 中，于是 CPU 就可以直接通过 MMU，找出要实际要访问的物理内存地址。
而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个 缺页异常 ，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
分页是怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题？
由于内存空间都是预先划分好的，也就不会像分段会产生间隙非常小的内存，这正是分段会产生内存碎片的原因。而 采用了分页，那么释放的内存都是以页为单位释放的，也就不会产生无法给进程使用的小内存。
如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的「最近没被使用」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为 换出 （Swap Out）。一旦需要的时候，再加载进来，称为 换入 （Swap In）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间， 内存交换的效率就相对比较高。
更进一步地，分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不是真的把页加载到物理内存里，而是 只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
分页机制下，虚拟地址和物理地址是如何映射的？
在分页机制下，虚拟地址分为两部分， 页号 和 页内偏移 。页号作为页表的索引， 页表 包含物理页每页所在 物理内存的基地址 ，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址，见下图。
内存分页寻址
总结一下，对于一个内存地址转换，其实就是这样三个步骤：
- 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；
- 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；
- 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址。
下面举个例子，虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页，如下图：
简单分页的缺陷
有空间上的缺陷。
因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的，那这不就意味着页表会非常的庞大。
在 32 位的环境下，虚拟地址空间共有 4GB，假设一个页的大小是 4KB（2^12），那么就需要大约 100 万 （2^20） 个页，每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要有 4MB 的内存来存储页表。
这 4MB 大小的页表，看起来也不是很大。但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。
那么，100 个进程的话，就需要 400MB 的内存来存储页表，这是非常大的内存了，更别说 64 位的环境了。
多级页表
要解决上面的问题，就需要采用的是一种叫作 多级页表 （Multi-Level Page Table）的解决方案。
在前面我们知道了，对于单页表的实现方式，在 32 位和页大小 4KB 的环境下，一个进程的页表需要装下 100 多万个「页表项」，并且每个页表项是占用 4 字节大小的，于是相当于每个页表需占用 4MB 大小的空间。
我们把这个 100 多万个「页表项」的单级页表再分页，将页表（一级页表）分为 1024 个页表（二级页表），每个表（二级页表）中包含 1024 个「页表项」，形成 二级分页 。如下图所示：
分了二级表，映射 4GB 地址空间就需要 4KB（一级页表）+ 4MB（二级页表）的内存，这样占用空间不是更大了吗？
当然如果 4GB 的虚拟地址全部都映射到了物理内上的，二级分页占用空间确实是更大了，但是，我们往往不会为一个进程分配那么多内存。
其实我们应该换个角度来看问题，还记得计算机组成原理里面无处不在的 局部性原理 么？
每个进程都有 4GB 的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到 4GB，因为会存在部分对应的页表项都是空的，根本没有分配，对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表，在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘，也就是说不会占用物理内存。
如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间，但 如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表 。做个简单的计算，假设只有 20% 的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有 4KB（一级页表） + 20% * 4MB（二级页表）= 0.804MB
，这对比单级页表的 4MB 是不是一个巨大的节约？
那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以 页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项 （此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。
我们把二级分页再推广到多级页表，就会发现页表占用的内存空间更少了，这一切都要归功于对局部性原理的充分应用。
对于 64 位的系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录，分别是：
- 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）；
- 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）；
- 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；
- 页表项 PTE（Page Table Entry）；
多级页表虽然解决了空间上的问题，但是虚拟地址到物理地址的转换就多了几道转换的工序，这显然就降低了这俩地址转换的速度，也就是带来了时间上的开销。
程序是有局部性的，即在一段时间内，整个程序的执行仅限于程序中的某一部分。相应地，执行所访问的存储空间也局限于某个内存区域。
程序的局部性
我们就可以利用这一特性，把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件，于是计算机科学家们，就在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。
在 CPU 芯片里面，封装了内存管理单元（Memory Management Unit）芯片，它用来完成地址转换和 TLB 的访问与交互。
有了 TLB 后，那么 CPU 在寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表。
TLB 的命中率其实是很高的，因为程序最常访问的页就那么几个。
段页式内存管理
内存分段和内存分页并不是对立的，它们是可以组合起来在同一个系统中使用的，那么组合起来后，通常称为 段页式内存管理 。
段页式地址空间
段页式内存管理实现的方式：
- 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是前面提到的分段机制；
- 接着再把每个段划分为多个页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；
这样，地址结构就由 段号、段内页号和页内位移 三部分组成。
用于段页式地址变换的数据结构是每一个程序一张段表，每个段又建立一张页表，段表中的地址是页表的起始地址，而页表中的地址则为某页的物理页号，如图所示：
段页式管理中的段表、页表与内存的关系
段页式地址变换中要得到物理地址须经过三次内存访问：
- 第一次访问段表，得到页表起始地址；
- 第二次访问页表，得到物理页号；
- 第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址。
可用软、硬件相结合的方法实现段页式地址变换，这样虽然增加了硬件成本和系统开销，但提高了内存的利用率。
总结
Note
虚拟内存是连续的
分段和分页的本质区别就是粒度，连续性，按需。
分段是全量，粗，连续的，这就很简单。
分页不是，分页是相反的对每一个进程来讲其内部的地址都是从 0 开始的完整地址
动态增加，对该进程来说也只是从 8 到 9。至于实际上页表里面会怎么变动，不重要。