简单了解一下页表
OS会把物理内存以4KB大小划分成一块一块的，而这划分好的一块就叫做页框或者页帧。为了了解页框的使用情况，比如有多少进程在使用它，是否需要写进磁盘，就需要结构体来对页框进行状态描述，而这个结构体就叫做struct Page，struct page里有一个unsigned int 类型的变量作为位图用来记录页框的状态（每一位都代表页框的一个状态），还存在一个联合体、两个引用计数，其中一个引用计数 _mapcount 就记录了有多少进程在映射它
内核里还存在一个全局数组，就用来存放页框结构体，其对应的数组下标就可以用来映射到物理页框的起始地址（比如下标为2的页框结构体，其物理页框的起始地址就是2*4KB）
同理，还可以通过物理页框的起始地址推出页框结构体在数组的下标，只要除以4KB，结果取整
只需要将任意地址的低12位清零，就可以拿到当前所处页框的起始地址，因为起始地址是4096的整数倍，就是左移12位，所以起始地址的低12位都是零
如果按照直觉，认为页表就是一张表，每一行就是一个条目，分别放虚拟地址、物理地址、对应权限，以32位系统为例，一个地址就占32位，权限位假设为2位，由于存在2的32次方个地址，所以就会有2的32次方行，而一行光是地址就占64位（8字节），整张页表只算地址就得要将近40GB的大小，加上权限位（占4GB)，内存是绝对承受不住这么大的内存的，所以页表在底层就不可能是一张表，直觉是错误的
虚拟地址其实是拆成三部分 进行映射的，比如32位机器下，就是以10位、10位、12位进行划分
也就是它其实有三层：
第一层叫做页目录，每一项包含4字节（地址占4字节），包含2的10次方项，第二层叫做页表，每一项占4字节，第三层就是在页表里找到具体物理页框位置后的偏移量
页目录的物理地址通过存在CR3寄存器的页目录基址+虚拟地址前十位（比如是100，就是100*4=400，因为一项占4字节）得到
1、从页目录里得到的地址前20位就是具体页框的起始地址（左移12位就能得到基值），后12位是页框的属性
2、这前20位对应的页框就是要查找的页表，根据虚拟地址的中间10位（跟第一步查找方式一样），找到存放地址，这个地址同样由物理地址+属性构成
3、通过新的物理地址就能找到 数据存放的物理页框的位置，加上后12位（偏移量）就能够直接找到对应的数据
一个页目录能有1024个页表，一个页表能有1024个页表项，就能有1024*1024=1048576个页表项，刚好跟页框数组的大小相等
也就意味着如果虚拟地址高20位一样，就是在一个页框
为什么需要加上中间那层
因为要实现懒加载机制
一个进程地址空间可以有4GB的大小，而页目录分为2的10次方份，平均分下来，每个条目就代表4MB的虚拟地址空间
如果没有中间那一层，页表为了要覆盖到全部虚拟地址，就需要一个4MB大小的页表，不管程序实际所占内存大还是小，都需要有4MB大小的页表
加上中间那一层之后，只需要让页目录所需要的条目指向页表，只要所占数据小于4MB，页表大小就可以只有8KB，就算大于4MB，只要小于8MB，页表大小就可以是12KB，总之比一搞就是4MB的页表要省空间不少
1、一个页表可以有4MB（4KB*1024）虚拟地址大小，加上页目录本身占一个页框，所以一个页表是占4MB+
2、单个进程不可能拥有全部内存，当前进程页表总数会远远小于4MB+
3、懒加载，页表会更少
缺页中断：一旦发现虚拟内存找不到对得上的物理内存，重新做申请内存
写时拷贝：就是给子进程也拷贝一份页目录和对应页表，发生写时拷贝时把实际数据所在的页框拷贝到新的页框，修改要求的内容，再建立新的映射 （fork() 的本质就是复制页表（建立映射），并通过硬件异常来驱动写时复制（COW）。）
操作系统内存在局部性原理（很大可能 会访问当前地址的附近地址）所以磁盘上的数据，才可以提前加载到内存，这样内存才有意义，因此将变量所在4KB进行全部拷贝其实就是用空间换时间