你一直信任的那個數字
到目前為止，你已經印過不少位址了。你用 &x 取了一個變數的位址，把它存進一個指標，然後跑類似 `printf("%p\n", (void *)&x)` 的東西，看著一個十六進位數字掉出來——也許是 0x7ffd3a1c4abc。你學會把記憶體想成一條長長的位元組陣列，每個位元組各有自己的位址，而那個數字精確地告訴你，你的變數住在哪一個位元組上。前面幾階裡的一切，都把那個位址當成老實的真相：一個真實的位置，機器的 RAM 裡一個真實的格子。
而本階整章建立在一件令人不安的事情上：那個數字，並不是你 RAM 裡一個真實的位置。它是一個虛擬位址（virtual address）——一個虛構的座標，只在你這個正在執行的行程裡頭才有意義。它所指的那個真正的位元組，在實體上可能幾乎落在 RAM 的任何地方、是個完全不同的數字，或者——如同後面一篇會說明的——目前根本還不在 RAM 裡。你印出的那個位址，對你的程式而言是真的，對其他任何東西而言都不是。它是一個虛擬位址，有別於實體位址——別於那個真正握著該位元組的晶片格子的位址，而這兩者之間的落差，正是本階整章的主題。
電腦為什麼要費這個事，對每一支程式撒謊、騙它自己的資料住在哪裡？因為這個謊言一次買到了三樣別的辦法很難拿到的東西：隱私（沒有任何行程能指名、更別說碰到另一個行程的位元組）、單純（每支程式都可以相信自己從同一個清爽的位址起頭、獨佔一片巨大而連續的空間），以及彈性（系統可以把真正的位元組搬來搬去，或把一部分擱在硬碟上，而程式完全不會察覺）。這整套安排有個名字——虛擬記憶體——而搞懂它怎麼運作，就是搞懂一個系統程式設計師在觸及矽晶本身之前、所能碰到的抽象堆疊裡最深的那一層。
兩個位址空間，與它們之間的翻譯者
想像兩個各自獨立的位址世界。第一個是虛擬位址空間（virtual address space）：你的行程被允許談論的位址範圍，排布的方式就跟前面講位址空間配置那一篇所描述的一模一樣——程式碼擺在低處，接著是靜態資料、一塊往上長的堆積、一塊從高位址往下長的堆疊。在一台 64 位元機器上，這個空間大得驚人，遠遠大於任何真實的 RAM，而且每個行程都拿到它自己一份全新的副本。第二個世界是實體記憶體（physical memory）：你機器裡真正那些 RAM 晶片的真正位址，一組小得多、也非常具體的格子，由同時在跑的一切共用。
在那兩個世界之間，坐著一個翻譯者。每一次——只要你的 CPU 讀或寫記憶體，每一次指令擷取、每一次載入、每一次儲存——從程式出來的虛擬位址，都會在抵達 RAM 之前被換算成一個實體位址。這個換算叫做位址轉譯，而它對每一次記憶體存取都會發生，一秒鐘數十億次，這意味著它絕對不能慢。所以它不是由作業系統在每次存取時用軟體去做的；它是由 CPU 上一塊專門的硬體去做的，那塊硬體叫做記憶體管理單元，或 MMU，下一篇會把它仔細拆開來看。現在你只要先握住它的形狀就好：
program says: *p where p = 0x00007ffd3a1c4abc (virtual)
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v [ MMU translates, every access ]
RAM actually sees: 0x000000011e8c4abc (physical)
same virtual address 0x00007ffd3a1c4abc
in process A -> physical 0x000000011e8c4abc
in process B -> physical 0x0000000007240abc (totally different byte)為什麼同一個位址會代表不同的東西
好好盯著那張草圖的底部看，因為它解釋了一件你也許早就注意到、還覺得奇怪的事。把一支小程式跑兩次，印出同一個全域變數的位址，你兩次可能拿到相同的虛擬位址——然而這兩次執行從不相撞、從不弄壞彼此。同時跑兩支不同的程式，每一支都可以握著一個值為 0x00400000、指向它自己程式碼的指標，完全沒有衝突。如果位址是實體的，這是不可能的：兩樣東西不可能佔住同一個 RAM 格子。但當位址是虛擬的時候，這就完全沒問題了，因為每個行程都有它自己私有的一套翻譯，所以它的 0x00400000 落在一個和別人都不同的實體位元組上。
