從根兒上理解虛擬內(nèi)存
鋪墊
對(duì)于程序員來說，內(nèi)存就相當(dāng)于若干個(gè)存儲(chǔ)數(shù)據(jù)的小格子，這些小格子被從0開始編號(hào)，效果如下圖所示：
每個(gè)小格子中可以存放一些二進(jìn)制數(shù)據(jù)，一個(gè)格子也被稱作一個(gè)存儲(chǔ)單元，上圖展示了一個(gè)擁有16個(gè)存儲(chǔ)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(chǔ)8個(gè)二進(jìn)制位的大小，也就是一個(gè)格子可以存儲(chǔ)一個(gè)字節(jié)的數(shù)據(jù)。當(dāng)然，一個(gè)格子可以存儲(chǔ)的數(shù)字范圍比較?。ó吘怪挥?個(gè)二進(jìn)制位），如果有存儲(chǔ)比較大數(shù)字的需求，可以占用多個(gè)連續(xù)的格子進(jìn)行存儲(chǔ)。
專業(yè)起見，我們會(huì)把格子的編號(hào)稱作內(nèi)存地址。
起因
狗哥是一個(gè)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(chǔ)單元自增1狗哥的代碼的意思很簡(jiǎn)單，就是把內(nèi)存地址為1的存儲(chǔ)單元的值自增1。
貓爺也是一個(gè)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(chǔ)單元自減1貓爺?shù)拇a意思也很簡(jiǎn)單，就是把內(nèi)存地址為1的存儲(chǔ)單元的值自減1。
如果狗哥的程序運(yùn)行完，再運(yùn)行貓爺?shù)某绦颍谴蠹揖环负铀?，都運(yùn)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(gè)問題：
?問題1：有的程序在運(yùn)行時(shí)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(yùn)行完，才能運(yùn)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(gè)問題，我們可以規(guī)定：
?當(dāng)一個(gè)程序需要等待外部I/O設(shè)備響應(yīng)時(shí)，就先讓CPU去執(zhí)行別的程序，等外部I/O設(shè)備響應(yīng)時(shí)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(gè)程序執(zhí)行完之后，才去執(zhí)行另一個(gè)程序，而是讓CPU執(zhí)行一段某個(gè)程序后，就切換到另一個(gè)程序執(zhí)行，這樣看起來就是各個(gè)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?，狗哥的程序想把?nèi)存地址為1的存儲(chǔ)單元自增1，而貓爺?shù)某绦蛳氚褍?nèi)存地址為1的存儲(chǔ)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(chǔ)單元自增了1，然后貓爺就把該存儲(chǔ)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(chǔ)單元時(shí)，使用的就不是自增后的值，這個(gè)情況讓狗哥非常生氣！嚴(yán)重程度不亞于我把一個(gè)小目標(biāo)存到了銀行，下次來銀行的時(shí)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(gè)內(nèi)存地址是狗哥用，哪幾個(gè)是貓爺用。這聽起來就有點(diǎn)兒煩，那如果張三、李四、王五他們寫的程序也想在同一臺(tái)計(jì)算機(jī)運(yùn)行的話，那就得五個(gè)人商量。重點(diǎn)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(jì)算機(jī)科學(xué)領(lǐng)域的任何問題都可以通過增加一個(gè)間接的中間層來解決。
——某個(gè)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(shí)，將指令用到的內(nèi)存地址會(huì)直接發(fā)送給內(nèi)存，如下圖所示：
