转载于http://blog.csdn.net/u013471946/article/details/46890933 加了一些自己的理解
一、前言
虚拟存储器，感觉很难，至少说很复杂，里面涉及到的东西也比较枯燥。当然，如果能彻底搞清楚，对继续学习操作系统原理是百利无一害的。
玩C或C++的人，经常通过&a的方式获取变量地址，并将其赋值给指针变量，也通常用printf打印出地址的值，类似0x8048
034之类的地址值，但要从此刻开始要明确一点，你打印出的这个地址值，根本不是内存里的真实值，而是通过链接器最终生成的虚拟地址，这个虚拟地址帮助程序在操作系统进程中正常运行，而每个进程里的虚拟存储分布的值几乎都一样……所以才会出现，你各进程中打印出的地址为啥分布区间那么相似。
虚拟存储器是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件的完美交互，它为每个进程提供了一个大的、一致的、私有的地址空间。它有三个重要的功能：
①它将物理内存看成磁盘的高速缓存，永远只保留活动区域，从而高效利用物理内存
②它为每个进程提供一致的线性地址空间，从而简化存储器管理
③它保护每个进程的地址空间不被其他进程破坏。
真实物理内存中，空闲空间并非连续，可能零散的分布在各个角落，而虚拟存储器，就是把各对象的地址值分布在连续线性的逻辑地址空间中。那么如何将线性地址和零散的物理地址对应起来呢？这就需要地址翻译。CPU在处理对象地址时，利用内部MMU，通过访问存放在物理内存中的查询表来动态翻译虚拟地址，该表内容是由操作系统管理的。
扯了这么多是不是觉得很乱？ 这里涉及到一个重要的存储器层次结构的概念。回忆下我写的《程序性能优化探讨（3）》章中的第一节就讲到“存储器层次结构”。里面图清晰的把存储器层次结构描述了出来：存储速度由快到慢、由高到低一次是：CPU寄存器、L1L2L3高速缓存（SRAM）、主存（内存，DRAM）、磁盘……
当世界上还有没有虚拟存储器概念时，内存DRAM显然就是磁盘的上一级缓存，就像SRAM是内存DRAM的上一级缓存一样类似。but现在发展出了虚拟存储器的概念，在磁盘上开辟了连续的空间玩票，那么我们可以理解为：虚拟存储器VM事实上成为磁盘的缓存！而谁又是VM的上一级缓存呢？自然而然就应该想到是内存DRAM。事实上VM相当于从存储器体系中的内存和磁盘之间的位置强行插入，新增的一个层次罢了！为啥要强插？很简单。因为磁盘读取速度实在太慢，极端情况下可能比DRAM的速度慢10 0000倍，根据存储器层次结构的思想，为了调和速度差，增加一个叫做虚拟存储器的缓存结构也就理所当然了。
二、虚拟存储器一般性概念
虚拟存储器成简称为VM。
先来看下比较拗口概念解释：虚拟存储器被组织为一个由存放在磁盘上的N个连续的字节大小的单元组成的数组……这句话除了觉得很抽象外，我们至少能获得两个关键信息：
①虚拟存储器的载体是磁盘，他和其他存储器一样，存放数据，而且它在磁盘上是连续存储的；
②虚拟存储器的每个字节数据一定对应唯一的1bit虚拟地址。
首先，我们要分清楚虚拟存储器和虚拟地址的区别，一个是逻辑上存储数据的对象；一个是逻辑上标识这些数据的概念地址。根据以上的定义，我们可以YY一下虚拟存储器的大概应用：虚拟存储器似乎和物理存储器有某种强对应关系，它利用磁盘上连续的存储数据，可以实现线性连续地址空间访问。也许他能优化磁盘与物理内存器之间的通信关系。
