缺页异常(Fault Page)
每次调用malloc()，系统都只是给进程分配线性地址（VM），并没有随即分配页框(RAM)。系统尽量将分配页框的工作推迟到最后一刻—用到时缺页异常处理。这种页框按需延迟分配策略最大好处之一：充分有效地善用系统稀缺资源RAM。
当指针引用的内存页没有驻留在RAM中，即在RAM找不到与之对应的页框，则会发生缺页异常(对进程来说是透明的)，内核便陷入缺页异常处理。发生缺页异常有几种情况：1.只分配了线性地址，并没有分配页框，常发生在第一次访问某内存页。2.已经分配了页框，但页框被回收，换出至磁盘(交换区)。3.引用的内存页，在进程空间之外，不属于该进程，可能已被free()。我们使用一段伪代码来大致了解缺页异常。
/* @filename: example_2_5.c */ … demo() { char *p; //分配了100Kbytes线性地址 if ((p = malloc(1024*100)) != NULL) // L0 { *p = ‘t’; // L1 … //过去了很长一段时间，不管系统忙否，长久不用的页框都有可能被回收 *p = ‘m’; // L2 p[4096] = ‘p’; // L3 … free(p); //L4 if (p == NULL) { *p = ‘l’; // L5 } } } …
L0，函数malloc()通过brk()给进程分配了100Kbytes的线性地址区域(VM).然而，系统并没有随即分配页框(RAM)。即此时，进程没有占用100Kbytes的物理内存。这也表明了，你时常在使用top的时候VIRT值增大，而RES值却不变的原因。
L1，通过*p引用了100Kbytes的第一页(4Kbytes)。因为是第一次引用此页，在RAM中找不到与之相对应的页框。发生缺页异常（对于进程而言缺页异常是透明的），系统灵敏地捕获这一异常，进入缺页异常处理阶段：接下来，系统会分配一个页框(RAM)映射给它。我们把这种情况(被访问的页还没有被放在任何一个页框中，内核分配一新的页框并适当初始化来满足调用请求)，也称为Demand Paging。
L2，过了很长一段时间，通过*p再次引用100Kbytes的第一页。若系统在RAM找不到它映射的页框(可能交换至磁盘了)。发生缺页异常，并被系统捕获进入缺页异常处理。接下来，系统则会分配一页页框(RAM)，找到备份在磁盘的那“页”，并将它换入内存(其实因为换入操作比较昂贵，所以不总是只换入一页，而是预换入多页。这也表明某些文档说：”vmstat某时出现不少si并不能意味着物理内存不足”)。凡是类似这种会迫使进程去睡眠（很可能是由于当前磁盘数据填充至页框(RAM)所花的时间）,阻塞当前进程的缺页异常处理称为主缺页(major falut)，也称为大缺页(参见下图)。相反，不会阻塞进程的缺页，称为次缺页(minor fault)，也称为小缺面。
L3，引用了100Kbytes的第二页。参见第一次访问100Kbytes第一页, Demand Paging。
L4，释放了内存：线性地址区域被删除，页框也被释放。
L5，再次通过*p引用内存页，已被free()了(用户进程本身并不知道)。发生缺页异常，缺面异常处理程序会检查出这个缺页不在进程内存空间之内。对待这种编程错误引起的缺页异常，系统会杀掉这个进程，并且报告著名的段错误(Segmentation fault)。
主缺页异常处理过程示意图,参见Page Fault Handling