這時(shí)程序中用到的地址就是實(shí)際發(fā)送給內(nèi)存的地址，我們把內(nèi)存實(shí)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(shí)候就不能簡(jiǎn)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(gè)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(gè)用于翻譯地址的設(shè)備稱作內(nèi)存管理單元（Memory Management Unit，簡(jiǎn)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(gè)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(shí)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(shí)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(shí)所使用的地址都是虛擬地址，他們眼中的內(nèi)存就是一個(gè)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(duì)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(gè)物理地址，比方說4，而對(duì)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(gè)物理地址，比方說8。這樣狗哥在訪問虛擬地址1時(shí)，實(shí)際上訪問的是物理地址4，貓爺在訪問虛擬地址1時(shí)，實(shí)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(gè)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(gè)運(yùn)行著的程序，操作系統(tǒng)把每個(gè)運(yùn)行著的程序稱作一個(gè)進(jìn)程（Process）。為了更好的管理這些進(jìn)程，操作系統(tǒng)會(huì)為每個(gè)進(jìn)程分配一個(gè)進(jìn)程控制塊（Process Control Block，簡(jiǎn)稱PCB），在進(jìn)程控制塊中放置了與這個(gè)進(jìn)程有關(guān)的諸多屬性，諸如本進(jìn)程執(zhí)行時(shí)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(hào)、當(dāng)前進(jìn)程的狀態(tài)（是運(yùn)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(shí)所使用的都是虛擬地址，至于這個(gè)虛擬地址實(shí)際對(duì)應(yīng)哪個(gè)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(gè)虛擬的內(nèi)存，他們?cè)谔摂M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(jì)人員，他們得維護(hù)各個(gè)程序的虛擬地址到物理地址的映射表，還需要知道哪個(gè)物理地址空閑，哪個(gè)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(hù)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(gè)映射表項(xiàng)
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(gè)表項(xiàng)用于說明一個(gè)虛擬地址和一個(gè)物理地址之間的映射關(guān)系，比方說下邊這個(gè)地址映射表：
這種為進(jìn)程中每個(gè)用到的虛擬地址建立一個(gè)表項(xiàng)的方式存在兩個(gè)問題：
?MMU從地址映射表中查找某一個(gè)虛擬地址對(duì)應(yīng)的物理地址比較耗時(shí)。?進(jìn)程在運(yùn)行過程中可能需要?jiǎng)討B(tài)申請(qǐng)內(nèi)存（諸如調(diào)用malloc函數(shù)），此時(shí)操作系統(tǒng)就需要為該進(jìn)程新申請(qǐng)的虛擬內(nèi)存建立映射表項(xiàng)，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(gè)映射表
CPU支持的虛擬地址位數(shù)是有限的，比方說某個(gè)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(gè)虛擬地址，操作系統(tǒng)可以在物理內(nèi)存中創(chuàng)建一個(gè)數(shù)組，該數(shù)組中包含65536個(gè)元素，讓虛擬地址的值和數(shù)組下標(biāo)一一對(duì)應(yīng)，這個(gè)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(gè)進(jìn)程維護(hù)一個(gè)包含n個(gè)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(gè)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(duì)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(dòng)態(tài)申請(qǐng)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(gè)方案有一個(gè)致命的缺陷：用于映射地址的數(shù)組太占地方了！
