前面所讲的内存管理策略都是为同一目的：同时将多个进程存放在内存中，以便允许多道程序设计，不过这些策略都需要在进程执行之前将这个进程放进内存中。
虚拟内存技术允许执行进程不必完全在内存中，这种方案的一个显著的优点就是程序可以比物理内存大，而且，虚拟内存将内存抽象成一个巨大的，同统一的存储数组，进而将用户看到的逻辑内存与物理内存分开，这种技术允许程序员不受内存存储的限制，虚拟内存页允许进程很容易的共享文件和地址空间，还为创建进程提供了有效的机制,但是，虚拟内存的实现并不容易，如果使用不当可能会大大的降低性能。
背景
内存管理算法都基于一个基本要求: 执行指令必须在物理内存中，满足这一要求的第一种方法是将整个进程放入在内存中，动态载入能帮助减轻这一限制，但是它需要程序员特别的小心并且需要一些额外的工作。
指令必须都在物理内存的这一限制，这似乎是必需和合理的，但也是不幸的，因为这使得程序的大小被限制的物理内存的大小以内。事实上研究实际程序会发现，在许多情况下并不需要将整个程序放到内存中。
- 程序通常有处理异常错误条件的代码，由于这些错误即使有也是很少发生，所以这中代码几乎不执行。
- 数组、链表和表通常分配了比实际所需要的更多的内存。
- 程序的某些选项或功能很少使用。
- 程序不再受现有的物理内存空间限制。用户可以为一个巨大的虚拟地址空间( address space)编写程序。简化了编程工作量。
- 因为每个用户程序使用了更少的物理内存，所以更多的程序可以同时执行，CPU使用率也相应增加，而响应时间或周转时间并不增加。
- 由于载入或交换每个用户程序到内存所需的I/O会更少，用户程序会运行得更快
虚拟内存(virtual memory)将用户逻辑内存与物理内存分开，这在现有的物理内存有限的情况下，为程序员提供了巨大的虚拟内存如图。
虚拟内存使编程更加容易，因为程序员不再需要担心可用的有限物理内存空间，只需要关注所要解决的问题。
进程的虚拟地址空间就是进程如何在内存中存放的逻辑(或虚拟)试图，通常，该视图为进程从某一逻辑地址(如地址0)开始，连续存放，如图:
如上图：允许随着动态内存分配，堆可向上生长，类似的，还允许随着子程序的不断调用，栈可以向下生长，堆与栈之间的巨大空白空间(或洞)为虚拟地址的一部分，只有在堆与栈生长时，才需要实际多的物理页，包括空白的虚拟地址空间称为稀地址空间
采用希地址空间的优点是:
随着程序的执行，栈或堆段的生长或需要载入的动态链接库(或共享对象)时，这些空白可以填充。
除了将逻辑内存与物理内存分开，虚拟内存页允许文件和内存通过共享页为两个或多个进程所共享，这带来了如下的优点：
- 通过将共享对象映射到虚拟地址空间，系统库可为多个进程锁共享，虽然每个进程都认为共享库是其虚拟地址空间的一部分，而共享库所用的物理内存的实际页是为所有的进程所共享。通常，库是按只读方式来链接每个进程空间。
- 类似的，虚拟内存允许进程共享内存，两个或多个进程之间可以通过共享内存来通信，虚拟内存允许一个进程创建内存区域，以便与其他进程进行共享，共享该内存区域的进程认为它是其虚拟地址空间的一部分。而事实上这部分是共享的，如图所示：
- 虚拟内存可允许在用系统调用fork() 创建进程期间共享页，从而加快进程创建。
按需调用
一个执行程序是如何从磁盘载入内存的呢？
有以下几种方式:
- 将整个程序载入到内存中，这种方法的问题是可能开始并不需要整个程序在内存中。
- 按需要时才调入相应的页，这种技术称为按需调页(demand paging),常为虚拟内存系统所采用。对于按需调页虚拟内存，只有程序执行需要时才载入页，那些从未访问的页不会调入到物理内存。
按需调页系统类似于使用交换系统的分页系统，进程驻留在第二级存储器上(通常为磁盘)。当需要执行进程时，将它换入内存，不过，不是将整个进程换入内存，而是使用懶惰交换(lazy swapper)。懶惰只有在需要页时，才将它调入内存，由于将进程看做是一系列的页，而不是一个大的连续空间，因此使用交换丛技术上来讲并不正确。
交换程序(swapper)对整个进程进行操作，而调页程序(pager)只是对进程的单个进行操作，因此，在讨论有关按需调页时，需要使用调页程序而不是交换程序。
基本概念
当换入进程时，调页程序推测在该程序再次换出之前会用到哪些页，调页程序不是调入整个进程，而是把那些必要的页调入内存中，这样调页程序就避免了读入那些不使用的页，减少了交换的时间和所需的物理内存空间。
对这种方案，需要一定形式的硬件支持来区分哪些页在内存中，哪些页在磁盘上，不过，现在当该未设置为”有效”的时,该值表示相关的页既合法且还在内存中，当该位设置为”无效”的时候，该值表示相关的页为无效的(也就是，不在进程的逻辑空间内)。或者有效但是在磁盘上，对于调入内存的页，其页表条目的设置与平常一样，但是对于不在内存中的页，其页表条目设置为无效，包含该也在磁盘上的地址，这种情况如图所示:
注意，如果进程从不是图访问标记为无效的页，那么并没有什么影响，因此，如果推测正确并且只调入所有真正需要的页，那么进程就可如同所有的页都已调入一样正常运行，当进程执行和访问哪些驻留在内存中的页时，执行会正常进行.