接下来我们先恶补看下什么是线性地址空间。回忆下，比如你有n位（bit）的，数据位，你能表达最大的整数就是2^(n) - 1，你能表示的所有整数的个数就是N=2^(n)，（注意哦，最大整数是从0起的，而数个数是从1起：)），也就是说，能表示的所有数为：（0,1,2,…,N-1）这N个数。如果每个数都来标识一个地址，而每个地址又代表8字节(byte)的大小的空间，那么N个整数就能标识N*8字节的线性地址空间。
举个例子，32位机，由于是32bit，而每个字节又是8bit，所以32位机就是由4byte组成地址值。比如0x12345678，就是典型的4字节，32位。注意这里的位（bit）可不是16进制0x里表示的某一个位哦！而是比如0x12，表示一个字节，对应8位，它的二进制就是00010010。
32位系统的n=32，那么N=2^(2+10+10+10)=4Gbit，它的线性地址空间就是（0,1,2,...,4G-1）。这里再废话一下，为啥说32位机可以标识最大4Gbyte的地址，而这里算出来最大是4Gbit?哼哼！傻瓜才去用1bit地址对应1bit数据，那样多浪费啊！肯定是1bit地址对应8bit的数据，也就是说一位地址对应一字节数据，这样才合理嘛！！！
我们设n和N表示虚拟地址空间，m和M表示实际物理地址空间。有了前面的铺垫，我们可以想象一下，一字节数据，比一定只对应1bit地址哦！可以有多个1bit地址号称标识这一字节数据哦！至少目前，我们有N和M两个地址空间，可以同时来标识某一字节的数据！
接下来描述一个事实：磁盘上的数据要想缓存到物理内存中，不可能一位一位缓存进内存，也不可能一字节一字节缓存进内存。那到底以多大的批量缓存呢？我们把这个批量称为块，磁盘上的数据被分割为块，将它作为磁盘与内存之间的传输单元。好了，虚拟内存如果要来凑热闹，也得有相应的机制，于是VM系统也将VM分割成固定大小的块，我们将它称为虚拟页（VP）。这虚拟页既然有某个固定大小，肯定是多少字节之类的单位，于是我们定义虚拟页大小为P=2^p字节。当然，物理内存肯定也有类似的页大小。
卡住！是不是又有点晕了？P=2^p字节是个什么东东？这里我们可以借助极限思维来想象一下：如果压根没有虚拟页这种东西，那么我们传数据通常一字节一字节来玩，于是此时p=0，P=1字节，对否？哦，也就是说，这里的p，很类似N=2^n,利用位的概念来标识虚拟页的字节大小。假设VM系统的源代码里要定义虚拟页大小，应该是类似unsigned char page_addr_len之类的变量，就可以标识虚拟页P大小是256 = 2^8。
开始的确有点难理解，其页实也就是定义页的大小，但为什么是以2为低其实也很好理解，你的内存大小不也是以2为底来计算多少个字节。
好了，我们知道由于虚拟页的存在，将连续的虚拟存储空间分割成若干个虚拟页，当虚拟页大小是P字节,而我们又晓得整个虚拟空间大小是N字节，于是能轻易得出，虚拟存储器被分割成N/P=2^(n-p)个页，也就是我们得到虚拟页空间（0,1,2，……，N/P-1）。
同理，物理内存也有类似的分页概念，也被分割成M/P=2^(m-p)个页，于是得出物理页空间（0,1,2，……，M/P-1）。
三、虚拟页和页表
好了，有了这么冗长的铺垫，再来看下面的图，应该没那么懵了吧：
左边的VP代表虚拟页面，右边的PP代表物理页面，我们可以看到，虚拟存储器中的页原封不动的对应上了物理存储器中的页。
虚拟页面的集合都分为三个不相交的子集：
未分配的：说明该页没对应任何数据，因此就不占用磁盘空间……哇塞，大家有没有发现——不占用磁盘空间！难道说，VM虽然在磁盘上申请了连续空间，但它具体使用时不一定按连续的方式占用空间？有待考证；