對(duì)于一個(gè)支持16位虛擬地址的CPU，操作系統(tǒng)就得為每個(gè)進(jìn)程分別分配一個(gè)包含65536個(gè)元素的數(shù)組，那對(duì)于一個(gè)支持32位虛擬地址的CPU，操作系統(tǒng)就得為每個(gè)進(jìn)程分別分配一個(gè)包含232=4 294 967 296個(gè)元素的數(shù)組。大家可能對(duì)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(gè)虛擬地址，如果每個(gè)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(gè)進(jìn)程都分配這樣的一個(gè)映射數(shù)組，如果10個(gè)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(shí)在是太浪費(fèi)存儲(chǔ)空間啦！
繼續(xù)改進(jìn)！
方案三：對(duì)內(nèi)存進(jìn)行分頁(yè)后進(jìn)行映射
一個(gè)字節(jié)一個(gè)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(chǔ)空間，為文明表述，我們可以把一串地址連續(xù)的存儲(chǔ)空間稱作一個(gè)頁(yè)（Page）。把這個(gè)頁(yè)開始的地址稱作頁(yè)的基地址，把頁(yè)中存儲(chǔ)單元相對(duì)于頁(yè)的基地址的距離稱作該存儲(chǔ)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(gè)頁(yè)，把物理內(nèi)存也劃分成若干個(gè)與虛擬內(nèi)存頁(yè)大小相同的頁(yè)，操作系統(tǒng)只需要把虛擬內(nèi)存頁(yè)和物理內(nèi)存頁(yè)之間的映射關(guān)系記錄下來就好，而虛擬內(nèi)存頁(yè)中的存儲(chǔ)單元和物理內(nèi)存頁(yè)中的存儲(chǔ)單元按照它們?cè)陧?yè)內(nèi)的偏移地址自動(dòng)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(gè)頁(yè)，物理內(nèi)存劃分成7個(gè)頁(yè)，目前虛擬內(nèi)存用了第0、3、6這三個(gè)頁(yè)：
操作系統(tǒng)的任務(wù)就是將這些虛擬頁(yè)映射到物理頁(yè)，并且把映射關(guān)系記錄下來。
因?yàn)楝F(xiàn)在有9個(gè)虛擬頁(yè)，所以操作系統(tǒng)只需要在物理頁(yè)中分配一個(gè)包含9個(gè)元素的數(shù)組，虛擬頁(yè)的頁(yè)號(hào)和數(shù)組下標(biāo)一一對(duì)應(yīng)，數(shù)組元素的值表示將元素下標(biāo)對(duì)應(yīng)的虛擬頁(yè)映射到哪個(gè)物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)。比方說操作系統(tǒng)選擇把虛擬頁(yè)0映射到物理頁(yè)2、把虛擬頁(yè)3映射到虛擬頁(yè)0、把虛擬頁(yè)6映射到物理頁(yè)4，并且從物理頁(yè)6中分配一部分空間用作存儲(chǔ)映射數(shù)組，如下圖所示：
用于映射虛擬頁(yè)和物理頁(yè)的數(shù)組也被稱作頁(yè)表（Page Table），頁(yè)表中的一個(gè)元素被稱作一個(gè)頁(yè)表項(xiàng)（Page Table Entry，簡(jiǎn)稱PTE）。頁(yè)表項(xiàng)的下標(biāo)是虛擬頁(yè)的頁(yè)號(hào)，頁(yè)表項(xiàng)的值包含物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)。
現(xiàn)代計(jì)算機(jī)基本上都通過設(shè)計(jì)頁(yè)表來完成虛擬地址到物理地址的映射。
實(shí)例
將一個(gè)虛擬地址翻譯成物理地址是需要MMU（這是一個(gè)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(yè)分配相應(yīng)的物理頁(yè)，并且把映射關(guān)系填充到頁(yè)表中，當(dāng)然還需要把當(dāng)前進(jìn)程所使用的頁(yè)表的物理地址告訴MMU。
小貼士：
MMU會(huì)從CPU中一個(gè)存儲(chǔ)頁(yè)表物理地址的寄存器中獲取頁(yè)表的物理地址。每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)進(jìn)程控制塊，進(jìn)程控制塊中會(huì)保存當(dāng)前進(jìn)程所使用頁(yè)表的地址，如果發(fā)生進(jìn)程切換，操作系統(tǒng)會(huì)把新運(yùn)行的進(jìn)程的頁(yè)表地址放到CPU存儲(chǔ)頁(yè)表物理地址的寄存器中，這樣MMU讀取的頁(yè)表就是新進(jìn)程的頁(yè)表了。
