一、物理内存
主板上真实的内存条，硬件实体，使用物理地址寻址。CPU 最终访问内存芯片时，发送的一定是物理地址。物理内存是系统全局资源，所有进程共享。 物理内存可寻址的最大上限，由CPU 芯片内部物理地址总线的硬件位宽决定。同一种架构下，不同型号 CPU 物理地址位宽可以不一样。
二、虚拟内存与虚拟地址空间
虚拟内存不是硬件，是操作系统依托 CPU 硬件能力实现的内存抽象。 每个进程拥有独立完整的虚拟地址空间。进程代码中操作的地址全部是虚拟地址。
关键：虚拟地址只是地址编号，本身不存储任何数据。 数据真正存放位置：物理内存；或者磁盘（ELF 可执行文件、swap 交换分区）。 同一个虚拟地址，在不同进程中，可以映射到完全不同的物理页。
虚拟地址空间的最大上限，由CPU 架构规范（指令集架构）确定，操作系统无法突破这个硬件上限。
x86_32：架构规定虚拟地址 32bit，单进程虚拟地址空间上限 \(2^{32}=4\mathrm{GB}\)
x86_64（AMD64）：架构统一规定有效虚拟地址 48bit，单进程虚拟地址空间上限 \(2^{48}=256\mathrm{TB}\)
虚拟内存带来的好处：
进程地址空间隔离，防止进程互相越界访问；
物理内存不足时，冷页面可以换入 swap 磁盘；
程序编译链接无需关心物理内存实际位置；
页面可配置 r/w/x 权限，实现内存保护，非法访问触发段错误。
PAE 物理地址扩展（仅 32 位 x86）
PAE 是 32 位 x86 的硬件补丁，只扩展物理地址位宽，不改变 32 位虚拟地址。
开启 PAE 后，物理地址变为 36bit，整机最多寻址 \(2^{36}=64\mathrm{GB}\) 物理内存。
单个进程虚拟地址仍然是 32bit，上限 4GB。多个进程可以共用超过 4GB 物理内存，但单个进程同一时刻最多只能映射 4GB 虚拟地址。
x86_64 架构原生支持大物理地址，不需要 PAE。
Linux 地址空间划分
32 位 Linux：4GB 虚拟地址切分为用户态 3GB（进程独立），内核态 1GB（所有进程共享）。 x86_64 Linux：256TB 虚拟地址分为两块，用户态 128TB（每个进程独立），内核态 128TB（全部进程共享内核映射）。
重要区分：虚拟地址上限与物理地址上限是两套独立硬件参数，二者理论最大值不需要相等。 例：x86_64 高端 CPU，虚拟地址 48bit (256TB)，物理地址最高支持 52bit (4PB)，物理寻址上限远大于单进程虚拟地址上限。
三、MMU（内存管理单元）
集成在 CPU 内部的硬件单元。 核心职责：完成虚拟地址 → 物理地址的地址翻译。 执行流程：CPU 发出虚拟地址 → MMU 查询页表，翻译成物理地址 → 访问物理内存。 两种异常情况：
虚拟页不在物理内存，PTE 有效位为 0 → 缺页异常 Page Fault，陷入内核处理；
地址无映射，或者权限不匹配 → 触发 SIGSEGV 段错误，杀死进程。
无 MMU 的嵌入式系统没有虚拟内存，程序直接使用物理地址。
四、分页基础
分页是虚拟内存的实现方式。把虚拟地址空间、物理内存切割成固定大小的块，称为页。
虚拟侧：虚拟页
物理侧：物理页框（page frame）
x86 硬件原生基础页面大小为 4KB，由 CPU 硬件架构规定，系统运行时不能动态修改；CPU 同时支持可选大页（2M、1G），大页与 4K 基础页共存，按需选用。
核心理解：地址本身二进制数值不变。分页只是硬件把地址比特位逻辑切分：高位作为页编号，低位作为页内偏移。 4KB 页面，低 12bit 固定为页内偏移；剩余高位是页号。不是修改地址，只是改变解读方式。 TLB、多级页表的作用，只负责完成「虚拟页号 → 物理页框号」的映射查找；页内偏移直接复用，虚拟地址与物理地址的页内偏移完全一致，不需要翻译。
