從根兒上理解虛擬內(nèi)存
鋪墊
對于程序員來說，內(nèi)存就相當(dāng)于若干個存儲數(shù)據(jù)的小格子，這些小格子被從0開始編號，效果如下圖所示：
每個小格子中可以存放一些二進(jìn)制數(shù)據(jù)，一個格子也被稱作一個存儲單元，上圖展示了一個擁有16個存儲單元的內(nèi)存示意圖。
格子的大小可以調(diào)整，不過現(xiàn)在人們基本上都把格子做成可以存儲8個二進(jìn)制位的大小，也就是一個格子可以存儲一個字節(jié)的數(shù)據(jù)。當(dāng)然，一個格子可以存儲的數(shù)字范圍比較?。ó吘怪挥?個二進(jìn)制位），如果有存儲比較大數(shù)字的需求，可以占用多個連續(xù)的格子進(jìn)行存儲。
專業(yè)起見，我們會把格子的編號稱作內(nèi)存地址。
起因
狗哥是一個程序員，他寫的程序中包含了一行代碼：
inc byte [1] ;狗哥的程序，把內(nèi)存地址1的存儲單元自增1狗哥的代碼的意思很簡單，就是把內(nèi)存地址為1的存儲單元的值自增1。
貓爺也是一個程序員，他寫的程序中也包含了一行代碼：
dec byte [1] ;貓爺?shù)某绦?，把?nèi)存地址1的存儲單元自減1貓爺?shù)拇a意思也很簡單，就是把內(nèi)存地址為1的存儲單元的值自減1。
如果狗哥的程序運行完，再運行貓爺?shù)某绦?，那大家井水不犯河水，都運行的挺開心的，這樣的情況持續(xù)了很久...
直到有一天有人提出了2個問題：
?問題1：有的程序在運行時要等待外部I/O設(shè)備的響應(yīng)，在等待期間CPU啥都不能干，占著茅坑不拉屎不好吧？?問題2：為啥貓爺一定要等狗哥的程序運行完，才能運行自己的程序呢，這不公平！
問題1背后代表的是效率問題，問題2背后代表的是公平問題。為了解決這兩個問題，我們可以規(guī)定：
?當(dāng)一個程序需要等待外部I/O設(shè)備響應(yīng)時，就先讓CPU去執(zhí)行別的程序，等外部I/O設(shè)備響應(yīng)時再回過頭來去處理原先的程序，這樣就解決了問題1。
?不必再等待一個程序執(zhí)行完之后，才去執(zhí)行另一個程序，而是讓CPU執(zhí)行一段某個程序后，就切換到另一個程序執(zhí)行，這樣看起來就是各個程序交替執(zhí)行，這樣就解決了問題2。
事情好像被完美解決了，但是這就帶來了新的問題。
新問題
視角回到狗哥和貓爺?shù)某绦颍犯绲某绦蛳氚褍?nèi)存地址為1的存儲單元自增1，而貓爺?shù)某绦蛳氚褍?nèi)存地址為1的存儲單元自減1，如果他們倆的程序交替執(zhí)行，那就可能發(fā)生狗哥剛給內(nèi)存地址為1的存儲單元自增了1，然后貓爺就把該存儲單元的值自減了1（相當(dāng)于又給改回去了），之后狗哥如果再使用內(nèi)存地址為1的存儲單元時，使用的就不是自增后的值，這個情況讓狗哥非常生氣！嚴(yán)重程度不亞于我把一個小目標(biāo)存到了銀行，下次來銀行的時候竟然發(fā)現(xiàn)賬上成了1塊錢，未經(jīng)本人同意，擅自就把屬于我的錢給取走了，還有王法嗎？還有法律嗎？
上邊的需求總結(jié)成一句話就是：狗哥程序所訪問的內(nèi)存不應(yīng)讓貓爺訪問！
那這就得讓狗哥和貓爺在寫程序前商量好，哪幾個內(nèi)存地址是狗哥用，哪幾個是貓爺用。這聽起來就有點兒煩，那如果張三、李四、王五他們寫的程序也想在同一臺計算機運行的話，那就得五個人商量。重點誰都可以寫程序，世界上寫程序的人千千萬萬，難不成寫程序之前都得跟你商量商量？
需要新的解決方案...