但是当进程试图访问那些尚未调入到内存的页时，情况又会怎么样呢? 对标记为无效的访问会产生页错误陷阱(page-fault trap).分页硬件，在通过页表转换地址时，将发现已设置了无效位，会陷入操作系统．这种陷阱是由于操作系统未能将所需的页调入内存引起的．处理这种页错误的程序比较简单:
- 检查进程的内部页表(通常与PCB一起保存)，已确定该引用是合法还是非法的地址访问．
- 如果引用非法，那么终止进程，如果引用有效但是尚未调入页面，那么现在应调入
- 找到一个空闲帧(例如:从空闲帧链表中选取一个)
- 调度一个磁盘操作，以便将所需要的页调入刚分配的帧
- 当磁盘读操作完成后，修改进程的内部表和页表，以表示该页已经在内存中．
- 重新开始因陷阱而中断的指令．进程现在能访问所需的页，就好像它似乎总在内存中
一种极端的情况就是所有的页都不在内存中，就开始执行进程，当操作系统将指令指针指向进程的第一条指令的时，由于其所在的页并不在内存中，进程立即出现页错误，当页调入内存时，进程继续执行，并不断地出现错误直到所有的页均在内存中，这时，进程可以继续执行且不出现错误，这种方案称为纯粹按需调页(pure demand paging)： 只有在需要时才将页调入内存.
按需调页的性能
按需调页堆计算机系统的性能有重要影响．为了说明起见，下面计算一下按需调页内存的有效访问时间(effective access time)．对绝大多数计算机系统而言，内存访问时间(用ma表示)的范围为10-200ns. 只要没有出现页错误，那么有效访问时间等于内存访问时间．然而，如果出现页错误，那么就必须先从磁盘中读入相关页，在访问所需要的字
设 P 为页错误的概率(0 <= p <= 1).希望p接近于0,即页错误很少，那么有效访问时间为:
有效访问时间 ＝ (1-p) ma + p 页错误时间
为了计算有效访问时间，必须知道处理页错误需要多少时间，页错误会引起如下序列的动作产生:
- 陷入到操作系统
- 保存用户寄存器和进程状态
- 确定中断是否为页错误
- 检查页引用是否合法并确定所在磁盘的位置
- 从磁盘读入页到空闲帧中
a. 在该磁盘队列中等待,直到处理完读请求
b. 等待磁盘的寻道和/或延迟时间
c. 开始将磁盘的页传到空闲帧
- 在等待时，将CPU分配给其他用户(CPU调度，可选)
- 从I/O子系统接收到中断(以显示I/O完成)
- 保护其他用户的寄存器和进程状态(如果执行了第６步)
- 确定中断是否来自磁盘
- 修正页表和其他表以表示所需页现在已在内存中
- 等待CPU再次分配给本进程
- 恢复用户寄存器, 进程状态和新页表，再重新执行中断的指令
## 写时复制
前面中描述了一个进程如何采用按需调页，仅调入包括第一条指令的页，从而能很快的开始执行，但是，通过采用类似页面共享的技术，采用系统调用 fork 创建进程的开始阶段可能不需要按需调页，这种技术提供了快速进程创建，且最小化新创建进程必须分配的新页面的数量
回想一下系统调用fork() 是将子进程创建为父进程的复制品，传统上，fork() 为子系统进程创建一个父进程地址空间的副本, 复制属于父进程的页，然而，由于许多子进程在创建之后通常马上会执行系统调用exec(),所以父进程地址空间的复制可能没有必要，因此，可以使用一种称为写时复制(copy-on-write)的技术. 这种方法允许父进程与子进程开始时共享同一页面，这些页面标记为写时复制页，即如果任何一个进程需要对页进行写操作，那么就创建一个共享的副本．写时赋值如下图所示:
进程1修改页C之后
例如: 假设子进程试图修改含有部分栈的页，且操作系统能识别出该被设置为写时复制页，那么操作系统就会创建一个该页的副本，并将它映射到子进程的地址空间．这样子进程就会修改其复制页，而不是复进程的页，采用写时复制技术，很显然只有能被进程修改的页才会被复制；所有非修改页可为父进程和子进程共享，注意只有可能修改的页才会被写时复制，不能修改的页(即包含可执行的代码页)可以为父进程和子进程所共享．写时复制是一重常用的技术，被许多的操作系统所采纳．
当确定一个页要采用写时复制时，从哪里分配空闲页是非常重要的,许多操作系统为这类请求提供了空闲缓冲池(pool)．这些空闲页在进程栈或堆必须扩展时可用于分配，或用于管理写时复制页，操作系统通常采用”按需填零(zero-fill-on-demand)”的技术可以分配这些页，按需填零页在需要分配之前先填零，因此清除了以前的内容．
许多UNIX版本(包括Solaris集合Linux)也提供了系统调用fork()的变种－－vfork()(虚拟内存fork)．vfork() 操作系统不同于写时复制fork(). vfork()会将父进程挂起，子进程使用父进程的地址空间．由于vfork()不使用写时复制，因此如果子进程修改父进程地址空间的任何页，那么这些修改过的页在父进程重启时是可见的，所以，vfork() 必须小心使用，以确保子进程不修改父进程的地址空间．vfork()主要用于在子进程被创建后立即调用exec()的情况，由于没有出现复制那样的页面，vfrok() 是一种非常有效的进程创建的方法，有时用于实现UNIX命令行shell的接口