MMU收到CPU給自己的虛擬地址后，會(huì)從虛擬地址中提取出頁(yè)號(hào)，然后以頁(yè)號(hào)為下標(biāo)，到頁(yè)表中找到相應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)，從頁(yè)表項(xiàng)中找到物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)，然后將物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)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(yè)的大小是操作系統(tǒng)自己規(guī)定的嗎？這個(gè)還真不是，頁(yè)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(yè)面大小。我們以4MB大小的頁(yè)、32位虛擬地址為例來分析一下MMU如何將一個(gè)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(gè)頁(yè)內(nèi)的偏移地址由22個(gè)二進(jìn)制位組成，那我們可以將一個(gè)32位的虛擬地址分為兩個(gè)部分：
?高10位表示頁(yè)號(hào)?低22位表示頁(yè)面內(nèi)的偏移地址
既然用10位表示頁(yè)號(hào)，那么相當(dāng)于總共就有210=1024=1K個(gè)虛擬頁(yè)面，為了映射這些虛擬頁(yè)面，我們建立的頁(yè)表就需要包含1K個(gè)頁(yè)表項(xiàng)。
CPU規(guī)定頁(yè)表項(xiàng)大小為4個(gè)字節(jié)，頁(yè)表項(xiàng)中除了保存物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)之外，還會(huì)記錄一些頁(yè)面的屬性，比方說頁(yè)面是否可讀、是否可寫、是否可以執(zhí)行該頁(yè)面中的指令等等。
那么一個(gè)頁(yè)表項(xiàng)是4B，一共需要1K個(gè)頁(yè)表項(xiàng)，那么頁(yè)表所需的存儲(chǔ)空間大小就是4KB。
下邊舉一個(gè)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(gè)虛擬地址可以被分成兩個(gè)部分：
?高10位表示虛擬頁(yè)的頁(yè)號(hào)，即0000000111?（十進(jìn)制的7）?低22位表示虛擬頁(yè)偏移地址，即0000000000000000000101?。
假設(shè)操作系統(tǒng)將這個(gè)虛擬頁(yè)映射到物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)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(yè)號(hào)作為頁(yè)表的下標(biāo)去定位頁(yè)表項(xiàng)，從頁(yè)表項(xiàng)的物理頁(yè)號(hào)部分拿出物理頁(yè)號(hào)。虛擬地址的虛擬頁(yè)偏移地址和物理頁(yè)偏移地址是相同的，那么將物理頁(yè)號(hào)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(shí)際發(fā)送給物理內(nèi)存的地址卻是0x05800005。
小貼士：
你可能會(huì)想操作系統(tǒng)怎么知道將一個(gè)虛擬頁(yè)映射到哪個(gè)物理頁(yè)呢，萬一被映射的那個(gè)物理頁(yè)之前已經(jīng)被別的程序使用或者這個(gè)物理頁(yè)干脆就是用于存儲(chǔ)頁(yè)表的咋辦？當(dāng)然，這些內(nèi)容屬于設(shè)計(jì)一個(gè)操作系統(tǒng)要考慮的部分，留在《操作系統(tǒng)是怎樣運(yùn)行的》中再展開嘮叨吧~
二級(jí)頁(yè)表的引入
使用4MB大小的頁(yè)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(duì)于某些小的程序來說實(shí)在是天大的浪費(fèi)。如果使用的頁(yè)面大小為4KB的話，那么對(duì)于一個(gè)32位大小的虛擬地址來說：
?高20位表示頁(yè)號(hào)?低12位表示頁(yè)面內(nèi)的偏移地址
這就意味著我們?cè)O(shè)計(jì)的頁(yè)表需要220=1M個(gè)頁(yè)表項(xiàng)，如果一個(gè)頁(yè)表項(xiàng)占4個(gè)字節(jié)的話，整個(gè)頁(yè)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(gè)4MB大的頁(yè)表，這對(duì)于比較小的程序也是非常大的浪費(fèi)。
