操作系統有虛擬內存與物理內存的概念。在很久以前，還沒有虛擬內存概念的時候，程序尋址用的都是物理地址。程序能尋址的範圍是有限的，這取決於CPU的地址線條數。比如在32位平臺下，尋址的範圍是2^32也就是4G。並且這是固定的，如果沒有虛擬內存，且每次開啓一個進程都給4G的物理內存，就可能會出現很多問題：
因爲我的物理內存時有限的，當有多個進程要執行的時候，都要給4G內存，很顯然你內存小一點，這很快就分配完了，於是沒有得到分配資源的進程就只能等待。當一個進程執行完了以後，再將等待的進程裝入內存。這種頻繁的裝入內存的操作是很沒效率的
由於指令都是直接訪問物理內存的，那麼我這個進程就可以修改其他進程的數據，甚至會修改內核地址空間的數據，這是我們不想看到的
因爲內存時隨機分配的，所以程序運行的地址也是不正確的。
於是針對上面會出現的各種問題，虛擬內存就出來了。
在之前一篇文章中進程分配資源介紹過一個進程運行時都會得到4G的虛擬內存。這個虛擬內存你可以認爲，每個進程都認爲自己擁有4G的空間，這只是每個進程認爲的，但是實際上，在虛擬內存對應的物理內存上，可能只對應的一點點的物理內存，實際用了多少內存，就會對應多少物理內存。
進程得到的這4G虛擬內存是一個連續的地址空間（這也只是進程認爲），而實際上，它通常是被分隔成多個物理內存碎片，還有一部分存儲在外部磁盤存儲器上，在需要時進行數據交換。
進程開始要訪問一個地址，它可能會經歷下面的過程
每次我要訪問地址空間上的某一個地址，都需要把地址翻譯爲實際物理內存地址
所有進程共享這整一塊物理內存，每個進程只把自己目前需要的虛擬地址空間映射到物理內存上
進程需要知道哪些地址空間上的數據在物理內存上，哪些不在（可能這部分存儲在磁盤上），還有在物理內存上的哪裏，這就需要通過頁表來記錄
頁表的每一個表項分兩部分，第一部分記錄此頁是否在物理內存上，第二部分記錄物理內存頁的地址（如果在的話）
當進程訪問某個虛擬地址的時候，就會先去看頁表，如果發現對應的數據不在物理內存上，就會發生缺頁異常
缺頁異常的處理過程，操作系統立即阻塞該進程，並將硬盤裏對應的頁換入內存，然後使該進程就緒，如果內存已經滿了，沒有空地方了，那就找一個頁覆蓋，至於具體覆蓋的哪個頁，就需要看操作系統的頁面置換算法是怎麼設計的了。
關於虛擬內存與物理內存的聯繫，下面這張圖可以幫助我們鞏固。
頁表的工作原理如下圖
我們的cpu想訪問虛擬地址所在的虛擬頁(VP3)，根據頁表，找出頁表中第三條的值.判斷有效位。 如果有效位爲1，DRMA緩存命中，根據物理頁號，找到物理頁當中的內容，返回。
若有效位爲0，參數缺頁異常，調用內核缺頁異常處理程序。內核通過頁面置換算法選擇一個頁面作爲被覆蓋的頁面，將該頁的內容刷新到磁盤空間當中。然後把VP3映射的磁盤文件緩存到該物理頁上面。然後頁表中第三條，有效位變成1，第二部分存儲上了可以對應物理內存頁的地址的內容。
缺頁異常處理完畢後，返回中斷前的指令，重新執行，此時緩存命中，執行1。
將找到的內容映射到告訴緩存當中，CPU從告訴緩存中獲取該值，結束。
再來總結一下虛擬內存是怎麼工作的
當每個進程創建的時候，內核會爲進程分配4G的虛擬內存，當進程還沒有開始運行時，這只是一個內存佈局。實際上並不立即就把虛擬內存對應位置的程序數據和代碼（比如.text .data段）拷貝到物理內存中，只是建立好虛擬內存和磁盤文件之間的映射就好（叫做存儲器映射）。這個時候數據和代碼還是在磁盤上的。當運行到對應的程序時，進程去尋找頁表，發現頁表中地址沒有存放在物理內存上，而是在磁盤上，於是發生缺頁異常，於是將磁盤上的數據拷貝到物理內存中。
另外在進程運行過程中，要通過malloc來動態分配內存時，也只是分配了虛擬內存，即爲這塊虛擬內存對應的頁表項做相應設置，當進程真正訪問到此數據時，才引發缺頁異常。
可以認爲虛擬空間都被映射到了磁盤空間中（事實上也是按需要映射到磁盤空間上，通過mmap，mmap是用來建立虛擬空間和磁盤空間的映射關係的）
利用虛擬內存機制的優點
既然每個進程的內存空間都是一致而且固定的（32位平臺下都是4G），所以鏈接器在鏈接可執行文件時，可以設定內存地址，而不用去管這些數據最終實際內存地址，這交給內核來完成映射關係
當不同的進程使用同一段代碼時，比如庫文件的代碼，在物理內存中可以只存儲一份這樣的代碼，不同進程只要將自己的虛擬內存映射過去就好了，這樣可以節省物理內存
在程序需要分配連續空間的時候，只需要在虛擬內存分配連續空間，而不需要物理內存時連續的，實際上，往往物理內存都是斷斷續續的內存碎片。這樣就可以有效地利用我們的物理內存
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原文：https://blog.csdn.net/lvyibin890/article/details/82217193
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