虛擬內(nèi)存
計算機科學(xué)領(lǐng)域的任何問題都可以通過增加一個間接的中間層來解決。
——某個挺有名的人說的，不過我不記得名兒了
原先CPU在執(zhí)行指令時，將指令用到的內(nèi)存地址會直接發(fā)送給內(nèi)存，如下圖所示：
這時程序中用到的地址就是實際發(fā)送給內(nèi)存的地址，我們把內(nèi)存實際接收到的地址稱作物理地址（Physical Address）。
現(xiàn)在狗哥和貓爺?shù)某绦蛑邪L問相同內(nèi)存地址的指令，而他們又不想讓別的程序修改自己程序用到的數(shù)據(jù)。這時候就不能簡單的讓CPU將指令中用到的地址發(fā)送給內(nèi)存了，而是需要引入一個中間層，用來先將CPU發(fā)送出來的地址給翻譯翻譯，翻譯完了再送往內(nèi)存。我們把引入的這個用于翻譯地址的設(shè)備稱作內(nèi)存管理單元（Memory Management Unit，簡稱MMU）。那么現(xiàn)在CPU和內(nèi)存的通信過程就如下圖所示了：
不過人們通常把MMU這個部件也集成在CPU芯片內(nèi)部，所以整體結(jié)構(gòu)如下圖所示：
引入了MMU之后，程序中用到的地址和實際發(fā)往內(nèi)存的物理地址就有了區(qū)別，我們把程序中實際用到的地址也稱作虛擬地址（Virtual Address）。
這樣的話，程序員在編程時所使用的地址都是虛擬地址，他們眼中的內(nèi)存就是一個虛擬內(nèi)存（Virtual Memory），為做區(qū)分，我們將通過物理地址訪問的內(nèi)存叫作物理內(nèi)存（Physical Memory）。
對于狗哥程序中使用到的虛擬地址1，MMU可以把它翻譯成一個物理地址，比方說4，而對于貓爺程序中用到的虛擬地址1，MMU可以把它翻譯成另一個物理地址，比方說8。這樣狗哥在訪問虛擬地址1時，實際上訪問的是物理地址4，貓爺在訪問虛擬地址1時，實際上訪問的是物理地址8，這樣他們程序中的數(shù)據(jù)就可以不被別人訪問了。
話說狗哥、貓爺他們寫的程序被稱作用戶程序，這些程序?qū)?yīng)著硬盤上的一個可執(zhí)行文件。這些可執(zhí)行文件需要被操作系統(tǒng)加載到內(nèi)存成為一個運行著的程序，操作系統(tǒng)把每個運行著的程序稱作一個進(jìn)程（Process）。為了更好的管理這些進(jìn)程，操作系統(tǒng)會為每個進(jìn)程分配一個進(jìn)程控制塊（Process Control Block，簡稱PCB），在進(jìn)程控制塊中放置了與這個進(jìn)程有關(guān)的諸多屬性，諸如本進(jìn)程執(zhí)行時CPU中若干寄存器的值是什么（也就是通常所說的上下文），當(dāng)前進(jìn)程的編號、當(dāng)前進(jìn)程的狀態(tài)（是運行、就緒、還是掛起），還有很多別的信息，這些信息中就包括如何翻譯當(dāng)前進(jìn)程用到的虛擬地址的信息。
這樣就把程序員和物理內(nèi)存之間的硬耦合給解開了，程序員編程時所使用的都是虛擬地址，至于這個虛擬地址實際對應(yīng)哪個物理地址他們并不關(guān)心，這是操作系統(tǒng)負(fù)責(zé)的。這樣程序員眼里的內(nèi)存就是一個虛擬的內(nèi)存，他們在虛擬內(nèi)存上面謀篇布局，完全不用關(guān)心物理內(nèi)存是如何使用的。