頁(yè)設(shè)計(jì)的大了也不好，設(shè)計(jì)的小了也不好，真煩人。
回想一下我們網(wǎng)購(gòu)時(shí)填地址時(shí)的情況，都是先填寫省級(jí)行政區(qū)，然后系統(tǒng)會(huì)將省級(jí)行政區(qū)下的市級(jí)行政區(qū)列出來供我們選擇。如果系統(tǒng)直接將全國(guó)所有市級(jí)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(yè)面的既然20位的頁(yè)號(hào)太長(zhǎng)了，我們也可以把頁(yè)號(hào)拆成兩個(gè)部分：
?把高10位的頁(yè)號(hào)稱作一級(jí)頁(yè)號(hào)?把低10位的頁(yè)號(hào)稱作二級(jí)頁(yè)號(hào)
然后就可以給一級(jí)頁(yè)號(hào)和二級(jí)頁(yè)號(hào)分別制作頁(yè)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(yè)面的話，那么該地址的：
?虛擬頁(yè)的偏移地址為低12位，即000000000101?。?虛擬頁(yè)的頁(yè)號(hào)為高20位，即00000001110000000000?，將這20位可以繼續(xù)拆成高10位的一級(jí)頁(yè)號(hào)0000000111?和低10位的二級(jí)頁(yè)號(hào)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(jí)頁(yè)號(hào)建立一個(gè)頁(yè)表，我們稱作一級(jí)頁(yè)表。一級(jí)頁(yè)號(hào)包含10位，所以一級(jí)頁(yè)表中包含210=1K個(gè)頁(yè)表項(xiàng)，每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)占用4B，整個(gè)一級(jí)頁(yè)表就占用4KB。一級(jí)頁(yè)表中的每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)其實(shí)都對(duì)應(yīng)4MB的虛擬內(nèi)存，比方說：第0個(gè)頁(yè)表項(xiàng)代表虛擬地址前10位為000000000?的虛擬地址，該頁(yè)表項(xiàng)對(duì)應(yīng)的虛擬地址范圍就是：000000000 0000000000000000000000? ～ 000000000 1111111111111111111111?；第1個(gè)頁(yè)表項(xiàng)代表虛擬地址前10位為000000001?的虛擬地址，該頁(yè)表項(xiàng)對(duì)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(jí)頁(yè)號(hào)為0000000111?（7），所以我們?cè)谝患?jí)頁(yè)表中定位到下標(biāo)為7的頁(yè)表項(xiàng)，這個(gè)頁(yè)表項(xiàng)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(gè)頁(yè)表，而一級(jí)頁(yè)表的頁(yè)表項(xiàng)中包含新創(chuàng)建的這個(gè)頁(yè)表的物理頁(yè)號(hào)。本例中一級(jí)頁(yè)表下標(biāo)為7的頁(yè)表項(xiàng)包含的物理頁(yè)號(hào)是0000000000000000110011?（51），即新創(chuàng)建的頁(yè)表的基地址為0000000000000000110011000000000000?。
?再為二級(jí)頁(yè)號(hào)建立一個(gè)頁(yè)表，我們稱作二級(jí)頁(yè)表。二級(jí)頁(yè)表也包含10位，所以二級(jí)頁(yè)表中包含210=1K個(gè)頁(yè)表項(xiàng)，每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)占用4B，一個(gè)二級(jí)頁(yè)表就占用4KB。整個(gè)二級(jí)頁(yè)表用于映射4MB大小的虛擬內(nèi)存，所以二級(jí)頁(yè)表中的每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)用于映射4KB的虛擬內(nèi)存。本例中二級(jí)頁(yè)號(hào)為000000000?，所以在二級(jí)頁(yè)表中定位到下標(biāo)為0的頁(yè)表項(xiàng)，這個(gè)頁(yè)表項(xiàng)中就包含著最終映射到的物理頁(yè)頁(yè)號(hào)，本例中最終物理頁(yè)頁(yè)號(hào)為00000101100000000000?。
