什么是虚拟内存？
先直接摘抄一段 wikipedia 上的介绍。
虚拟内存是计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用的内存（一个连续完整的地址空间），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。
对于 C 语言里面的变量，我们可以使用 & 运算符来获得其地址， 既然是虚拟地址，就是指这个地址是虚拟的。
虚拟地址机制不是必须的，在简单的单片机中，编写的代码编译时都需要指定物理 RAM 空间分布，不会有虚拟地址的概念，地址就是指在 RAM 中的物理地址。
虚拟内存（之所以称为虚拟内存，是和系统中的逻辑内存和物理内存相对而言的，逻辑内存是站在进程角度看到的内存，因此是程序员关心的内容。而物理内存是站在处理器角度看到的内存，由操作系统负责管理。虚拟内存可以说是映射到这两种不同视角内存的一个技术手段。）技术就是一种由操作系统接管的按需动态内存分配的方法，它允许程序不知不觉中使用大于实际物理空间大小的存储空间(其实是将程序需要的存储空间以页的形式分散存储在物理内存和磁盘上)，所以说虚拟内存彻底解放了程序员,从此程序员不用过分关心程序的大小和载入，可以自由编写程序了，繁琐的事情都交给操作系统去做吧。
SWAP(意思是“交换”、“实物交易”)分区是Linux的交换分区。它的功能就是在内存不够的情况下，操作系统先把内存中暂时不用的数据，存到硬盘的交换空间，腾出内存来让别的程序运行，当请求的数据不在内存中时，系统产生却页中断，内存管理器便将对应的内存页重新从硬盘调入物理内存。（需要严重注意的是它和内存映射文件的区别，linux虚拟内存或者说交换分区是在磁盘中有一个指定的区域即swap。）交换分区实际存在于磁盘中，不过Linux系统可以将它当作内存使用，当物理真实内存不足的时候交换分区就可以和真实内存进行数据交换。简单地说就是从磁盘里拿出一块空间当作内存的储备区。虽说磁盘被拿来当作内存使用，但是速度还是磁盘的速度。
为什么需要虚拟内存？
我们知道程序代码和数据必须驻留在内存中才能得以运行，然而系统内存数量很有限，往往不能容纳一个完整程序的所有代码和数据，更何况在多任务系统中，可能需要同时打开子处理程序，画图程序，浏览器等很多任务，想让内存驻留所有这些程序显然不太可能。因此首先能想到的就是将程序分割成小份，只让当前系统运行它所有需要的那部分留在内存，其它部分都留在硬盘。当系统处理完当前任务片段后，再从外存中调入下一个待运行的任务片段。的确，老式系统就是这样处理大任务的，而且这个工作是由程序员自行完成。但是随着程序语言越来越高级，程序员对系统体系的依赖程度降低了，很少有程序员能非常清楚的驾驭系统体系，因此放手让程序员负责将程序片段化和按需调入轻则降低效率，重则使得机器崩溃；再一个原因是随着程序越来越丰富，程序的行为几乎无法准确预测，程序员自己都很难判断下一步需要载入哪段程序。因此很难再靠预见性来静态分配固定大小的内存，然后再机械地轮换程序片进入内存执行。系统必须采取一种能按需分配而不需要程序员干预的新技术。
X86 的虚拟内存技术
GDT/LDT
GDT 和 LDT 都是在 80286 的时候引入 x86 体系的，LDT 和 GDT 有着类似的结构。 LDT 的出现就是为了多进程使用独立地址空间来服务的，通常每个进程一个 LDT, 而共享内存和内核内存则使用 GDT。 每个程序根据段描述符来确定基址，而且每个 Entry 里面还有 limit 字段，正好可以对程序访问空间作限制。但在 80386 引入了更优秀的分页技术后，LDT 基本上就不再使用了。
分页
分页作为当前虚拟内存技术的实现，肯定有比 LDT 更好的地方，但它们的实现思路都是类似的。操作系统为每个进程维护一个 handle，这个handle关联的是该进程从虚拟地址到物理地址转换的相关数据块。在 LDT 中 handle就是 LDT 指针与长度， 数据块就是 LDT 自身。分页模式下数据块叫做 paging structure, handler 是指向其的指针。