虚拟地址分为两段：虚拟页号 + 页内偏移 物理地址分为两段：物理页框号 + 页内偏移
重点：页内偏移在虚实地址中完全相同，不需要转换。
物理地址计算公式 物理地址 = (物理页框号 << 页内偏移位数) | 页内偏移
<<左移：将物理页框号向高位移动，右侧空出对应 bit，用来存放页内偏移。|按位或：完成比特拼接。左移之后低位全部为 0，按位或直接把页内偏移填充到低位。
运算符区分：
|按位或；&按位与。按位与一般用来做掩码提取比特段，例如addr & 0xFFF取出低 12 位页内偏移。
页表：内核维护在物理内存的数据结构。每一条页表项 PTE 记录：虚拟页映射到哪个物理页框，附带属性标记：present 有效位、读写权限、执行权限、脏位、访问位。
页面大小的取舍
页面越大：同等内存对应的页面数量越少，页表占用内存更小；TLB 单条条目能覆盖更大内存，降低 TLB miss 概率。 缺点：内存分配粒度变粗，内部碎片浪费更多内存。
五、多级页表
核心原理
单纯多级分页结构本身，不能减少页表项总数量。如果进程用满全部虚拟地址空间，多级页表条目总数反而更多（多出中间目录层）。 省内存的关键：多级页表树形结构 + 未使用区域不分配下级页表。
顶级 PGD 根表必须分配、常驻物理内存，记录下一级页表的物理地址；
下层 PUD、PMD、PTE，只有访问对应虚拟地址触发缺页时，内核才分配物理内存并创建；从未访问的区域，对应的下级页表完全不创建，不占用内存。
对比单级页表：单级页表是一维数组，数组下标直接对应虚拟页号，必须一次性完整分配，无法只创建部分条目，哪怕绝大多数页面不用，全部 PTE 也要预先占用内存。
多级页表同样是硬件对虚拟地址比特做固定切分，不是软件动态拆分。 x86_64，4KB 页，48 位有效虚拟地址切分：
PGD索引(9bit) | PUD索引(9bit) | PMD索引(9bit) | PTE索引(9bit) | 页内偏移(12bit)每一段比特作为对应层级页表数组的下标，硬件自动拆分地址比特，地址本身的值不变。
查表完整流程
CR3 寄存器存放顶级页表 PGD 的物理地址；每个进程拥有独立的 CR3。进程切换时修改 CR3，同时刷新 TLB。
CR3 存的是物理地址，MMU 直接访问物理内存读取 PGD，不需要虚拟地址翻译。
使用 PGD 索引，在 PGD 中找到 PUD 的物理地址；
使用 PUD 索引，在 PUD 中找到 PMD 的物理地址；
使用 PMD 索引，在 PMD 中找到 PTE 的物理地址；
使用 PTE 索引，读取 PTE，拿到物理页框号；
物理页框号拼接页内偏移，得到最终物理地址，访问内存。
没有 TLB 命中的情况下，4 级页表需要 4 次访问物理内存读取各级页表，再加一次读取目标数据。 多级页表是典型时间换空间：节省物理内存，但 TLB 未命中时，多次访存查表，降低地址翻译速度。TLB 用来弥补这个性能损耗。
32 位 x86 页表补充
32 位系统：
无 PAE：可以单级页表，Linux 默认采用两级页表；
开启 PAE：硬件强制三级页表，不再支持单级 / 两级。
重要知识点
所有层级的页表 PGD/PUD/PMD/PTE全部存放在物理内存；用户态进程无法直接访问页表。
MMU 硬件自动完成多级查表，不是内核软件循环遍历。
六、TLB 快表（Translation Lookaside Buffer）
TLB 是 CPU 内部高速缓存，缓存虚拟页号→物理页框号映射条目。一条 TLB 条目对应一个页面的映射。
TLB 命中：直接拿到映射，无需访问内存页表，速度很快；
