4.1 为什么要有虚拟内存？
虚拟内存
单片机的 CPU 是直接操作内存的「物理地址」。
- 而每个程序可能都想要访问相同的地址，那么就会出现无法同时运行两个程序
- 因此操作系统为每个进程分配独立的一套「虚拟地址」，每个程序不能直接访问物理地址，都可以访问相同的虚拟地址。
- 而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常
操作系统通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。
- 我们程序所使用的内存地址叫做虚拟内存地址（Virtual Memory Address）
- 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）。
内存分段
程序是由若干个逻辑分段组成的，如可由代码分段、数据分段、栈段、堆段组成。不同的段是有不同的属性的，所以就用分段（Segmentation）的形式把这些段分离出来。
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段内偏移量。
段选择因子就保存在段寄存器里面。段选择因子里面最重要的是段号，用作段表的索引。段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。
虚拟地址中的段内偏移量应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它也有一些不足之处：
第一个就是内存碎片的问题。
- 每次分配地址释放之后，可能其他程序不够用，造成内存浪费
- 内部内存碎片：分配了冗余的内存给一个程序
- 外部内存碎片：每个段长度不固定，每次分配都可能剩余一些小物理内存，不够其他程序使用，可以通过内存交换解决
第二个就是内存交换的效率低的问题。
- 每次交换需要交换一大段，成本较高，可能造成机器卡顿
内存分页
把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定的连续内存空间（页）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。
在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
页比较小，进行内存交换效率高。
在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址
一级分页的问题：
因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的。每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。就需要很大的页表。
因此出现了多级分页，每次只需要直接创建一级页表，低级的页表只有被使用的时候，才生成低级页表，这样也能覆盖全部虚拟空间（而一级分页的话想要覆盖全部虚拟空间，就需要生成所有的页表）
同时，为了更好的利用内存，提高效率，出现了TLB（Translation Lookaside Buffer），缓存最常访问的页表项，
有了 TLB 后，那么 CPU 在寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表，命中率通常较高。
页表里的页表项中除了物理地址之外，还有一些标记属性的比特，比如控制一个页的读写权限，标记该页是否存在等。在内存访问方面，操作系统提供了更好的安全性。
段页式内存管理
段页式内存管理实现（结合内存分段和内存分页）的方式：
- 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是前面提到的分段机制；
- 接着再把每个段划分为多个页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；
这样，地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
用于段页式地址变换的数据结构是每一个程序一张段表，每个段又建立一张页表，段表中的地址是页表的起始地址，而页表中的地址则为某页的物理页号。提高内存使用效率。
Linux 内存管理
Linux 内存主要采用的是页式内存管理，但同时也不可避免地涉及了段机制。
在 Linux 操作系统中，虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分，不同位数的系统，地址空间的范围也不同。比如最常见的 32 位和 64 位系统，如下所示：
通过这里可以看出：
32位系统的内核空间占用1G，位于最高处，剩下的3G是用户空间；64位系统的内核空间和用户空间都是128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。
再来说说，内核空间与用户空间的区别：
- 进程在用户态时，只能访问用户空间内存；
- 只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存；
虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存，但是每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。
