传统存储管理存在的问题
虚拟内存这个东西他为什么会出现？他出现的背景是什么？
前文 内存管理两部曲之物理内存管理 提到：随着用户程序功能的增加，进程所需要的内存空间越来越大，进程空间很容易就突破了物理内存的实际大小，导致进程无法运行。
因此，为了解决内存不足的情况，缓和大程序与小内存之间的矛盾 ，扩充内存容量势在必行。
可以从物理和逻辑两方面来考虑扩充内存容量，物理扩容没啥技术含量，需要我们研究的自然是如何从逻辑上扩充内存容量。
所谓逻辑扩充，就是说实际上物理内存的容量没有发生改变，但是它能装的东西却变多了，使得用户看来似乎有一个比实际内存大得多的内存。
对内存的逻辑扩充技术主要有三种：覆盖技术、交换技术、以及虚拟内存 （Virtual Memory），也称为虚拟存储器 。事实上，这些逻辑扩充技术的核心理念都是一致的，研究的都是将哪个进程（或进程的某部分）暂时从内存移到外存（磁盘），以腾出内存空间供其他进程（或进程的某部分）占用。
覆盖（Overlay）和交换（Swapping）这两种存在于早期操作系统中的逻辑扩充技术现在已经成为历史，这里就简单介绍下：
前文说过，早期操作系统仅将内存空间分成两块：系统区（用于存放操作系统相关数据）和用户区（用于存放用户进程相关数据，内存中只能有一道用户程序 ，用户程序独占整个用户区空间，显然，内存空间容不下某个用户程序的现象常会发生。
覆盖 技术（Overlay）的基本思想就是：程序运行时并非任何时候都要访问程序及数据的所有部分（尤其是大程序），因此可以把用户空间（内存）分成一个固定区和一个或多个覆盖区。
将程序经常活跃的部分放在固定区，其余部分按调用关系进行分段：首先将那些即将要用的段放在覆盖区，其他段放在外存（磁盘），在需要调用前由用户 来安排特定的系统调用将这些放在外存中的段调入覆盖区，替换覆盖区中原有的段。
覆盖技术的缺点显而易见并且可以说是让人无法接受的，那就是覆盖技术是把解决内存空间不足的问题交给了用户。操作系统仅仅为用户提供将覆盖段调入内存的系统调用，但是必须由用户自己来说明覆盖哪个段、调入哪个段。
合着我用个电脑还得算着怎么才能让我的程序不崩溃？
OK，可以看出来，覆盖技术其实是用在同一个作业/进程的不同段之间的，那么不同的作业/进程之间怎么办呢？
这就是交换技术的适用场景。
交换 技术（Swapping）的基本思想是：空闲进程/作业主要存储在外存（磁盘）上，当其中某个进程/作业需要运行的时候，就将其从磁盘中完整地调入内存，使该进程运行一段时间，然后再把它返回磁盘。所以说当进程/作业不运行的时候它们是不会占用内存的。
事实上，覆盖和交换技术分别解决了传统存储管理（物理内存管理）中存在的某个问题：
覆盖技术打破了 作业/进程必须一次性全部装入内存后才能开始运行（一次性） 的限制
交换技术打破了 一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束（驻留性） 的限制
当然了，Anyway，这两种逻辑扩充技术已经成为历史，虚拟内存技术才是目前的主流，它综合了这两种古老技术的特点，单枪匹马解决了传统存储管理中存在的这两个问题。
什么是虚拟内存
有了上述交换技术的铺垫，理解起虚拟内存来也就不那么陌生了。
当然了，在此之前，我一定要着重声明的是，不要把虚拟内存当作一个实际存在的东西 ，它是一门技术！和交换技术覆盖技术一样是一门用来逻辑扩充内存空间的技术！
虚拟内存技术基于一个非常重要的原理，局部性原理 ：
1）时间局部性 ：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
2）空间局部性 ：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问（因为很多数据在内存中都是连续存放的，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的）
基于这个局部性原理，在一个程序装入内存的时候，可以只将这个程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分仍然留在外存（磁盘），并且程序可以正常执行；
而在程序执行过程中，当 CPU 所需要的信息不在内存中的时候，由操作系统负责将所需信息从外存（磁盘）调入内存，然后继续执行程序；
如果调入内存的时候内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。
以上，就是虚拟内存技术。
如何实现虚拟内存技术
可以看见，虚拟内存允许一个作业/进程分多次调入内存，那如果采用连续分配方式，不方便实现，所以虚拟内存技术的实现是建立在不连续分配管理方式之上的。
传统的基本分页管理、基本分段管理、基本段页式管理和虚拟内存技术结合，分别称为请求分页管理 （页式虚存系统）、请求分段管理 （段式虚存系统）、请求段页式管理 （段页式虚存系统）。
这几个概念非常容易混淆，其实很容易区分，记住这句话就 OK，摘自百度百科：
如果不具备请求调页、页面置换 的功能，则称为基本分页管理（或称为纯分页管理），它不具有支持实现虚拟内存的功能，它要求把每个作业（进程）全部装入内存后方能运行。
请求分段存储管理也差不多，它建立在分段存储管理之上，但增加了请求调段、段置换 功能。
请求调页、页面置换 和 请求调段、段置换概念差不多，这里以请求调页和页面置换为例解释下。
在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存（磁盘）调入内存，然后继续执行程序（操作系统要提供 请求调页 的功能， 将内存中缺失的页面从磁盘调入内存 ）；
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到磁盘（操作系统要提供 页面置换 的功能， 将暂时用不到的页面换出磁盘）。
具体来说，在页式虚存系统中，每当 CPU 要访问的页面不在内存时，就会产生一个缺页中断 ，然后由操作系统的缺页中断处理程序来处理中断。此时，缺页的这个进程/作业就会被阻塞住，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒，放回就绪队列。
如果内存中有空闲块，则为该进程分配一个空闲块，将所缺的页面装入这个块中，并修改页表中相应的页表项。
如果内存中没有空闲块，则由页面置换算法选择一个页面淘汰，若该页面在内存期间被修改过，则要将其写回外存，未修改过的页面不用写回外存。
可以看出来，这并不是一个简单的过程，基本分页管理中的简单页表已经无法胜任这样的工作。
我们还是先来回顾下基本分页管理的页表，它只有页号和块号两个字段：
请求分页管理的页表自然是会复杂不少的：
1）为了实现 “请求调页” 功能，操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存，如果还没调入，那么也需要知道该页面在磁盘中存放的位置。
2）而当内存空间不够时，要实现 “页面置换” 功能，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面，有的页面没有被修改过，就不用浪费时间写回磁盘；有的页面修改过，就需要将磁盘中的旧数据覆盖。因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。
为此，请求分页管理的页表中添加了 4 个字段：
访问字段：可记录该页面最近被访问过几次，或记录上次访问该页面的时间，供页面置换算法换出页面时参考
页面置换算法也是一个很重要的内容，本来应该在这篇文章里一起写的，But 想到 “页面置换” 问题不仅仅是在虚拟内存中存在，在计算机设计的其他领域也会同样发生（比如多数计算机都会把最近使用过的 32 字节或者 64 字节存储块保存在一个或多个高速缓存中，当这些高速缓存存满后就必须选取一些块丢弃掉，以此来存入最新的使用过的存储块），所以决定后续单开一篇文章。