TLB miss：访问内存查询多级页表，同时把新映射条目存入 TLB。
页面尺寸越小，同等内存对应的页面数量越多，需要的 TLB 条目越多，对 TLB 容量要求越高；大页能大幅减少页面总数，降低 TLB 压力，减少 TLB miss。
进程切换时，必须刷新 TLB，避免复用上一个进程旧的虚实映射。
区分：TLB miss 只是映射缓存没命中；Page Fault 缺页异常，代表页面不在物理内存。二者不是一回事。
七、缺页异常 Page Fault
MMU 查询 PTE，发现 present 有效位为 0，触发缺页异常，进入内核处理。 分三类场景：
请求调页：页面还保存在磁盘（ELF 文件或者 swap）。内核分配物理页，将数据从磁盘加载到内存，更新页表，返回用户态重新执行指令。属于正常情况。
COW 写时复制缺页：fork 产生，页面是共享只读页面，进程执行写操作触发缺页。
非法访问：虚拟地址没有映射，或者权限不匹配，发送 SIGSEGV，终止进程。
八、COW 写时复制 Copy On Write
fork 创建子进程时，不会立刻拷贝全部内存。
fork 后父子进程各自拥有独立虚拟地址空间，两套独立页表；
父子页表项指向同一块物理页，页面标记只读；
只要只做读操作，就持续共享同一份物理内存；
任意进程尝试写页面 → 触发缺页异常；
内核分配一块新的物理页框，把旧物理页的数据拷贝到新物理页，修改写操作进程的页表映射，并改为可写权限。
COW 复制的是物理内存中的页面数据，进程的虚拟地址保持不变，只修改页表映射关系。 COW 只拷贝被修改的单个页面，不会一次性拷贝整个进程内存。
九、swap 交换分区
物理内存资源耗尽时，内核选择长期不访问的冷页面，写入磁盘 swap 分区，释放物理内存；后续访问该页面时，再从 swap 换回内存。 缺点：磁盘速度远低于内存，大量 swap 读写会造成系统严重卡顿。
十、页表项 PTE 标记位
Present 有效位：1 = 页面映射在物理内存；0 = 页面不在内存
R/W 读写位：控制页面是否允许写
X 执行位：控制页面能否执行，用于内存保护
Dirty 脏位：页面数据被修改，和磁盘副本不一致；页面换出时必须写回磁盘
Accessed 访问位：页面被访问，内核用来判断页面冷热，挑选需要换出的页面
十一、分页和分段简单对比
分页：面向硬件，页面固定大小；核心用于虚实地址转换、内存隔离、内存复用，现代 Linux 以分页为主。
分段：面向程序逻辑（代码段、数据段），段长度不固定；现代 Linux 中分段机制已经弱化。
核心要点汇总
虚拟地址是进程视角的编号，不存储数据；真实数据保存在物理内存或者磁盘。MMU 硬件负责虚实地址转换。
虚拟地址最大上限由 CPU 架构规范决定；物理内存最大寻址上限由 CPU 芯片物理地址总线硬件决定。二者相互独立，大小可以差距很大。
分页本质：对同一个地址二进制比特做逻辑切分，拆成页号 + 页内偏移，地址本身不发生变化。多级页表则继续把页号部分拆成多段索引。TLB 和多级页表只负责虚拟页号到物理页框号的查找，页内偏移保持原样不变。
单级页表是一维数组，必须一次性全部分配；多级页表是树形结构，只有用到的分支才创建，节省物理内存；代价是 TLB 未命中时多次访存，TLB 缓存抵消性能损耗。
各级页表都保存在物理内存，CR3 保存顶级页表的物理地址。
基础页面大小由硬件规定，同时支持大页；大页减少页面数量，降低 TLB 压力，但会增大内存内部碎片。
TLB 缓存虚实映射，TLB miss 和缺页异常是两个完全不同的概念。
缺页异常分为正常请求调页、COW 缺页、非法访问三类。
COW 在写的时候才拷贝物理页，虚拟地址不变，fork 依靠这个机制提升创建速度。
swap 是内存不足时将冷页面换至磁盘，会带来性能损耗。