虚拟内存的目的是为了让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。
为了更好的管理内存，OS 将内存抽象成地址空间。每个程序拥有自己的地址空间，这个地址空间被分割成多个块，每一块称为一页。这些页被映射到物理内存，但不需要映射到连续的物理内存，也不需要所有页都必须在物理内存中。当程序引用到不在物理内存中的页时，由硬件执行必要的映射，将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。
从上面的描述中可以看出，虚拟内存允许程序不用将地址空间中的每一页都映射到物理内存，也就是说一个程序不需要全部调入内存就可以运行，这使得有限的内存运行大程序成为可能。例如有一台计算机可以产生 16 位地址，那么一个程序的可以寻址范围是 2^16B = 64 KB。该计算机只有 32KB 的物理内存，虚拟内存技术允许该计算机运行一个 64K 大小的程序。
内存管理单元（MMU）管理着地址空间和物理内存的转换，其中的页表（Page table）存储着页（程序地址空间）和页框（物理内存空间）的映射表。
一个虚拟地址分成两个部分，一部分存储页面号，一部分存储偏移量。
下图的页表存放着 16 个页，这 16 个页需要用 4 个比特位来进行索引定位。例如对于虚拟地址（0010 000000000100），前 4 位是存储页面号 2，读取表项内容为（110 1），页表项最后一位表示是否存在于内存中，1 表示存在。后 12 位存储偏移量。这个页对应的页框的地址为 （110 000000000100）。
在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间。
页面置换算法和缓存淘汰策略类似，可以将内存看成磁盘的缓存。在缓存系统中，缓存的大小有限，当有新的缓存到达时，需要淘汰一部分已经存在的缓存，这样才有空间存放新的缓存数据。
页面置换算法的主要目标是使页面置换频率最低（也可以说缺页率最低）。
OPT, Optimal replacement algorithm
所选择的被换出的页面将是最长时间内不再被访问，通常可以保证获得最低的缺页率。
是一种理论上的算法，因为无法知道一个页面多长时间不再被访问。
举例：一个系统为某进程分配了三个物理块，并有如下页面引用序列：
7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1开始运行时，先将 7, 0, 1 三个页面装入内存。当进程要访问页面 2 时，产生缺页中断，会将页面 7 换出，因为页面 7 再次被访问的时间最长。
LRU, Least Recently Used
虽然无法知道将来要使用的页面情况，但是可以知道过去使用页面的情况。LRU 将最近最久未使用的页面换出。
为了实现 LRU，需要在内存中维护一个所有页面的链表。当一个页面被访问时，将这个页面移到链表表头。这样就能保证链表表尾的页面是最近最久未访问的。
因为每次访问都需要更新链表，因此这种方式实现的 LRU 代价很高。
来一个经典的例子：
LFUCache cache = new LFUCache( 3 /* capacity (缓存容量) */ );
cache.put("key1", 7); //插入 7
cache.put("key2", 0); //插入 0
cache.put("key3", 1); //插入 1
cache.put("key4", 2); //淘汰最后的 7，把新访问的 2 放入队头
cache.get("key2"); //返回 0 ，并把 0 作为最新访问的放入队头
cache.put("key5", 3); //淘汰最后的 1，把 3 作为最新访问的放入队头
cache.get("key2"); //返回 0 ，并把 0 作为最新访问的放入队头
cache.put("key6", 4); //淘汰最后的 2，把 4 作为最新访问的放入队头
图示：
NRU, Not Recently Used
每个页面都有两个状态位：R 与 M，当页面被访问时设置页面的 R=1，当页面被修改时设置 M=1。其中 R 位会定时被清零。可以将页面分成以下四类：
- R=0，M=0
- R=0，M=1
- R=1，M=0
- R=1，M=1
当发生缺页中断时，NRU 算法随机地从类编号最小的非空类中挑选一个页面将它换出。
NRU 优先换出已经被修改的脏页面（R=0，M=1），而不是被频繁使用的干净页面（R=1，M=0）。
FIFO, First In First Out
选择换出的页面是最先进入的页面。
该算法会将那些经常被访问的页面也被换出，从而使缺页率升高。
FIFO 算法可能会把经常使用的页面置换出去，为了避免这一问题，对该算法做一个简单的修改：检查最老页面的 R 位。如果 R 位是 0，那么这个页面既老又没有被使用，可以立刻置换掉；如果是 1，就将 R 位清 0，并把该页面放到链表的尾端，修改它的装入时间使它就像刚装入的一样，然后继续搜索。
这一算法称为第二次机会（second chance）算法，如图3-15所示。在图3-15a中我们看到页面 A 到页面 H 按照进入内存的时间顺序保存在链表中。
假设在时间 20 发生了一次缺页中断，这时最老的页面是 A，它是在时刻 0 到达的。如果 A的 R 位是 0，则将它淘汰出内存，或者把它写回磁盘（如果它已被修改过），或者只是简单地放弃（如果它是“干净”的）；另一方面，如果其 R 位已经设置了，则将 A 放到链表的尾部并且重新设置“装入时间”为当前时刻（20），然后清除 R 位。然后从 B 页面开始继续搜索合适的页面。
第二次机会算法就是寻找一个最近的时钟间隔以来没有被访问过的页面。如果所有的页面都被访问过了，该算法就简化为纯粹的 FIFO 算法。特别地，想象一下，假设图 3-15a 中所有的页面的 R 位都被设置了，操作系统将会一个接一个地把每个页面都移动到链表的尾部并清除被移动的页面的 R 位。最后算法又将回到页面 A，此时它的 R 位已经被清除了，因此 A页面将被淘汰，所以这个算法总是可以结束的。
Clock
第二次机会算法需要在链表中移动页面，降低了效率。时钟算法使用环形链表将页面连接起来，再使用一个指针指向最老的页面。
虚拟内存采用的是分页技术，也就是将地址空间划分成固定大小的页，每一页再与内存进行映射。
下图为一个编译器在编译过程中建立的多个表，有 4 个表是动态增长的，如果使用分页系统的一维地址空间，动态增长的特点会导致覆盖问题的出现。
分段的做法是把每个表分成段，一个段构成一个独立的地址空间。每个段的长度可以不同，并且可以动态增长。
程序的地址空间划分成多个拥有独立地址空间的段，每个段上的地址空间划分成大小相同的页。这样既拥有分段系统的共享和保护，又拥有分页系统的虚拟内存功能。
- 对程序员的透明性：分页透明，但是分段需要程序员显式划分每个段。
- 地址空间的维度：分页是一维地址空间，分段是二维的。
- 大小是否可以改变：页的大小不可变，段的大小可以动态改变。
- 出现的原因：分页主要用于虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据划分为逻辑上独立地址并且有助于共享和保护。