内存分页
为什么要内存分页
假设我们以程序为单位，把程序运行所需要的虚拟空间映射到物理空间。
程序A 需要100M内存 虚拟地址的范围是从 0X00000000 到 0X06400000 映射物理地址 0X00C00000 到 0X07000000
可以实现地址隔离 且程序可以使用固定内存地址，但是当物理内存不足的时候
就会将整个程序进行 换入换出到磁盘 会严重影响运行速度 并且由于是将整个
程序做为映射，所有在物理内存上需要连续的内存空间。降低内存的使用效率
内存分页
程序运行时，只要小部分的数据是被频繁用到的，很多数据在一个时间段内不会被用到，以整个程序作为映射会将暂时用不到的数据从磁盘中读取到内存，也会将过多的数据一次性写入磁盘，这会严重降低程序的运行效率。
现代计算机都使用分页（Paging）的方式对虚拟地址空间和物理地址空间进行分割和映射，以减小换入换出的粒度，提高程序运行效率。
概念：将地址空间分出等分大小，一样的一份就叫一页。
- 程序运行时：将必要的数据从磁盘读取到内存，暂时用不到的数据先留在磁盘中，什么时候用到什么时候读取。
- 物理内存不足时：将原来程序的部分数据写入磁盘，腾出足够的空间即可，不用把整个程序都写入磁盘。
页的大小
页的大小一般都为4kb，假设pc机为32位，虚拟内存地址空间为4GB，则有
2^32/1024/4 = 1048576个页，物理内存也是这样的分法
分页机制的实现
现代操作系统都使用分页机制来管理内存，使得每个程序都有自己的地址空间，当程序使用虚拟地址的时候，都必须转为实际的物理地址，才能真正的在物理内存上定位数据。内存地址的转换是通过页表来实现的。
直接使用数组转换
如果直接用数组来转换，一个数组元素保存一个物理地址，而虚拟地址作为数组的下标，这样就可以很简单的实现映射，并且效率不低。
但是一个地址4字节（32位系统中），整个数组的大小为2^32 * 4 = 16G,这要占用16G的内存显然不现实。
一级页表
页的大小固定，因此只要知道数据的页号和在页中的偏移量（距页的第一个字节的距离）就可以找到数据的物理地址。
例如，一个 int 类型的值保存在第 12 页，页内偏移为 240，那么对应的物理地址就是 2 ^12 * 12 + 240 = 49392。（以字节为单位）相当于内存中的第49392字节
建立页表：
虚拟地址空间大小4G ，总共有2 ^32 / 4 * 1024 = 1049392 = 2 ^20个页面
定义一个数组一共2 ^ 20个元素，每个元素为页面编号（即第几页），大小为4字节，这样整个数组大小为 2 ^ 20 /1024/1024*4 = 4M 这个数组就叫做页表。
数组元素的大小为4字节，32位，前20位表示页面编号，后12位表示当前页的相关属性：是否有读写权限、是否已经分配物理内存、是否被换出到硬盘等。
虚拟地址的大小也为4字节，高20位作为页表数组的下标（可以得到数组元素对应的页码），低20位作为页内偏移 2^12/1024 刚好等于每页的大小4k。
例如一个虚拟地址 0XA010BA01，它的高20位是 0XA010B，所以需要访问页表数组的第 0XA010B 个元素，才能找到数据所在的物理页面。假设页表数组第 0XA010B 个元素的值为 0X0F70AAA0，它的高20位为 0X0F70A，那么就可以确定数据位于第 0X0F70A 个物理页面。再来看虚拟地址，它的低12位是 0XA01，所以页内偏移也是 0XA01。有了页面索引和页内偏移，就可以算出物理地址了。经过计算，最终的物理地址为 0X0F70A * 2^12 + 0XA01 = 0X0F70A000 + 0XA01 = 0X0F70AA01。
如过想缩小页表的内存可以使用二级页表 多级页表
MMU
在cpu内部，有一个部件叫做MMU（Memory Management Unit，内存管理单元），由它来负责将虚拟地址映射为物理地址
cpu发出的是虚拟地址，这个地址交给MMU，经过转换变成物理地址。在MMU内部有个缓存，存储了页目录和页表。
MMU 只是通过页表来完成虚拟地址到物理地址的映射，但不会构建页表，构建页表是操作系统的任务。在程序加载到内存以及程序运行过程中，操作系统会不断更新程序对应的页表，并将页目录的物理地址保存到 CR3 寄存器。MMU 向缓存中加载页表时，会根据 CR3 寄存器找到页目录，再找到页表，最终通过软件和硬件的结合来完成内存映射。
MMU 除了能够完成虚拟地址到物理地址的映射，还能够对内存权限进行控制。
操作系统在构建页表时将内存权限定义好，当MMU对虚拟地址进行映射时，首先检查低12位，看当前程序是否有权限使用，如果有，就完成映射，如果没有，就产生一个异常，并交给操作系统处理。操作系统在处理这种内存错误时一般比较粗暴，会直接终止程序的执行。