虚拟内存与物理内存之间的关系

  操作系统有虚拟内存与物理内存的概念。在很久以前，还没有虚拟内存概念的时候，程序寻址用的都是物理地址。程序能寻址的范围是有限的，这取决于CPU的地址线条数。比如在32位平台下，寻址的范围是2^32也就是4G。并且这是固定的，如果没有虚拟内存，且每次开启一个进程都给4G的物理内存.
就可能会出现很多问题：

1. 因为我的物理内存时有限的，当有多个进程要执行的时候，都要给4G内存，很显然你内存小一点，这很快就分配完了，于是没有得到分配资源的进程就只能等待。当一个进程执行完了以后，再将等待的进程装入内存。这种频繁的装入内存的操作是很没效率的.
2. 由于指令都是直接访问物理内存的，那么我这个进程就可以修改其他进程的数据，甚至会修改内核地址空间的数据，这是我们不想看到的.
3. 因为内存时随机分配的，所以程序运行的地址也是不正确的.

  一个进程运行时都会得到4G的虚拟内存。这个虚拟内存你可以认为，每个进程都认为自己拥有4G的空间，这只是每个进程认为的，但是实际上，在虚拟内存对应的物理内存上，可能只对应的一点点的物理内存，实际用了多少内存，就会对应多少物理内存。
  进程得到的这4G虚拟内存是一个连续的地址空间（这也只是进程认为），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有一部分存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。
  进程开始要访问一个地址，它可能会经历下面的过程:

1. 每次我要访问地址空间上的某一个地址，都需要把地址翻译为实际物理内存地址.
2. 所有进程共享这整一块物理内存，每个进程只把自己目前需要的虚拟地址空间映射到物理内存上.
3. 进程需要知道哪些地址空间上的数据在物理内存上，哪些不在（可能这部分存储在磁盘上），还有在物理内存上的哪里，这就需要通过页表来记录.
4. 页表的每一个表项分两部分，第一部分记录此页是否在物理内存上，第二部分记录物理内存页的地址（如果在的话).
5. 当进程访问某个虚拟地址的时候，就会先去看页表，如果发现对应的数据不在物理内存上，就会发生缺页异常.
6. 缺页异常的处理过程，操作系统立即阻塞该进程，并将硬盘里对应的页换入内存，然后使该进程就绪，如果内存已经满了，没有空地方了，那就找一个页覆盖，至于具体覆盖的哪个页，就需要看操作系统的页面置换算法是怎么设计的了。

  关于虚拟内存与物理内存的联系页表的工作原理如下图:

  页表的工作原理如下图:

1. 我们的cpu想访问虚拟地址所在的虚拟页(VP3)，根据页表，找出页表中第三条的值.判断有效位。
   如果有效位为1，DRMA缓存命中，根据物理页号，找到物理页当中的内容，返回。
2. 若有效位为0，参数缺页异常，调用内核缺页异常处理程序。内核通过页面置换算法选择一个页面
   作为被覆盖的页面，将该页的内容刷新到磁盘空间当中。然后把VP3映射的磁盘文件缓存到该物理
   页上面。然后页表中第三条，有效位变成1，第二部分存储上了可以对应物理内存页的地址的内
   容。
3. 缺页异常处理完毕后，返回中断前的指令，重新执行，此时缓存命中，执行1。
4. 将找到的内容映射到告诉缓存当中，CPU从告诉缓存中获取该值，结束。

再来总结一下虚拟内存是怎么工作的
  当每个进程创建的时候，内核会为进程分配4G的虚拟内存，当进程还没有开始运行时，这只是一个内存布局。实际上并不立即就把虚拟内存对应位置的程序数据和代码（比如.text .data段）拷贝到物理内存中，只是建立好虚拟内存和磁盘文件之间的映射就好（叫做存储器映射）。这个时候数据和代码还是在磁盘上的。当运行到对应的程序时，进程去寻找页表，发现页表中地址没有存放在物理内存上，而是在磁盘上，于是发生缺页异常，于是将磁盘上的数据拷贝到物理内存中。
  另外在进程运行过程中，要通过malloc来动态分配内存时，也只是分配了虚拟内存，即为这块虚拟内存对应的页表项做相应设置，当进程真正访问到此数据时，才引发缺页异常。可以认为虚拟空间都被映射到了磁盘空间中（事实上也是按需要映射到磁盘空间上，通过mmap，mmap是用来建立虚拟空间和磁盘空间的映射关系的）。
利用虚拟内存机制的优点

1. 既然每个进程的内存空间都是一致而且固定的（32位平台下都是4G），所以链接器在链接可执行文件时，可以设定内存地址，而不用去管这些数据最终实际内存地址，这交给内核来完成映射关系。
2. 当不同的进程使用同一段代码时，比如库文件的代码，在物理内存中可以只存储一份这样的代码，不同进程只要将自己的虚拟内存映射过去就好了，这样可以节省物理内存。
3. 在程序需要分配连续空间的时候，只需要在虚拟内存分配连续空间，而不需要物理内存时连续的，实际上，往往物理内存都是断断续续的内存碎片。这样就可以有效地利用我们的物理内存。

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