直译是虚拟内存，对于WINDOWS下的用户，直观的感受是，在硬盘上开辟一片区域当内存用。而LINUX下的用户，直观感受是，一个进程的内存占用，分虚拟内存与物理内存。

虚拟内存的作用，个人理解，主要有几个：

（1）简化开发，每个进程都可以认为自己占有整个内存，这对多任务系统很重要，早期有些系统，甚至需要使用相对地址，再根据代码载入内存的基准地址，算出真正要访问哪个内存地址

（2）利用多级存储系统，把硬盘或别的存储介质当内存使用，在内存不足的系统，这点很重要，线上服务的机器，为了确保响应速度，一般会关闭这个功能

（3）节省内存，用户往往事先不知道需要用多少内存，所以会申请一个很大的数组，会造成浪费，所以刚开始的时候，是只分配虚拟内存，当用到的时候才分配物理内存

对于第二点，对于多级存储系统，其实一般就两级，内存跟硬盘，还需要有一个淘汰策略决定什么内存放哪。如果有三种存储介质，比如SSD，LINUX在这种情况下会出错。如果内存不够，而硬盘上开了SWAP分区（也就是虚拟内存了），LINUX的行为是，先把数据读到SWAP，然后再从SWAP读数据，SSD白搭了。

具体实现的时候，是把内存分页，一个页面一般是4K，当访问一个还没分配出来的内存单元的时候，会把该内存单元所在的整个页面都分配出来。这样一个好处是，逻辑上连续的虚拟地址，可以映射成不连续的物理地址。

MMAP实现的时候，就是以页为单位分配内存。以前出过一次CORE，是用MMAP读文本文件，用了很多字符串函数，默认输入数据是以'\0'结束的。问题是文本文件里是不可能有'\0'的，这个'\0'其实是mmap读入数据的时候，对一个内存页里空的数据都置0。运气不好的时候，文件大小正好是4K的整数次倍，后面就没有'\0'，就一直往后读，最后CORE了

不是所有的内存都分页的，有部分内存是被OS强制占用，以确保性能。

还有一种实现方式是把内存分段，不过已经不常用了。

在运行过程中，需要把虚拟地址转换为物理地址。程序运行的时候，如果访问了非法内存，这时候会CORE掉，并且报SEG ERROR，就是在这个阶段探测出来的。虽然内存是分页的，但是在上层还是会维护一些段的结构以标记哪些内存是可以访问，哪些不可以。

为了提高速度，在CPU里有个部件专门负责转换，称为MMU。

想像一下最简单的转换算法，虚拟内存地址的低位表示页内的偏移，高位表示页ID，在内存里开辟一片连续区域，存储每一个页面对应的物理页面地址。

这个方法主要的问题是，太耗内存了。虚拟地址空间往往很大，会超过物理内存的大小，假设用40个BIT表示，一个页面4K，则有2^28个页面，这个消耗很大。

虚拟地址的空间很大，但是最终会用到的很少，不会超过RAM的大小。解决方案是用多层表。先把整个空间分成N段（N比较小），如果这一段里面有数据，则把这一分再切割成N份，继续递归，一般只切割4层。对于一大片没用到的空间，在表里很高的一层就统计出没有数据，不用分配出下一层的表了。为了减少多层表里节点的内存开销，上层需要把虚拟地址尽可能地连续。

这个解决方案明显的问题是，作一次转换需要多次访问内存，就算把这个表放在CACHE里，多次访问的开销还是明显的，因为这四次访问不能并行，每一步都要等上一步有结果才能进行。

所以解决方案是增加一个CACHE，称为TLB，把转换的最终结果CACHE住。

为了提高TLB的命中率，最简单的方法是，减少需要CACHE的数据，就是把内存页增大。当然这样可能会造成内存浪费，所以一般不这样做。

在MISS之后，为了减少开销，可以的把多层表的层数减少，这样步骤会变少，但是内存占用也可能增加。

 前面说了这么多理论的。在作代码优化的时候，大部分的教材是不会说怎么检测TLB MISS的，用VTUNE的时候，一般也不会这样提示。用VTUNE是可以检测TLB的开销的，但是一般来说这部分开销不会是主要的。假设上层是顺序访问虚拟内存，这时候读4K数据，至多发生一次TLB MISS，这个开销占比不大。如果是随机访问，从概率上可以分析出，数据CACHE MISS的次数会比TLB MISS要多很多。而且在这种情况下，作优化，一般也就是把数据连续存放，这时候TLB的CACHE MISS也变小了。目前没碰到过需要对TLB作优化才能解决的问题。以后用VTUNE的时候，可以专门分析一下。

除了多层表，还有其他解决方案的，比如用HASH表把所有虚拟内存页跟物理内存页的映射记录下来。HASH的主要问题是数据局部性不好。当顺序访问虚拟内存的时候，查表的时候，却可能访问相距很远的两个节点。

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