虚拟内存是操作系统对主存、磁盘I/O设备的抽象表示。抽象的目的主要有以下几点：

• 将主存看作硬盘的高速缓存，并根据需要在硬盘和主存之间传送数据
• 为每个进程提供了一个大的、一致的、私有的地址空间，简化程序对内存的管理
• 保护每个进程的地址空间不被其他进程破坏

　　下图是单个Linux进程看到的虚拟地址空间。

　　事实上，这个时候，是有很多个进程同时运行在操作系统上。主存可能是这样子的：

　　上图，一开始加载了1、2、3三个程序，程序2运行结束产生了两个20k空闲，这时候启动了程序4，但是程序4需要的内存是25k，只能把程序3挪一下，合并两个20k，产生40k的空闲，然后将程序4加载到内存。分时系统，如果直接使用内存条的物理地址，将会非常麻烦。

　　假设进程1占据了0-1000号地址，进程2占据了1001-2100号地址，两个进程都有mov eax,ds:[100] ,把寄存器中的值写入地址是100的内存中。如果不做任何处理，两个进程会把值写入同一个地址，值会被覆盖。或者在装载程序的时候，把程序2的指令修改成mov eax,ds:[1100]，这个也是非常困难的。

　　所以操作系统提供了抽象，程序运行的时候，操作的都是逻辑地址，逻辑地址和物理地址的映射，由内存管理单元(MMU)维护。进程让cpu执行的指令里面，操作的都是逻辑地址。

　　内存地址的问题解决后，又出现了的问题，程序太大怎么办？操作系统同时运行多个程序，不可能将运行的程序全部加载到内存中。为了避免互相伤害。操作系统会对程序进行分块装入。

　　这样做的理论依据是局部性原理，即程序具有访问局部区域里的数据和代码的趋势。通俗来说就是，执行了一条指令，马上又会执行这条指令，访问了某个地址上的数据，很快又会访问这个数据和附近的数据。

　　当程序装载的时候，会给进程分配一个页表（每页4K）讲逻辑地址和物理地址映射起来。每页会有一个有效位，如果设置了有效位，那么地址字段就表示DRAM中有相应的物理页起始位置，如果没有设置，但是有值，说明这个地址指向磁盘上的起始位置，如果，没有设置，也没有值，表示这个虚拟页面还未被分配。

　　比如，当要执行 MOV (0x560) EAX，这个指令，把地址是0x560中的值取出来放到EAX寄存器中。CPU接收到0x560这个地址，先进行拆分，6位页号，12位偏移量，获取页号0x00和偏移量0x560，然后根据页号获取物理地址页的基地址，再加上偏移量，得到物理地址，然后读取数据。中间这个计算过程由MMU完成。

　　当程序开始执行，执行到某一页，发现没有对应的物理地址的时候，就发生了缺页。比如CPU执行了mov [0x560] eax，把0x560中的值读出来写到EAX寄存器中，但是0x560 的值还不在内存当中。

• 设置缺页中断 (page fault)
• 缺页中断处理程序读取磁盘（这个过程cpu可能会去干其它事情）
• 选定一个牺牲页（先选一个空闲的物理页，如果满了，执行页面置换算法，选一个不太用的牺牲掉）
• 修改页表
• 重新开始执行 mov [0x560] eax

　　每个进程都要有一个页表，进程控制块PCB有指向页表的指针，一个进程不能访问另一个进程的地址。页表的访问需要非常快，所以会有一个硬件缓存， 转换缓冲区（TLB），避免通过频繁的访问内存来查询物理地址。还有，页表本身可能非常大。比如32位的操作系统，支持4G(2^32)大小的逻辑地址空间。如果每一页4K(2^12)，那么可以有1百万个条目(2^32/2^12)。假设每个条目4B，那么每个进程需要4MB的物理地址空间来存储页表本身。所以又有几种技术，来减小页表本身的大小，多级页表，哈希页表，反向页表等。

　　内存总是有限的，不可能一直从硬盘读取数据写入到内存中，这种时候，需要进行页面置换。在发生缺页的时候，会进行页面置换。做web开发的时候，redis缓存什么的，也会需要置换。介绍一种算法LRU，最近最少使用。

　　因为LRU算法硬件很难实现，所以硬件一般用的是效果和LRU差不多的clock算法。

• 每个页加一个引用位, 默认值为0，无论读还是写，都置为1
• 把所有的页组成一个循环队列
• 选择淘汰页的时候，扫描引用位， 如果是1则改为0（相当于再给该页面一次存活的机会）， 并扫描下一个；如果该引用位是0， 则淘汰该页， 换入新的页面

　　用分页管理内存，还是有一些问题，用户视角的内存和实际物理内存分离。用户无法将内存看做一个线性字节数组。对用户来说，内存最好是这样的。这个用户可以理解为JVM。

　　分段就是这种支持用户视角的内存管理方案。

　　最后，就是段页结合，让分段面向用户，地址指明了段名和段内偏移。让分页面向硬件，对用户透明。先根据段找到页，再找到物理内存地址。