這樣狗哥高興了，貓爺高興了，張三李四王五高興了，世界上千千萬萬的應(yīng)用程序員都高興了。唯一不高興的是操作系統(tǒng)的設(shè)計人員，他們得維護各個程序的虛擬地址到物理地址的映射表，還需要知道哪個物理地址空閑，哪個已經(jīng)被占用了，想想都煩... 煩也得做，繼續(xù)往下看吧
接下來的問題就是操作系統(tǒng)如何維護進(jìn)程的虛擬地址與物理地址映射的信息，以及MMU如何根據(jù)此信息來翻譯地址了。
我們下邊看幾種翻譯方案。
方案一：給進(jìn)程用到的虛擬地址建立一個映射表項
操作系統(tǒng)可以專門從物理內(nèi)存中拿出一塊區(qū)域作為地址映射表，映射表的一個表項用于說明一個虛擬地址和一個物理地址之間的映射關(guān)系，比方說下邊這個地址映射表：
這種為進(jìn)程中每個用到的虛擬地址建立一個表項的方式存在兩個問題：
?MMU從地址映射表中查找某一個虛擬地址對應(yīng)的物理地址比較耗時。?進(jìn)程在運行過程中可能需要動態(tài)申請內(nèi)存（諸如調(diào)用malloc函數(shù)），此時操作系統(tǒng)就需要為該進(jìn)程新申請的虛擬內(nèi)存建立映射表項，這需要修改地址映射表的結(jié)構(gòu)，十分不便。
結(jié)論就是這種映射方案非常不好，再找其他方案吧。
方案二：為所有虛擬地址建立一個映射表
CPU支持的虛擬地址位數(shù)是有限的，比方說某個CPU支持16位虛擬地址，那能表示的虛擬地址范圍就是：
0000000000000000? ~ 1111111111111111?16位二進(jìn)制數(shù)總共可以表示2^16=65536個虛擬地址，操作系統(tǒng)可以在物理內(nèi)存中創(chuàng)建一個數(shù)組，該數(shù)組中包含65536個元素，讓虛擬地址的值和數(shù)組下標(biāo)一一對應(yīng)，這個數(shù)組元素的值代表該虛擬地址映射到的物理地址。那么如果CPU支持n位虛擬地址，那么操作系統(tǒng)就得為每個進(jìn)程維護一個包含n個元素的數(shù)組，如下圖所示：
這樣就解決了方案一帶來的兩個問題：
?MMU可以將虛擬地址直接作為數(shù)組的下標(biāo)，就可以獲取到該虛擬地址對應(yīng)的物理地址，加快了搜索速度。?由于數(shù)組中包含了所有的虛擬地址，所以之后進(jìn)程動態(tài)申請內(nèi)存也不需要向數(shù)組中插入新元素，十分便捷。
但是這個方案有一個致命的缺陷：用于映射地址的數(shù)組太占地方了！
對于一個支持16位虛擬地址的CPU，操作系統(tǒng)就得為每個進(jìn)程分別分配一個包含65536個元素的數(shù)組，那對于一個支持32位虛擬地址的CPU，操作系統(tǒng)就得為每個進(jìn)程分別分配一個包含232=4 294 967 296個元素的數(shù)組。大家可能對4 294 967 296沒什么概念，232 = 22*210*210*210，而210=1024=1K，所以232 =4*1K*1K*1K=4G。即32位二進(jìn)制數(shù)可以表示4G個虛擬地址，如果每個物理地址也用32位（4字節(jié)）表示的話，那意味著數(shù)組元素大小就是4字節(jié)，那數(shù)組的總大小就是4G*4B=16GB。
操作系統(tǒng)需要為每個進(jìn)程都分配這樣的一個映射數(shù)組，如果10個進(jìn)程并發(fā)執(zhí)行的話，那就需要16GB*10 = 160GB的物理內(nèi)存來存放這些數(shù)組。實在是太浪費存儲空間啦！
