一：概述
如果程序太大了，超过了空闲内存的容量，那么就没有办法把它全部载入内存，这时该肿么办？
其实在很多年前，人们碰到这个问题时，通常采用的解决方案就是覆盖技术。
也就是说，把该程序划分为若干个部分，称为覆盖块overlay，然后只需要把当前用到的指令和数据保存
在内存中，而把其余的指令保存在外存中。
对于放在磁盘上的覆盖块，当需要用到他们时由操作系统自动载入他们到内存
虽然覆盖块的交换操作是由操作系统完成的， 但是必须由程序员手工的把一个大程序划分为若干个小的
功能模块，并确定各个模块之间的条用关系。 这种事情既费时又费力，增加了编程的复杂度。
于是人们想啊想，不久找到了一种解决方法，可以把全部的工作都交给计算机完成。
这种方法就是虚拟存储器
它的基本思路是：程序的代码，数据和栈的总大小可以超过实际可用的物理内存的大小。操作系统把当前
需要用到的部分保留在内存中，而把其余的部分保留在磁盘上。
例如：一个大小为 512MB 的程序，可以运行在一台内存空间为256MB 的机器上。采用的方法就是在进程运行的每时每刻，经过细心挑选，
只保留一半的程序代码和数据在内存中，然后需要的时候，再把各个程序片段
在内存和磁盘之间来回交换。
虚拟存储页管理：
大部分虚拟存储系统采用的是一种称为分页paging的技术。
由程序产生的地址称为虚拟地址virtual address，他们构成了一个虚拟地址空间virtual address space。
如果计算机使用了虚拟存储机制，虚拟地址不是直接放在地址总线上，而是被发送到存储管理单元MMU( Memory Managerment Unit) 中，
由它负责把虚拟地址映射为物理地址。如下图：
在虚拟页式存储管理中，一方面，会把物理内存划分为许多固定大小的内存块，称为物理页面，或者页框（page frame）。
另一方面，把虚拟地址也划分为大小相同的块，称为虚拟页面，或者简称为页面（page）。页面的大小要求是2的整数次幂，一般在512个字节到1M字节之间。
在本例中，页面的大小是4kb。 由于虚拟地址是 64KB，物理地址是 32KB，因此我们得到16个虚拟页面和8个物理页面。
当一个用户程序需要在内存和磁盘之间换入换出时，不是以整个程序为单位，而是以页面为单位。
假设程序运行时，需要去访问地址0，例如，如下的指令：（见下图）
MOV REG, 0
虚拟地址0发送给MMU，然后MMU就会发现整个虚拟地址位于第0个页面中（第0个页面所包含的地址0 - 4095），而第0个虚拟页面存放在内存的
第2个物理页面中（8192 - 12287），它的起始地址是 8192，然后再加上页内的偏移地址 0，所以最后得到的物理地址是 8192。
然后MMU就把这个真正的物理地址发送到地址总线上，从而去访问相应的内存单元。
这样，这一次的内存访问就完成了。
类似的如果去执行另外一条指令：（见下图）
MOV REG, 8192
那么该指令会被转为：
MOV REG, 24576
这是因为虚拟地址8192位于第二个虚拟页中，而该页面存放在第6个物理页面中（相应的物理地址为 24576 - 28671）。
第三个例子：（见下图）
虚拟地址为20500位于第5个虚拟页面中（虚拟地址为20380 - 24575），页面内的偏移地址是20. 而第5个虚拟页面存放着第3个物理页面，第3个物理页面的起始地址为 12288，
所以随后的物理地址为 12288 + 20 = 12308
经过适当的设置后，MMU能够将16个虚拟地址页面映射到相应的8个物理页面之一，但这并没有解决虚拟空间比物理空间大的问题。因为只有8个物理页面，因此在上图中，
只有8个虚拟页面能够被映射到物理内存。而其他的虚拟内存，无法映射，在图中用X来表示，
但是在实际的硬件上，会有一个 有效位（present/absent bit）来描述虚拟页面是否在内存中。
如果程序访问了一个未被映射的页面，比如，执行了下面的命令：
MOV REG， 32780
也就是对虚拟地址 32768 进行访问（这个虚拟地址位于第8个虚拟页面中，而且页面内便宜地址为12），那么MMU在进行地址映射时候就会发现，
第8个虚拟页面并未在内存中（在图中用X标识），因此无法完成映射，这时候，MMU会引发一个缺页中断（page fault），把这个问题提交给操作系统去处理。
操作系统会从内存中挑选一个使用不多的物理页面，把它的内容写回到磁盘，从而腾出一个空闲页面，然后把引发缺页中断的那个虚拟页面装入该空闲页面中，
并对地址映射关系进行更新。 最后，回到被中断的指令重新开始执行。
《操作系统设计与实现》 笔记