1. 认识内存映射
1.1 虚拟内存
虚拟内存就是我们进程认为的内存，比如取地址操作( &array )，获取的就是虚拟地址。
虚拟内存布局：它被精心划分为多个具有特定用途的区域（段），每个区域有明确的起始和结束地址。
这是一个格式化的、有明确语义的布局。每个进程都有这样一份完全相同的"蓝图"，只是内容不同。
1.2 RAM（物理内存）
真实存储数据的位置，无结构的页框数组物理内存，没有语义分区。它就是一组连续的、大小相等的页框（Page Frame），每个页框由物理地址唯一编号（如 0x1000, 0x2000）。RAM本身不知道哪里是代码、哪里是堆，需要加载数据就拿一个空闲的物理框用于数据存放。
1.3 页表
页表 ：记录虚拟页号和物理页框号(不完全是，后面解释)之间的映射关系，每个进程都有一个页表。
页 ：内存大小单位，大小是4KB，在内存空间（0x00000000~0xffffffff）中以4KB（2^12=4096B，1KB=1024B）大小为一页进行划分，方便地址快速定位。
地址和页号的关系：物理地址=物理页框号*页大小(4KB)+偏移量
页表: 虚拟页框号 物理页框号
---------------------------
| | |
| 0x12345 | 0xabcde |
---------------------------
虚拟地址0x12345678，页大小4KB(2^12，12字节)
--->虚拟页号0x12345 偏移量0x678
-----> 物理地址: 0xabcde*0x1000+0x678=0xabcde678
// 将虚拟地址的高20位替换位物理叶框号1.4 磁盘
存储大量文件，文件需要被加载入RAM中，才能被CPU使用。
2. 数据载出的过程
前提认识：
CPU的内存管理单元（MMU）在执行任何内存访问前，都会先查询页表。页表中的每个条目都包含一组标志位，其中最关键的是 "存在位（Present Bit）"。
判断逻辑分两步：
- 查询存在位：MMU 检查页表条目中的"存在位"。
- 存在位 = 1：表示该虚拟页当前就在物理内存中。页表条目里存的是物理页框号。（命中）
- 存在位 = 0：表示该虚拟页不在物理内存中。页表条目里存的是磁盘地址。（缺页）
- 触发缺页中断：当 MMU 发现"存在位 = 0"时，它不会自己去磁盘找数据，而是立即触发一个缺页中断（Page Fault），把控制权交给操作系统内核。
从磁盘（虚拟内存文件） 把缺失的数据读回RAM
重新修改页表，指向RAM中的新位置
最后让进程继续执行
- 当一个新进程创建，内核会为进程分配虚拟内存和创建页表，页表项是虚拟地址和磁盘地址的映射关系。
- 进程需要数据，检查页表对应的虚拟地址有无相关的物理内存的映射(看存在位)，有就直接找到对应的RAM上的数据加载到CPU缓存
- 当CPU开始执行进程的第一条指令时，它发现该指令的虚拟地址对应的页表项标记为"不在内存中"。
- 触发缺页异常：这会触发一个CPU中断，称为缺页异常。
- 操作系统介入处理，操作系统接管控制权： 它检查这个虚拟地址是合法的。 然后，它从物理内存中找到一个空闲的页框（物理页）。操作系统有一个空闲页框列表，它会从这里取一个可用的物理页。操作系统将缺失的代码/数据从磁盘上的可执行文件读入到这个物理页框中。
- 更新页表：修改进程的页表，将虚拟地址映射到这个刚分配的物理页框上(对应一个新的物理页框号)，并标记为"在内存中"、"可读"、"可执行"。
- 恢复执行：操作系统返回到被中断的进程，CPU重新执行那条指令。这次，页表已经有了有效的映射，MMU(内存管理单元)可以成功地将虚拟地址翻译成物理地址，程序得以正常运行。
物理页框号替换磁盘地址叫做页表条目更新，是缺页中断处理的核心步骤。具体流程如下：
缺页前：页表条目里存的是磁盘地址（比如"数据在swap分区的第1024块"），状态位标记为"无效"。
缺页发生时：
- CPU发现状态为"无效"，触发缺页中断。
- 操作系统从该条目中读出磁盘地址，根据这个地址把数据加载到物理内存中的一个空闲页框（假设页框号为 0x8A3F）。
- 替换（关键步骤）
操作系统用新的物理页框号 0x8A3F 覆盖掉条目里原来的磁盘地址，同时把状态位改为"有效"。
- 缺页后：页表条目里存的是物理页框号 0x8A3F，指向RAM中的数据副本。原来的磁盘地址被丢弃（直到这个页再次被换出，才会重新填入新的磁盘地址）。
3. 数据载入的过程
将数据写回磁盘，然后清除其"存在位"，并将页表条目中的物理地址改为磁盘地址。
数据被换出到磁盘时，OS会把它的磁盘地址存好；被换回时，又根据这个地址去找。