繼續(xù)改進(jìn)！
方案三：對內(nèi)存進(jìn)行分頁后進(jìn)行映射
一個字節(jié)一個字節(jié)的映射效率太低，一坨字節(jié)一坨字節(jié)映射就可以顯著的提升效率。
這里說的一坨字節(jié)指的是一串地址連續(xù)的存儲空間，為文明表述，我們可以把一串地址連續(xù)的存儲空間稱作一個頁（Page）。把這個頁開始的地址稱作頁的基地址，把頁中存儲單元相對于頁的基地址的距離稱作該存儲單元的偏移地址。
這樣我們可以把虛擬內(nèi)存劃分成若干個頁，把物理內(nèi)存也劃分成若干個與虛擬內(nèi)存頁大小相同的頁，操作系統(tǒng)只需要把虛擬內(nèi)存頁和物理內(nèi)存頁之間的映射關(guān)系記錄下來就好，而虛擬內(nèi)存頁中的存儲單元和物理內(nèi)存頁中的存儲單元按照它們在頁內(nèi)的偏移地址自動映射就好了（無需操作系統(tǒng)記錄）。
比方說虛擬內(nèi)存可以劃分成9個頁，物理內(nèi)存劃分成7個頁，目前虛擬內(nèi)存用了第0、3、6這三個頁：
操作系統(tǒng)的任務(wù)就是將這些虛擬頁映射到物理頁，并且把映射關(guān)系記錄下來。
因為現(xiàn)在有9個虛擬頁，所以操作系統(tǒng)只需要在物理頁中分配一個包含9個元素的數(shù)組，虛擬頁的頁號和數(shù)組下標(biāo)一一對應(yīng)，數(shù)組元素的值表示將元素下標(biāo)對應(yīng)的虛擬頁映射到哪個物理頁的頁號。比方說操作系統(tǒng)選擇把虛擬頁0映射到物理頁2、把虛擬頁3映射到虛擬頁0、把虛擬頁6映射到物理頁4，并且從物理頁6中分配一部分空間用作存儲映射數(shù)組，如下圖所示：
用于映射虛擬頁和物理頁的數(shù)組也被稱作頁表（Page Table），頁表中的一個元素被稱作一個頁表項（Page Table Entry，簡稱PTE）。頁表項的下標(biāo)是虛擬頁的頁號，頁表項的值包含物理頁的頁號。
現(xiàn)代計算機基本上都通過設(shè)計頁表來完成虛擬地址到物理地址的映射。
實例
將一個虛擬地址翻譯成物理地址是需要MMU（這是一個硬件設(shè)備）和操作系統(tǒng)協(xié)作完成的。
操作系統(tǒng)負(fù)責(zé)為進(jìn)程的虛擬頁分配相應(yīng)的物理頁，并且把映射關(guān)系填充到頁表中，當(dāng)然還需要把當(dāng)前進(jìn)程所使用的頁表的物理地址告訴MMU。
小貼士：
MMU會從CPU中一個存儲頁表物理地址的寄存器中獲取頁表的物理地址。每個進(jìn)程都有一個進(jìn)程控制塊，進(jìn)程控制塊中會保存當(dāng)前進(jìn)程所使用頁表的地址，如果發(fā)生進(jìn)程切換，操作系統(tǒng)會把新運行的進(jìn)程的頁表地址放到CPU存儲頁表物理地址的寄存器中，這樣MMU讀取的頁表就是新進(jìn)程的頁表了。
MMU收到CPU給自己的虛擬地址后，會從虛擬地址中提取出頁號，然后以頁號為下標(biāo)，到頁表中找到相應(yīng)的頁表項，從頁表項中找到物理頁的頁號，然后將物理頁的頁號和從虛擬地址中獲取的偏移地址組合成完整的物理地址，然后發(fā)送給物理內(nèi)存。
那頁的大小是操作系統(tǒng)自己規(guī)定的嗎？這個還真不是，頁的大小是CPU自己規(guī)定的。比方說Intel的CPU支持4KB、2MB、4MB、1GB等頁面大小。我們以4MB大小的頁、32位虛擬地址為例來分析一下MMU如何將一個虛擬地址映射為物理地址的過程。
