什麼是虛存?為什麼需要它？ 我們知道程序代碼和數據必須駐留在內存中才能得以運行，然而系統內存數量很有限，往往不能容納一個完整程序的所有代碼和數據，更何況在多任務系統中，可能需要同時打開子處理程序，畫圖程序，浏覽器等很多任務，想讓內存駐留所有這些程序顯然不太可能。因此首先能想到的就是將程序分割成小份，只讓當前系統運行它所有需要的那部分留在內存，其它部分都留在硬盤。當系統處理完當前任務片段後，再從外存中調入下一個待運行的任務片段。的確，老式系統就是這樣處理大任務的，而且這個工作是由程序員自行完成。但是隨著程序語言越來越高級，程序員對系統體系的依賴程度降低了，很少有程序員能非常清楚的駕馭系統體系，因此放手讓程序員負責將程序片段化和按需調入輕則降低效率，重則使得機器崩潰；再一個原因是隨著程序越來越豐富，程序的行為幾乎無法准確預測，程序員自己都很難判斷下一步需要載入哪段程序。因此很難再靠預見性來靜態分配固定大小的內存，然後再機械地輪換程序片進入內存執行。系統必須采取一種能按需分配而不需要程序員干預的新技術。
虛擬內存（之所以稱為虛擬內存，是和系統中的邏輯內存和物理內存相對而言的，邏輯內存是站在進程角度看到的內存，因此是程序員關心的內容。而物理內存是站在處理器角度看到的內存，由操作系統負責管理。虛擬內存可以說是映射到這兩種不同視角內存的一個技術手段。）技術就是一種由操作系統接管的按需動態內存分配的方法，它允許程序不知不覺中使用大於實際物理空間大小的存儲空間(其實是將程序需要的存儲空間以頁的形式分散存儲在物理內存和磁盤上)，所以說虛擬內存徹底解放了程序員,從此程序員不用過分關心程序的大小和載入，可以自由編寫程序了，繁瑣的事情都交給操作系統去做吧。
實現虛擬內存 虛擬內存是將系統硬盤空間和系統實際內存聯合在一起供進程使用,給進程提供了一個比內存大得多的虛擬空間。在程序運行時，只要把虛擬地址空間的一小部分映射到內存，其余都存儲在硬盤上（也就是說程序虛擬空間就等於實際物理內存加部分硬盤空間）。當被訪問的虛擬地址不在內存時，則說明該地址未被映射到內存，而是被存貯在硬盤中，因此需要的虛擬存儲地址隨即被調入到內存；同時當系統內存緊張時，也可以把當前不用的虛擬存儲空間換出到硬盤，來騰出物理內存空間。系統如此周而復始地運轉——換入、換出，而用戶幾乎無法查覺，這都是拜虛擬內存機制所賜。
Linux的swap分區就是硬盤專門為虛擬存儲空間預留的空間。經驗大小應該是內存的兩倍左右。有興趣的話可以使用 swapon -s 查看交換分區大小。
大道理很好理解，無非是用內存和硬盤空間合成為虛擬內存空間。但是這一過程中反復運行的地址映射(虛擬地址映射到物理地址)和虛擬地址換入換出卻值得仔細推敲。系統到底是怎麼樣把虛擬地址映射到物理地址上的呢？內存又如何能不斷地和硬盤之間換入換出虛擬地址呢？
利用段機制能否回答上述問題呢？邏輯地址通過段機制後變為一個32位的地址，足以覆蓋4G的內存空間，當程序需要的虛擬地址不在內存時，只依靠段機制很難進行虛擬空間地換入換出，因為不大方便把整段大小的虛擬空間在內存和硬盤之間調來調去（老式系統中，會笨拙地換出整段內存甚至整個進程，想想這樣做會有那些惡果吧！）。所以很有必要尋找一個更小更靈活的存儲表示單位，這樣才方便虛擬地址在硬盤和內存之間調入調出。這個更小的存儲管理單位便是頁（4K大小）。管理頁換入換出的機制被稱為頁機制。
因為使用頁機制的原因，通過段機制轉換得到的地址僅僅是作為一個中間地址——線性地址，該地址不代表實際物理地址，而是代表整個進程的虛擬空間地址。在線性地址的基礎上，頁機制接著會處理線性地址映射：當需要的線性地址（虛擬空間地址）不在內存時，便以頁為單位從磁盤中調入需要的虛擬內存；當內存不夠時，又會以頁為單位把內存中虛擬空間的換出到磁盤上。可見，利用頁來管理內存和磁盤（虛擬內存）大大方便了內存管理的工作。毫無疑問，頁機制和虛擬內存管理簡直是“絕配”。
使用頁機制，4G空間被分成2的20次方個4K大小的頁面（頁面也可定為4M大小），因此定位頁面需要的索引表(頁表)中每個索引項至少需要20位，但是在頁表項中往往還需要附加一些頁屬性，所以頁表項實際為32位，其中12位用來存放諸如“頁是否存在於內存”或“頁的權限”等信息。
