为什么一个进程所需的存储空间大小能超过物理内存的大小？操作系统是如何管理机器上运行的多个进程的内存的？进程间共享存储是如何做到的？通过top命令查看的VIRT和RES指标有什么不同？所有这些问题都跟虚拟存储这个概念相关，虚拟存储是计算机系统的重要概念，可以说，理解好虚拟存储便是掌握了内存管理的钥匙。
- 进程是执行中的程序，一个进程就是一个执行中的程序实例，同一个程序可以有多个执行的实例，对应多个进程。
- 系统上同时运行的多个进程共享机器的CPU和存储资源，每个进程（线程）有一个独立的逻辑执行流，它提供一种假象，好像在独占的使用处理器；同时，每个进程有一个私有地址空间，这提供另一个假象，它好像在独占的使用存储器。
- 虚拟存储是一层抽象，它为每个进程提供了一致的、私有的地址空间，借助这一层关键抽象，计算机科学中最深刻最成功的概念“进程”才得以实施。
- 虚拟存储简化了存储器管理，链接器以独立于内存物理地址的方式构建可执行程序。
虚拟存储空间被分为内核空间和用户空间两部分，并非所有虚拟地址空间都会分配物理内存，只有实际使用的才会分配物理内存，这也体现在通过top命令查看进程的VIRT和RES两项指标的数值差异上。
- 物理内存可视为一个巨大的字节数组，每个元素占用一个字节，有自己的独立编号（也就是地址），这个地址叫物理地址（Physical Address, PA）。
- 物理内存资源被运行在系统中的所有进程共享，就像CPU资源被运行在系统中的所有进程/线程共享一样。
- 应用程序中所使用的地址叫虚拟地址（Virtual Address, VA），每个进程都拥有独立的私有虚拟地址空间，进程之间的虚拟存储是隔离的，既进程A不通过特殊手段无法访问进程B的某个虚拟地址。
- 虚拟地址在访问真正的物理内存的时候，需要被转换为物理地址, 虚拟地址到物理地址的转换过程叫地址翻译。
- CPU硬件和操作系统合作完成地址翻译，CPU芯片上的存储管理单元（MMU）查询内存中的页表动态完成地址翻译，而页表的内容由操作系统管理维护，这项工作由底层系统默默完成，对应用程序透明。
- 进程X和进程Y中的同一虚拟地址会被映射到不同物理地址，多个进程也可以通过共享存储技术（Shared Memory）映射到同一块物理内存。
- 32位系统的虚拟地址范围是[0-2^32]，总共4G Byte，这个地址的集合叫地址空间，64位系统拥有更大的地址空间，但不是2^64。
虽然进程拥有如此大的虚拟地址空间，但它通常不会真正占用这么大存储空间。
系统以页为单位管理存储，32位系统上，PageSize通常为4K字节，64位系统上，PageSize通常为8K字节。
物理存储器（内存）被以PageSize为单位分割为物理页（Physical Page, PP），[0-4096)的连续空间被分为第1页，[4096,8192)的连续空间被分为第2页，以此类推，PageSize大小的物理页也被称为页帧。
虚拟存储空间也被按同样的PageSize分割成虚拟页（Virtual Page, VP），虚拟页分为已分配和未分配两种状态，而已分配的页又被细分为未缓存和已缓存两种状态。
进程的所有已分配的虚拟存储页构成进程的有效虚拟存储空间，对未分配的虚拟存储空间的访问非法，将触发异常（例如常见的段错误）
通过调用malloc/new/mmap等编程接口分配虚拟存储页，对物理内存页的分配由系统负责。
分页后，一个虚拟地址被分为2部分：页编号 + 页内偏移。
操作系统在内存中为每个进程维护一个页表（PageTable, PT）, 地址翻译硬件通过查询存放在物理存储器中的页表，来找到对应的物理地址。
每个虚拟页对应一个页表条目（Page Table Entry, PTE），页表视为页表条目的数组，页号就是数组下标（索引）。
每个页表条目包含该虚拟页是否已分配，对未分配的页的访问非法，如果已分配，则又要区分是否已缓存（对应到物理内存页）和未缓存。
如果已缓存（页命中），则页表条目包含该虚拟页对应的物理地址；如果未缓存（页命失），则页表条目包含该虚拟页对应磁盘上该虚拟页的起始位置，系统在物理存储器中挑选一个牺牲页，并将虚拟页从磁盘拷贝到内存，这个过程叫换页（swapping）
牺牲页的内容需要从内存拷贝到磁盘虚拟页，这个过程叫换出（swap out），被缓存的新页需要从磁盘拷贝到内存，这个过程叫换入（swap in），因为牵扯到磁盘操作，过程中，一直等待，成本很高，这个成本被称为命失惩罚，但根据局部性原理，程序经历启动阶段的初始后，通常只会在一个较小的活动页面集上工作，这便能保证，虽然惩罚的成本看似很高，但实际上，它依然工作的很好。
