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作業系統有虛擬記憶體與物理記憶體的概念。在很久以前，還沒有虛擬記憶體概念的時候，程式定址用的都是實體地址。程式能定址的範圍是有限的，這取決於cpu的位址線條數。比如在32位平台下，定址的範圍是2^32也就是4g。並且這是固定的，如果沒有虛擬記憶體，且每次開啟乙個程序都給4g的物理記憶體，就可能會出現很多問題：
於是針對上面會出現的各種問題，虛擬記憶體就出來了。
在之前一篇文章中程序分配資源介紹過乙個程序執行時都會得到4g的虛擬記憶體。這個虛擬記憶體你可以認為，每個程序都認為自己擁有4g的空間，這只是每個程序認為的，但是實際上，在虛擬記憶體對應的物理記憶體上，可能只對應的一點點的物理記憶體，實際用了多少記憶體，就會對應多少物理記憶體。
程序得到的這4g虛擬記憶體是乙個連續的位址空間（這也只是程序認為），而實際上，它通常是被分隔成多個物理記憶體碎片，還有一部分儲存在外部磁碟儲存器上，在需要時進行資料交換。
程序開始要訪問乙個位址，它可能會經歷下面的過程
每次我要訪問位址空間上的某乙個位址，都需要把位址翻譯為實際物理記憶體位址
所有程序共享這整一塊物理記憶體，每個程序只把自己目前需要的虛擬位址空間對映到物理記憶體上
程序需要知道哪些位址空間上的資料在物理記憶體上，哪些不在（可能這部分儲存在磁碟上），還有在物理記憶體上的**，這就需要通過頁表來記錄
頁表的每乙個表項分兩部分，第一部分記錄此頁是否在物理記憶體上，第二部分記錄物理記憶體頁的位址（如果在的話）
當程序訪問某個虛擬位址的時候，就會先去看頁表，如果發現對應的資料不在物理記憶體上，就會發生缺頁異常
缺頁異常的處理過程，作業系統立即阻塞該程序，並將硬碟裡對應的頁換入記憶體，然後使該程序就緒，如果記憶體已經滿了，沒有空地方了，那就找乙個頁覆蓋，至於具體覆蓋的哪個頁，就需要看作業系統的頁面置換演算法是怎麼設計的了。
關於虛擬記憶體與物理記憶體的聯絡，下面這張圖可以幫助我們鞏固。
我們的cpu想訪問虛擬位址所在的虛擬頁(vp3)，根據頁表，找出頁表中第三條的值.判斷有效位。 如果有效位為1，drma快取命中，根據物理頁號，找到物理頁當中的內容，返回。
若有效位為0，引數缺頁異常，呼叫核心缺頁異常處理程式。核心通過頁面置換演算法選擇乙個頁面作為被覆蓋的頁面，將該頁的內容重新整理到磁碟空間當中。然後把vp3對映的磁碟檔案快取到該物理頁上面。然後頁表中第三條，有效位變成1，第二部分儲存上了可以對應物理記憶體頁的位址的內容。
缺頁異常處理完畢後，返回中斷前的指令，重新執行，此時快取命中，執行1。
將找到的內容對映到告訴快取當中，cpu從告訴快取中獲取該值，結束。
當每個程序建立的時候，核心會為程序分配4g的虛擬記憶體，當程序還沒有開始執行時，這只是乙個記憶體布局。實際上並不立即就把虛擬記憶體對應位置的程式資料和**（比如.text .data段）拷貝到物理記憶體中，只是建立好虛擬記憶體和磁碟檔案之間的對映就好（叫做儲存器對映）。這個時候資料和**還是在磁碟上的。當執行到對應的程式時，程序去尋找頁表，發現頁表中位址沒有存放在物理記憶體上，而是在磁碟上，於是發生缺頁異常，於是將磁碟上的資料拷貝到物理記憶體中。
另外在程序執行過程中，要通過malloc來動態分配記憶體時，也只是分配了虛擬記憶體，即為這塊虛擬記憶體對應的頁表項做相應設定，當進**正訪問到此資料時，才引發缺頁異常。
可以認為虛擬空間都被對映到了磁碟空間中（事實上也是按需要對映到磁碟空間上，通過mmap，mmap是用來建立虛擬空間和磁碟空間的對映關係的）
當不同的程序使用同一段**時，比如庫檔案的**，在物理記憶體中可以只儲存乙份這樣的**，不同程序只要將自己的虛擬記憶體對映過去就好了，這樣可以節省物理記憶體
在程式需要分配連續空間的時候，只需要在虛擬記憶體分配連續空間，而不需要物理記憶體時連續的，實際上，往往物理記憶體都是斷斷續續的記憶體碎片。這樣就可以有效地利用我們的物理記憶體
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