paging structure 有 4096 bytes, 包含有独立的 entries，不同模式下每个 entry 的大小不同。 每个 entry 包含一个物理地址，可以指向一个 page frame，也可以指向另一个 paging structur，也就是级联的方式。 指向第一个 page structure 的指针在 CR3 寄存器里， 之后从线性地址到物理地址的过程就是一个迭代的过程。线性地址的一部分用来指示对应的 entry， 该 entry 如果指向的是另一个 page structure 则继续，直到指向了一个 page frame则表示地址转换完成，使用最后这个 entry 作为基址，线性地址剩余部分表示偏移。
现在专门讨论 32bit 模式下的分页。32bit下每个 entry 4bytes，每个 paging structure包含 1024 个 entries, 需要 10bit 来区分每个 entry。实际上 32bit 模式下使用了 2 级 pageing structure。 第一级称为 Page Directory, 使用 32bit 线性地址的 bits 31-22 来区分， 第二级称为 Page Table, 使用 32bit 线性地址的 bits 21-12 来区分，剩下的 bits 11-0正好是用来计算在 4K page 里的偏移。
在所有的线性地址到物理地址翻译中， CR3，PDPTE，PDT， PTE等存储的都是下一步的基址， 线性地址中存的则是偏移。
实现虚拟内存
虚拟内存是将系统硬盘空间和系统实际内存联合在一起供进程使用,给进程提供了一个比内存大得多的虚拟空间。在程序运行时，只要把虚拟地址空间的一小部分存储到内存，其余都存储在硬盘上（也就是说程序虚拟空间就等于实际物理内存加部分硬盘空间）。当被访问的虚拟地址不在内存时，则说明该地址未被存储到内存，而是被存贮在硬盘中，因此需要的虚拟存储地址随即被调入到内存；同时当系统内存紧张时，也可以把当前不用的虚拟存储空间换出到硬盘，来腾出物理内存空间。系统如此周而复始地运转——换入、换出，而用户几乎无法查觉，这都是拜虚拟内存机制所赐。
Linux的swap分区就是硬盘专门为虚拟存储空间预留的空间。经验大小应该是内存的两倍左右。有兴趣的话可以使用 swapon -s 查看交换分区大小。
大道理很好理解，无非是用内存和硬盘空间合成为虚拟内存空间。但是这一过程中反复运行的地址翻译(虚拟地址翻译到物理地址)和虚拟地址换入换出却值得仔细推敲。系统到底是怎么样把虚拟地址翻译到物理地址上的呢？内存又如何能不断地和硬盘之间换入换出虚拟地址呢？
利用段机制能否回答上述问题呢？逻辑地址通过段机制后变为一个32位的地址，足以覆盖4G的内存空间，当程序需要的虚拟地址不在内存时，只依靠段机制很难进行虚拟空间地换入换出，因为不大方便把整段大小的虚拟空间在内存和硬盘之间调来调去（老式系统中，会笨拙地换出整段内存甚至整个进程，想想这样做会有那些恶果吧！）。所以很有必要寻找一个更小更灵活的存储表示单位，这样才方便虚拟地址在硬盘和内存之间调入调出。这个更小的存储管理单位便是页（4K大小）。管理页换入换出的机制被称为页机制。（关于页机制请参考《分段与分页机制小结》）。
我们知道线性地址（可以理解为逻辑虚拟地址）空间的大小为4GB，那怎样来划分页的大小合理呢？IA32的标准页大小为4KB，也就是说，线性地址空间被分成1M个4KB大小的页。分大点可以不？可以，但是相应的内存中页面的数目就减少，带来的结果是一个页面的空间过大，那么对于一个小数据来说，给他分配一个块是不是有点浪费？要不分小点，在内存运行时数据被分散到了不同的块，读起来也是很费劲的，因此，就巧妙的把页的大小设为4KB。
因为使用页机制的原因，通过段机制转换得到的地址仅仅是作为一个中间地址——线性地址，该地址不代表实际物理地址，而是代表整个进程的虚拟空间地址。在线性地址的基础上，页机制接着会处理线性地址映射：当需要的线性地址（虚拟空间地址）不在内存时，便以页为单位从磁盘中调入需要的虚拟内存；当内存不够时，又会以页为单位把内存中虚拟空间的换出到磁盘上。可见，利用页来管理内存和磁盘（虚拟内存）大大方便了内存管理的工作。毫无疑问，页机制和虚拟内存管理简直是“绝配”。