4M = 222次方，也就意味著一個頁內(nèi)的偏移地址由22個二進(jìn)制位組成，那我們可以將一個32位的虛擬地址分為兩個部分：
?高10位表示頁號?低22位表示頁面內(nèi)的偏移地址
既然用10位表示頁號，那么相當(dāng)于總共就有210=1024=1K個虛擬頁面，為了映射這些虛擬頁面，我們建立的頁表就需要包含1K個頁表項。
CPU規(guī)定頁表項大小為4個字節(jié)，頁表項中除了保存物理頁的頁號之外，還會記錄一些頁面的屬性，比方說頁面是否可讀、是否可寫、是否可以執(zhí)行該頁面中的指令等等。
那么一個頁表項是4B，一共需要1K個頁表項，那么頁表所需的存儲空間大小就是4KB。
下邊舉一個具體的例子，比方說程序中用到了虛擬地址00000001110000000000000000000101?(十六進(jìn)制的：0x01c00005)，那么這個虛擬地址可以被分成兩個部分：
?高10位表示虛擬頁的頁號，即0000000111?（十進(jìn)制的7）?低22位表示虛擬頁偏移地址，即0000000000000000000101?。
假設(shè)操作系統(tǒng)將這個虛擬頁映射到物理頁的頁號為0000010110?，那么MMU將虛擬地址映射到物理地址的過程就如下圖所示：
也就是MMU先將虛擬頁號作為頁表的下標(biāo)去定位頁表項，從頁表項的物理頁號部分拿出物理頁號。虛擬地址的虛擬頁偏移地址和物理頁偏移地址是相同的，那么將物理頁號和其偏移地址拼接起來，就組成了最終的物理地址：00000101100000000000000000000101?（十六進(jìn)制的0x05800005）。即最終的效果就是我們程序里雖然訪問的是虛擬地址0x01c00005，但實際發(fā)送給物理內(nèi)存的地址卻是0x05800005。
小貼士：
你可能會想操作系統(tǒng)怎么知道將一個虛擬頁映射到哪個物理頁呢，萬一被映射的那個物理頁之前已經(jīng)被別的程序使用或者這個物理頁干脆就是用于存儲頁表的咋辦？當(dāng)然，這些內(nèi)容屬于設(shè)計一個操作系統(tǒng)要考慮的部分，留在《操作系統(tǒng)是怎樣運行的》中再展開嘮叨吧~
二級頁表的引入
使用4MB大小的頁面的話，那就意味著操作系統(tǒng)一次至少要給應(yīng)用程序分配4MB大小的物理內(nèi)存，對于某些小的程序來說實在是天大的浪費。如果使用的頁面大小為4KB的話，那么對于一個32位大小的虛擬地址來說：
?高20位表示頁號?低12位表示頁面內(nèi)的偏移地址
這就意味著我們設(shè)計的頁表需要220=1M個頁表項，如果一個頁表項占4個字節(jié)的話，整個頁表就需要4MB的大小。也就是說不論多大的程序，操作系統(tǒng)先得給它分配一個4MB大的頁表，這對于比較小的程序也是非常大的浪費。
頁設(shè)計的大了也不好，設(shè)計的小了也不好，真煩人。
回想一下我們網(wǎng)購時填地址時的情況，都是先填寫省級行政區(qū)，然后系統(tǒng)會將省級行政區(qū)下的市級行政區(qū)列出來供我們選擇。如果系統(tǒng)直接將全國所有市級行政區(qū)列出來讓我們挑選的話，那用戶肯定要被氣死。
類似的，4KB頁面的既然20位的頁號太長了，我們也可以把頁號拆成兩個部分：
?把高10位的頁號稱作一級頁號?把低10位的頁號稱作二級頁號