將物理頁(yè)頁(yè)號(hào)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(jí)頁(yè)表和二級(jí)頁(yè)表作區(qū)分，我們也把一級(jí)頁(yè)表稱作頁(yè)目錄（Page Directory），一級(jí)頁(yè)表里的頁(yè)表項(xiàng)也被稱作頁(yè)目錄項(xiàng)（Page Directory Entry，簡(jiǎn)稱PDE）。二級(jí)頁(yè)表中的稱呼保持不變。
引入了兩級(jí)頁(yè)表后，操作系統(tǒng)可以以4KB大小的頁(yè)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(yè)表時(shí)也不用直接分配4MB大小的頁(yè)表，而是做到了實(shí)現(xiàn)了“什么時(shí)候用頁(yè)表，什么時(shí)候再建頁(yè)表”的功能。初始的時(shí)候只需要建一個(gè)4KB大小的頁(yè)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(jí)頁(yè)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(jí)的頁(yè)表，現(xiàn)代Intel CPU最多支持4級(jí)頁(yè)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(gè)假象：程序員認(rèn)為自己有一個(gè)很大很大且地址連續(xù)的內(nèi)存。其實(shí)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(huì)比實(shí)際的物理內(nèi)存更大，多個(gè)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(bào)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(jì)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(yè)面又不是每時(shí)每刻都會(huì)被用到，對(duì)于那些暫時(shí)用不到的物理頁(yè)面，我們先把它們轉(zhuǎn)移到硬盤里，這樣這些物理頁(yè)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(shí)候某個(gè)進(jìn)程需要訪問這些被轉(zhuǎn)移到硬盤的物理頁(yè)面，再把它們轉(zhuǎn)移回物理內(nèi)存，并且重新把虛擬頁(yè)面和物理頁(yè)面的映射關(guān)系填到頁(yè)表中不就好了！
這時(shí)候頁(yè)表的頁(yè)表項(xiàng)就又起作用啦，我們說頁(yè)表項(xiàng)除了包含物理頁(yè)的頁(yè)號(hào)之外，還回包含頁(yè)的一些屬性，其中就有一個(gè)該頁(yè)是否在物理內(nèi)存中的屬性，我們把這個(gè)屬性稱作Present屬性，簡(jiǎn)稱P屬性：
?當(dāng)P=0時(shí)，表示該頁(yè)不在物理內(nèi)存中。?當(dāng)P=1時(shí)，表示該頁(yè)在物理內(nèi)存中。
比方說虛擬內(nèi)存包含9個(gè)頁(yè)，物理內(nèi)存包含7個(gè)頁(yè)，操作系統(tǒng)按如下圖所示的方式填充頁(yè)表：
本例中操作系統(tǒng)用物理頁(yè)6來存儲(chǔ)頁(yè)表，進(jìn)程使用了虛擬頁(yè)0~虛擬頁(yè)5共6個(gè)虛擬頁(yè)，操作系統(tǒng)可以：
?讓虛擬頁(yè)0映射到物理頁(yè)2、虛擬頁(yè)3映射到物理頁(yè)0、虛擬頁(yè)4映射到物理頁(yè)4?讓虛擬頁(yè)1映射到磁盤頁(yè)0、虛擬頁(yè)2映射到磁盤頁(yè)1、虛擬頁(yè)5映射到磁盤頁(yè)3
當(dāng)CPU執(zhí)行某條指令時(shí)，該指令需要訪問被映射到磁盤頁(yè)的虛擬頁(yè)，CPU就會(huì)發(fā)現(xiàn)該虛擬頁(yè)相應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的P屬性為0，即該虛擬頁(yè)其實(shí)被映射到了磁盤頁(yè)，此時(shí)可以從頁(yè)表項(xiàng)中獲取到磁盤頁(yè)的位置，然后將相應(yīng)的磁盤頁(yè)加載到物理內(nèi)存，并修改頁(yè)表。之后再重新執(zhí)行需要訪問該虛擬頁(yè)的指令。
引入了虛擬頁(yè)和磁盤頁(yè)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?cè)诰幊虝r(shí)可以毫無估計(jì)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(jì)操作系統(tǒng)的同學(xué)，他們默默的承受著一切...
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