通过页面调度，我们的程序能够在超过物理内存容量的虚拟存储空间下工作，且多个进程间，能有效的共享稀缺的内存资源。
理解这个过程对掌握内存管理和优化技术至关重要。
linux进程虚拟存储空间
linux进程的虚拟存储空间自底向上分为：代码段、全局变量段、堆、共享存储区、栈、内核段。
程序启动时，加载器会将编译后的可执行程序文件中的.text节拷贝到代码段，.data拷贝到全局变量段，每个函数（内联除外）编译后都会占存储空间，进文本节，程序执行中，会从代码段源源不断的加载指令。
堆向上生长，brk指向堆顶，通过malloc/new等编程接口从堆分配内存，动态分配的内存块需要手动释放。
栈向下生长，局部变量位于栈中，函数调用时的参数也经栈传递，函数调用链所需内存由栈提供，栈是自动伸缩的，每个线程会有独立的栈，每个栈的空间有限（4/8M，可调节），所以不能局部变量不能过大，递归过深有爆栈分险。
堆内存和栈内存本质上都是存储区，位于进程的不同区段，只有使用方式上的不同，没有物理介质上的不同，都会经地址翻译到物理内存。
栈和堆之间是共享存储区，通过共享存储编程接口shmget创建的存储段位于该段，标准库的代码在进程间也被共享，这样能够节省内存。
内核段存储空间，用户态代码不可访问，但用户代码调用系统调用、或者触发异常，进程陷入内核，会执行内核段的代码+访问内核态数据。
注意：代码段并非从0开始，而是从特定地址开始，0x8048000（32位系统），0x400000（64位系统）
段页式内存管理
早期计算机系统，采用段页式的内存管理，既有分页，又有分段，段内包含页，但linux系统简化了这个管理方式，进程的虚拟地址空间只有1段，所以相当于变相的废弃了分段。
如果以4K为一页，那么32位系统，虚拟内存空间为4G（2^32），因为页表是进程私有，所以，一个进程的虚拟地址空间包含1M页，需要1M页表项（64位更多），而系统中经常成百上千个进程，这个内存占用量太大了，所以，实际上，操作系统使用多级页表巧妙的解决了这个问题。
多级页表是压缩页表内存占用的惯用法，引入多级页表后，顶级页表的一个表项不再表示4K/8K的地址范围，它大的多，只有一级表项表示的范围被分配，其对应的2级页表才会被存储，所以极大的节省了内存空间，而因为进程实际分配的虚拟页，只是整个地址空间的很小一部分，所以，我们得以以小的存储代价，支撑很大的地址范围。
每次地址翻译，都需要查询内存页表，如果页表条目不在缓存中，则开销很大，为了加快内地翻译速度，便引入了TLB（翻译后备缓存），TLB是MMU中的一个PTE的小的缓存，MMU在走地址翻译的时候，先从TLB查找PTE，失败了再去PageTable里找，还是因为局部性，TLB极大的加速了地址翻译的过程。
软硬件协作
- 地址翻译，需要操作系统、MMU（TLB）协作完成
- 操作系统为每个进程维护页表
- MMU先查TLB缓存，没找到，再查页表
- 进程调度后，页表基址寄存器会修改指向新的运行进程的页表其实地址
page fault
- page fault：实际上并不是真正的错误，没有名字看起来这么严重，指令执行时，引发缺页（page fault）会触发异常，操作系统的异常处理程序会妥善处置这个异常，并再次发射这个指令，这时候，因为请求的地址已经被装载到内存，指令得以正常进行。
- major page fault: 也叫hard page fault，major page fault主要是由swapping机制引入的，因为牵扯到磁盘io，主要由软件完成，所以速度较慢，可通过swapon/swapoff开关系统交换分区，也可以设置修改系统设置：swappiness
- minor page fault：也叫soft page fault，指需要访问的代码/数据已经在物理内存页中，但页表中的映射还没有建立，需要MMU建立物理内存和虚拟地址空间的映射关系。当一个进程在调用malloc获取虚拟空间地址后，首次访问该地址会发生一次soft page fault。多个进程访问同一个共享内存中的数据，当某些进程还没有建立起映射关系，访问时也会出现soft page fault。
可以通过命令：ps -eo min_flt,maj_flt,cmd 查看系统各个进程的page fault情况。
当程序通过malloc分配1G字节的内存时，系统并不会为进程分配1G的物理内存，而只是分配1G的虚拟内存页，当之后真正访问某个页的时候，系统才会为它分配物理内存，如果系统物理内存被耗尽，则会挑选一个内存页，交换出去（把页的内容写入磁盘页），通过这样的策略，我们能获得比物理内存更大的存储空间，提高了内存资源的利用率，也使得进程之间共享存储变得可能。