缓存的：当前缓存在物理存储器中的已分配页……首先它得是已分配的页（有数据和它关联），并且当前正临时放在物理存储器中玩的页；
未缓存的：没有缓存在物理存储器中已分配的页……首先它也是已分配的页（有数据和它关联），只是暂时被剔除出物理存储器了。
神马？有人问为啥图的右边比左边短？→_→介个……我想说的是，两边在某个极端情况下可能一样高，此时M=N，这是什么时候？当你玩32位机时，土豪般的插了4G的内存条， 有可能两边一样长O(∩_∩)O~一般来说，屌丝插的内存条肯定少于理论最大内存值的，而虚拟存储器是可以设置成理论最大值，不信你到windows设置中找到虚拟内存设置，我的32机允许设置的最大值就是4092MB，因此作者画这个图时也充分考虑了这种普遍性……作者真为屌丝考虑O(∩_∩)O~
既然DRAM缓存的虚拟页面，那VM系统总需要一个种方法来判定某个虚拟页是否存放在DRAM中，如果是，系统还必须确定这个虚拟页存放在（DRAM）中哪个物理页中；如果不是（不命中），VM系统还必须寻找这个虚拟页在磁盘的什么位置。这就有两种情况：
①该虚拟页已经被VM系统分配，只是该虚拟页还未被缓存到DRAM中——说明该虚拟页已经对应上了磁盘里具体的某块数据
②该虚拟页还未被VM系统分配，也就是说这个虚拟页编号在VM看来还不存在——说明在磁盘上的虚拟存储器中找不到该虚拟页号（这种强行访问可能会出段错误哦！！！）
问题就是，谁来标识虚拟页这些不同的状态呢？答案是页表！首先注意，页表是专门存放在内存DRAM中特定区域的，它全面记录了所有可能的虚拟页号的当前情况：
从上图中可以看出，右上方的表，描述了内存DRAM中PP0~PP3Z这4个物理页中存放的VP1~VP4这四个虚拟页表；右下方的表，描述了虚拟存储器中已分配的虚拟页号；
而左边的表，就是大名鼎鼎的页表。PTE是页表条目，有效位为1时说明该虚拟页缓存在DRAM中，否则便有是上面描述过的两种情况：
①VP3和VP6两个虚拟页已经被分配，只是暂未缓存到DRAM中；
②VP0和VP5两个虚拟页还未被分配，于是对应的PTE0和PTE5就是null——说明这两个页号还没映射磁盘上的其他数据（比如暂时没需求），因此页表自然也将其置空了。
好了，这么完美动人的页表，是谁来生成和维护呢？答案是操作系统，而且操作系统还要负责完成磁盘和DRAM之间具体的传送页工作。
那又是谁会需要去读取页表的内容呢？是CPU里MMU（存储器管理单元）中的地址翻译硬件，当CPU需要将一个虚拟地址转换成物理地址时，都会读取页表的内容。
说到这我们稍微总结一下：虚拟存储器部署在磁盘上；页表部署在内存中；OS维护页表内容；MMU读取页表内容。
一旦理解了页表，类似页命中和缺页就好理解了。比如上图中你引用VP1274都是页命中，可你要想起引用下VP3，地址翻译硬件读取PTE3时发现有效位0，于是处罚缺页异常。
缺页也没什么大不了，此时内核会调用异常处理程序，通过某种策略决定要赶走PP3中的VP4，此时无论VP4是否被修改，内核都会将其写回磁盘，然后从磁盘拷贝VP3到存储器PP3中，并更新PTE3，随后返回并重启导致缺页的指令，地址翻译硬件会重新翻译VP3的虚拟地址到物理地址，如下图：
这里专门提一下，以上讨论都针对的虚拟存储器——页表——物理存储器之间的数据交换，那么虚拟存储器和磁盘上原始数据的关系如何呢？是否清楚？事实上，每个进程都有自己的虚拟存储器，相当于每个进程都在磁盘上开辟了属于自己的虚拟页空间，因此每个进程都有诸如VP1~VP7这些虚拟页存储在磁盘上，因此物理存储器中也为每个进程准备了独立的页表。但是，物理存储器却可能被不同进程的虚拟页共享到同一个物理页上！这有什么好处呢，比如标准库中的printf函数，每个进程都可以将这个相应的虚拟页映射到同一个物理页上。