然后就可以給一級頁號和二級頁號分別制作頁表。還拿32位虛擬地址00000001110000000000000000000101?(十六進(jìn)制的：0x01c00005)為例，如果使用4KB大小的頁面的話，那么該地址的：
?虛擬頁的偏移地址為低12位，即000000000101?。?虛擬頁的頁號為高20位，即00000001110000000000?，將這20位可以繼續(xù)拆成高10位的一級頁號0000000111?和低10位的二級頁號0000000000?。
接下來就可以如下圖所示的方式來映射虛擬地址：
即：
?先為一級頁號建立一個頁表，我們稱作一級頁表。一級頁號包含10位，所以一級頁表中包含210=1K個頁表項，每個頁表項占用4B，整個一級頁表就占用4KB。一級頁表中的每個頁表項其實都對應(yīng)4MB的虛擬內(nèi)存，比方說：第0個頁表項代表虛擬地址前10位為000000000?的虛擬地址，該頁表項對應(yīng)的虛擬地址范圍就是：000000000 0000000000000000000000? ～ 000000000 1111111111111111111111?；第1個頁表項代表虛擬地址前10位為000000001?的虛擬地址，該頁表項對應(yīng)的虛擬地址范圍就是：000000001 0000000000000000000000? ～ 000000001 1111111111111111111111?。
本例中虛擬地址的一級頁號為0000000111?（7），所以我們在一級頁表中定位到下標(biāo)為7的頁表項，這個頁表項用于映射0000000111 0000000000000000000000? ～ 0000000111 1111111111111111111111?這4MB大小的虛擬內(nèi)存。為了映射這4MB大小的虛擬內(nèi)存，我們需要再創(chuàng)建一個頁表，而一級頁表的頁表項中包含新創(chuàng)建的這個頁表的物理頁號。本例中一級頁表下標(biāo)為7的頁表項包含的物理頁號是0000000000000000110011?（51），即新創(chuàng)建的頁表的基地址為0000000000000000110011000000000000?。
?再為二級頁號建立一個頁表，我們稱作二級頁表。二級頁表也包含10位，所以二級頁表中包含210=1K個頁表項，每個頁表項占用4B，一個二級頁表就占用4KB。整個二級頁表用于映射4MB大小的虛擬內(nèi)存，所以二級頁表中的每個頁表項用于映射4KB的虛擬內(nèi)存。本例中二級頁號為000000000?，所以在二級頁表中定位到下標(biāo)為0的頁表項，這個頁表項中就包含著最終映射到的物理頁頁號，本例中最終物理頁頁號為00000101100000000000?。
將物理頁頁號和虛擬地址中的偏移地址組合起來，就得到了最終的物理地址：00000101100000000000000000000101?。
為了將一級頁表和二級頁表作區(qū)分，我們也把一級頁表稱作頁目錄（Page Directory），一級頁表里的頁表項也被稱作頁目錄項（Page Directory Entry，簡稱PDE）。二級頁表中的稱呼保持不變。
引入了兩級頁表后，操作系統(tǒng)可以以4KB大小的頁面作為虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存之間映射的單位，而且在建立頁表時也不用直接分配4MB大小的頁表，而是做到了實現(xiàn)了“什么時候用頁表，什么時候再建頁表”的功能。初始的時候只需要建一個4KB大小的頁目錄，之后用到了哪塊虛擬內(nèi)存，就給該塊虛擬內(nèi)存分配二級頁表。