前面我們提到了線性地址是32位。它其中高20位是對頁表的索引，低12位則給出了頁面中的偏移。線性地址經過頁表找到頁面基地址後和低12位偏移量相加就形成了最終需要的物理地址了。
在實際使用中，並非所有頁表項都是被存放在一個大頁表裡，因為每個頁表項占4個字節，如果要在一個表中存放2的20次方個頁表項，就需要4M的連續存儲空間。這麼大的連續空間可不好找，因此往往會把頁表分級存儲，比如分兩級，那麼每級頁表只需要4k連續空間了。
兩級頁表搜索如同看章回小說，先找到在哪一章裡，然後在找在該章下的哪一節。具體過程看看下圖：
綜上所述，地址轉換工作需要兩種技術，一是段機制，二是頁機制。段機制處理邏輯地址向線性地址的映射;頁機制則負責把線性地址映射為物理地址。兩級映射共同完成了從程序員看到的邏輯地址轉換到處理器看到的物理地址這一艱巨任務。
你可以將這兩種機制分別比作一個地址轉換函數，段機制的變量是邏輯地址，函數值是線性地址；頁機制的變量是線性地址，函數值是物理地址。地址轉換過程如下所示。
邏輯地址——（段函數）——>線性地址——（頁函數）——>物理地址。
雖然段機制和頁機制都參與映射，但它們分工不同，而且相互獨立互不干擾，彼此之間不必知道對方是否存在。
下面我們結合Linux實例簡要地看看段頁機制如何使用。
Linux中的分段策略 段機制在Linux裡用得有限，並沒有被完全利用。每個任務並未分別安排各自獨立的數據段，代碼段，而是僅僅最低限度的利用段機制來隔離用戶數據和系統數據——Linux只安排了四個范圍一樣的段，內核數據段，內核代碼段，用戶數據段，用戶代碼段，它們都覆蓋0-4G的空間，所不同的是各段屬性不同，內核段特權級為0，用戶段特權級為3。這樣分段，避免了邏輯地址到線性地址的轉換步驟(邏輯地址就等於線性地址)，但仍然保留了段的等級這層最基本保護。
每個用戶進程都可以看到4G大小的線性空間，其中0-3G是用戶空間，用戶態進程可以直接訪問；從3G-4G空間為內核空間，存放內核代碼和數據，只有內核態進程能夠直接訪問，用戶態進程不能直接訪問，只能通過系統調用和中斷進入內核空間，而這時就要進行的特權切換。
說到特權切換，就離不開任務門，陷阱門/中斷門等概念。陷阱門和中斷門是在發生陷阱和中斷時，進入內核空間的通道。調用門是用戶空間程序相互訪問時所需要的通道，任務門比較特殊，它不含任何地址，而是服務於任務切換（但linux任務切換時並未真正采用它，它太麻煩了）。
對於各種門系統都會有對應的門描述符，和段描述符結構類似，門描述符也是由對應的門選擇字索引，並且最終會產生一個指向特定段內偏移地址的指針。這個指針指向的就是將要進入的入口。利用門的目的就是保證入口可控，不至於進入到內核中不該訪問的位置。
Linux中的分頁策略 看看linux中如何使用分頁。
Linux中每個進程都會有各自不同的頁表，也就是說進程的映射函數互不相同，保證每個進程虛擬地址不會映射到相同的物理地址上。這是因為進程之間必須相互獨立，各自的數據必須隔離，防止信息洩漏。
需要注意的是，內核作為必須保護的單獨部分，它有自己獨立的頁表來映射內核空間(並非全部空間，僅僅是物理內存大小的空間)，該頁表（swapper_pg_dir）被靜態分配，它只來映射內核空間（swapper_pg_dir只用到768項以後的項——768個頁目錄可映射3G空間）。這個獨立頁表保證了內核虛擬空間獨立於其他用戶程序空間，也就是說其他進程通常狀態下和內核是沒有聯系的(在編譯內核的時候，內核代碼被指定鏈接到3G以上空間)，因而內核數據也就自然被保護起來了。
那麼在用戶進程需要訪問內核空間時如何做呢？
Linux采用了個巧妙的方法：用戶進程頁表的前768項映射進程空間（<3G，因為LDT 中只指定基地址為0,范圍只能到0xc0000000），如果進程要訪問內核空間，如調用系統調用，則進程的頁目錄中768項後的表項將指向swapper_pg_dir的768項後的項，所以一旦用戶陷入內核,就開始使用內核的頁表swapper_pg_dir了，也就是說可以訪問內核空間了。