还有一个更神奇的细节，既然磁盘上的可执行文件在变成进程时，又会在磁盘上的虚拟存储器中开辟属于自己的私有虚拟页区域，那么可执行文件的文本部分（.init、.text、rodata等）就会同时出现在磁盘的两个位置？！也就是说，我们所谓的linux进程的存储器映射（如下图），根本就不放在内存中，而是放在磁盘中？！是不是很毁三观？事实上，加载器从来不把任何可执行文件的数据拷贝到物理存储器中，而是在页面第一次被引用时，由虚拟存储器系统从磁盘调入物理存储器的！也就是说，下图这个伟大的进程映射的实体，事实上是放在磁盘中的虚拟存储器里，并且被VM系统分配成诸如VP1~VP7这些虚拟页面，然后按需依次调入物理存储器的！
四、地址翻译
地址翻译听起来很高大上，但如果看明白上面的讲解，尤其是理解了虚拟页物理页以及页表的概念，那理解起地址翻译来也是灰常容易的！
回忆下，既然虚拟存储器被分配成一个个虚拟页，每个虚拟页大小的是2^p字节，那肯定有一个方法去识别，某个字节或者某段数据具体属于哪个虚拟页，又在这个页的哪个位置，对否？既然虚拟页大小是2^p字节，说明我们用p位二进制地址就能标识这个页中的每一个字节了。而虚拟地址共n位，也就说还剩n-p位，干嘛呢？当然是标识虚拟页号了，有n-p位就能标识2^(n-p)个虚拟页。（注意哦，2^p的单位是字节，2^(n-p)的单位是“个”千万别搞混！）
我们把标识2^p字节虚拟页中具体字节位置的量称为虚拟页面偏移量，用VPO表示；把标识2^(n-p)个虚拟页的号称为虚拟页号，用VPN表示。于是就有下面的虚拟地址结构：
| VPN (n-p)位 | VPO p位 |
而物理页也有相同的结构，其物理地址结构：
| PPN (n-p)位 | PPO p位 |
再回忆下，页表这个东西，为什么能把虚拟页和物理页对应联系起来呢？事实上，页表条目的PTE数组才是对应关系的关键，PTE数组下标能对应相应的虚拟页号VPN，而数组中存的又是物理页号PPN，这样当VPN与PPN建立强联系后，剩下的偏移位，直接将VPO复制给PPO就完事，于是有了下面的过程图：
这里又会涉及到一个现象，既然物理内存有上一级缓存SRAM，比如说就是L1，CPU中MMU与物理内存之间的任何数据交换都会经过L1的查找和处理。比如，MMU需要和物理内存交换PTE、PTEA(PTE的标号)、PA（物理地址）这些信息，L1都会检查是否先前已有缓存。如果命中，直接由L1提供MMU所需的数据；如果不命中，则由L1向物理内存申请数据，于是就有了下图的过程：
那么MMU在访问L1时，是用物理地址还是虚拟地址呢？相信自己脑补都应该有结论，肯定是物理地址啦！至少大部分系统都是这么处理的。
五、利用TLB加速地址翻译
从目前的设计来看，MMU如果需要翻译CPU产生的虚拟地址，就必须获得PTE，恰巧L1命中的情况还好，若不命中，就得花费几十上百的周期到物理内存中调用。而贪婪的人类试图尽可能的消除这样的开销，于是在MMU中专门开辟了一个小的缓冲区，称为翻译后备缓冲器TLB（Translation Lookaside Buffer）。
事实上，TLB很类似对虚拟地址已有的划分策略，比如之前我们把虚拟地址划分为VPN和VPO，都是为了体现特定的层次结构。那么现在可以把VPN部分再进行划分：
TLB是由标记（TLBT）和索引（TLBI）组成，如果TLB有T=2^t个组，那么TLBI就刚好是t位，而VPN剩余位就刚好留给TLBT……留来干什么？其实我也还搞不清楚，待下节分解。