當(dāng)然，如果CPU支持的虛擬地址位數(shù)更多，比方說達(dá)到64位，那可以繼續(xù)建立更多層級的頁表，現(xiàn)代Intel CPU最多支持4級頁表。
虛擬內(nèi)存和硬盤
從上邊的敘述中大家可以看出，操作系統(tǒng)給程序員提供了一個假象：程序員認(rèn)為自己有一個很大很大且地址連續(xù)的內(nèi)存。其實程序員面向的內(nèi)存是虛擬的，操作系統(tǒng)和MMU共同負(fù)責(zé)把程序員使用的虛擬地址轉(zhuǎn)換為真正的物理地址。
這樣的話，進(jìn)程使用的虛擬內(nèi)存可能會比實際的物理內(nèi)存更大，多個進(jìn)程都有自己的虛擬內(nèi)存，卻共享一份物理內(nèi)存，很容易造成進(jìn)程使用的虛擬內(nèi)存大小超過可分配的物理內(nèi)存大小，這該咋辦？
一種辦法是操作系統(tǒng)直接向用戶進(jìn)程報告：不好意思，物理內(nèi)存用完了，不能給你要的虛擬內(nèi)存映射物理內(nèi)存了，我先把你掛掉了哈。
這種做法太粗暴，于是有的設(shè)計操作系統(tǒng)的大叔就想：物理內(nèi)存比較小，可我們的硬盤大啊。物理內(nèi)存里的頁面又不是每時每刻都會被用到，對于那些暫時用不到的物理頁面，我們先把它們轉(zhuǎn)移到硬盤里，這樣這些物理頁面就可以分配給現(xiàn)在進(jìn)程急需分配的虛擬內(nèi)存了呀。等到啥時候某個進(jìn)程需要訪問這些被轉(zhuǎn)移到硬盤的物理頁面，再把它們轉(zhuǎn)移回物理內(nèi)存，并且重新把虛擬頁面和物理頁面的映射關(guān)系填到頁表中不就好了！
這時候頁表的頁表項就又起作用啦，我們說頁表項除了包含物理頁的頁號之外，還回包含頁的一些屬性，其中就有一個該頁是否在物理內(nèi)存中的屬性，我們把這個屬性稱作Present屬性，簡稱P屬性：
?當(dāng)P=0時，表示該頁不在物理內(nèi)存中。?當(dāng)P=1時，表示該頁在物理內(nèi)存中。
比方說虛擬內(nèi)存包含9個頁，物理內(nèi)存包含7個頁，操作系統(tǒng)按如下圖所示的方式填充頁表：
本例中操作系統(tǒng)用物理頁6來存儲頁表，進(jìn)程使用了虛擬頁0~虛擬頁5共6個虛擬頁，操作系統(tǒng)可以：
?讓虛擬頁0映射到物理頁2、虛擬頁3映射到物理頁0、虛擬頁4映射到物理頁4?讓虛擬頁1映射到磁盤頁0、虛擬頁2映射到磁盤頁1、虛擬頁5映射到磁盤頁3
當(dāng)CPU執(zhí)行某條指令時，該指令需要訪問被映射到磁盤頁的虛擬頁，CPU就會發(fā)現(xiàn)該虛擬頁相應(yīng)的頁表項的P屬性為0，即該虛擬頁其實被映射到了磁盤頁，此時可以從頁表項中獲取到磁盤頁的位置，然后將相應(yīng)的磁盤頁加載到物理內(nèi)存，并修改頁表。之后再重新執(zhí)行需要訪問該虛擬頁的指令。
引入了虛擬頁和磁盤頁的映射之后，編寫用戶程序的程序員真的就開心到飛起了，他們在編程時可以毫無估計的使用虛擬內(nèi)存，完全不用考慮物理內(nèi)存有多大。只是可憐了設(shè)計操作系統(tǒng)的同學(xué)，他們默默的承受著一切...
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