這個翻譯不只是換個標籤——它同時也是一道閘門。對一個行程虛擬空間裡的每一塊區域，系統都記錄著那裡被允許做什麼：可不可以讀、可不可以寫、可不可以裝著 CPU 將要執行的指令。這就是記憶體保護，而它就搭在同一套翻譯機制上一起跑。當你的程式去解參考一個沒有有效翻譯的虛擬位址，或者去寫一個被標成唯讀的位址（像是裝著字串字面值的那一頁）時，硬體會拒絕，而核心會把那個拒絕變成你之前見過的那個區段錯誤。從這裡看回去，一次區段錯誤，就是那個翻譯者在回報：你用的那個虛擬位址，並不對應到任何你被允許去碰的東西。
它不可能一個位元組一個位元組來：分頁登場
這一切之中，藏著一個明顯的問題。如果虛擬記憶體的每一個位元組，都得在某張查找表裡有它自己私有的一筆條目、記著它對應到哪一個實體位元組，那這張表就會跟它所描述的記憶體一樣大——毫無用處。解法是整套方案的核心把戲：位址空間被切成固定大小的區塊，叫做分頁（page），幾乎總是一塊 4 KiB（4096 位元組），而翻譯是一整頁一整頁地做的，不是一個位元組一個位元組地做。一個虛擬分頁對應到一塊同樣大小的實體區塊，叫做頁框（frame），而系統只需要記住每一頁的對應關係，不必記住每一個位元組的——大約少了四千倍的條目。
一旦你把位址看成「頁加偏移」，翻譯就變得很整齊。把一個虛擬位址拆成兩部分：高位的位元挑出是哪一頁，而低位的位元是偏移量（offset）——也就是那個位元組落在這一頁裡多深的地方。因為一頁 4 KiB 剛好是 0x1000 位元組，最低的 12 個位元（因為 2^12 = 4096）就是偏移量，而它們之上的一切就是頁碼。翻譯永遠只動到頁碼那一部分：它查出那個虛擬分頁對應到哪一個實體頁框，然後把偏移量原封不動地保留。那個位元組在它那一頁之內的位置，在兩個世界裡是一模一樣的；被重新安置的，只有分頁本身。
那個「頁對頁框」的對應關係存在哪裡？存在一個每個行程各有一份的結構裡，叫做分頁表——每個行程各自擁有一張表，每一頁各有一筆條目，記著它目前住在哪一個實體頁框，外加那些把它閘住的保護位元。MMU 在每次存取時都查詢這張表，而為了讓這件事快起來，它把最近用過的翻譯結果快取在一塊晶片上極小的查找緩衝裡（下一篇你會以 TLB 之名認識它）。分頁表，正是把那個「每個行程一份」的幻象變成具體的東西：行程 A 與行程 B 各有自己的一張表，所以同一個虛擬頁碼，在每一個裡頭都解析到不同的頁框。我們在這裡只是把這些零件點個名而已；下一篇會從最根本處把真正的分頁表建起來，並帶著一次翻譯走過它。
這個幻象解開了什麼，以及本階要往哪走
一旦虛擬與實體之間坐著一層翻譯，一整族威力強大的把戲就變得可能了，而它們就是本階接下來的內容。因為分頁表可以說「這個虛擬分頁目前還不對應到任何頁框」，系統就能交給一支程式一片巨大的位址空間，卻只在程式真正第一次去碰某一頁的那一刻，才替它找一塊真實的 RAM——這就是需求分頁，而碰到一個不在場分頁的那一刻，是一次核心會悄悄解決掉的分頁錯誤。因為一頁可以被標成唯讀且共享，兩個行程就能指向同一份實體副本，只在其中一個去寫的時候才各自拿到一份私有的複本——這就是寫入時複製，也是 fork() 之所以能保持便宜的原因。而因為一個檔案可以被整片滑進位址空間當成分頁，你就能單純靠解參考指標來讀一個檔案——這就是 mmap()。
所以在我們推近之前，先握住整幅圖。你的程式整個活在虛擬位址裡；MMU 在每次存取時把每一個虛擬位址翻譯成一個實體位址，一次一頁，透過一張每個行程各有一份、同時也執行保護的分頁表。就這一個機制，給了每個行程隱私、一份乾淨而一致的配置，以及讓核心去擺放、搬移、共享或暫時扣住真實位元組的自由。〈分頁、分頁表與 MMU〉會把那個翻譯者本身建起來。〈分頁錯誤與需求分頁〉跟著看一頁不在場時會發生什麼。接著〈寫入時複製，以及 fork 如何保持便宜〉與〈mmap 與記憶體映射檔案〉，會把這個幻象兌現成你這輩子會用到的兩件最有用的工具。你現在知道那個謊言是什麼了；本階剩下的，就是它是怎麼被維持住的。