對 VirtualAlloc 傳入 MEM_COMMIT 的當下就會配置 RAM 嗎？

一般的私有記憶體裡，Commit 會消耗系統的認可餘裕，但對應的實體頁要到第一次存取才會被指派。以寫入首次碰到的頁，是在 demand-zero 錯誤處理中取得實體頁。

頁面錯誤代表異常或有效能問題嗎？

不是。像 demand-zero 或從 Standby 回來這種沒有磁碟 I/O 的軟錯誤是正常運作。判斷效能時，除了 Page Faults/sec，也要看 Pages Input/sec、儲存體等待與 Available MBytes。

TLB 未命中和頁面錯誤是同一件事嗎？

不是。即使 TLB 沒有轉譯，只要頁面表的 PTE 有效，CPU 只是走表並重新登錄轉譯。PTE 無效或發生保護違規時，才會走進頁面錯誤入口。

位址範圍在 VAD 裡，就不會發生存取違規嗎？

不一定。除了 VAD 是否存在，記憶體管理員還會評估 Reserve 與 Commit、讀寫執行保護、防護頁、PTE 狀態等。錯誤無法解決時，會得到 0xC0000005 這類例外。

Page Faults/sec 很高就代表系統 RAM 不夠嗎？

單憑這個看不出來。Page Faults/sec 也包含大量軟錯誤。必須和 Memory\Pages Input/sec、Memory\Page Reads/sec、Available MBytes、磁碟等待時間放在同一時間軸上對照。

Windows 頁面錯誤如何運作

對 VirtualAlloc 傳入 MEM_COMMIT 時，Commit 會立刻增加。不過 Working Set 不一定會同步增加同樣的量。那麼，你以為已經配置的記憶體在哪裡？

答案是 大多數頁還沒有對應的實體 RAM。Windows 會把實體頁的指派延遲到應用程式真正碰到該頁。第一次存取讓 CPU 發出頁面錯誤時，記憶體管理員會檢查 VAD、PTE、保護屬性與後備存放區，必要時一頁一頁把 RAM 綁上去。¹

本文跟著「你碰到的第一個位元組」走到實體 RAM。若想先整理 Working Set 與 Commit 等數字的意義，請看入門篇「Windows 的「記憶體使用量」代表什麼 ── 正確解讀 Working Set、Private Bytes、Commit 與分頁檔」。本系列不重定義那裡用過的術語，而是從機制面追「為什麼會出現那個數字」。

「Windows 記憶體的深層」全 3 回

第 1 回（本文）：虛擬位址與頁面錯誤
跟著以 VirtualAlloc 配置的區域何時取得實體 RAM。
第 2 回：實體頁的一生
跟著離開 Working Set 的頁如何在 Modified、Standby、Free、Zeroed 之間移動。
第 3 回：區段物件與寫入時複製
跟著 DLL、檔案對應與共用記憶體為何能共用實體頁。

第 1 回要回答的問題只有一個。

已認可的虛擬位址，在哪一瞬間變成實體 RAM？

預定讀者是想從機制理解 Windows 應用記憶體用量、啟動直後的頁面錯誤、0xC0000005，以及 VMMap 與 PerfMon 數字的開發者與營運人員。前提環境是 Windows 10/11 或現行 Windows Server，必要背景是指標與 VirtualAlloc 基礎；不需要頁面表位元配置或核心偵錯工具經驗。難度為中級。會用到內部結構名稱，但不假設依賴特定 Windows 組建的未公開配置。

1. 先講結論

一般私有記憶體的流程，可以用一句話說完。

Reserve 預留虛擬位址範圍，Commit 對系統認可上限計入 commit charge 以保證將來有地方保存內容，第一次存取的頁面錯誤才指派實體頁。

也就是說，MEM_COMMIT 不是「現在立刻配置 RAM」的命令。Microsoft 的 VirtualAlloc 文件也保證已認可頁的初始內容為零，同時說明實際實體頁要到存取該虛擬位址才會被指派。¹

不過，說「Reserve/Commit 只寫進 VAD」也不準確。實務上，Reserve 主要建立代表虛擬位址範圍與屬性的 VAD，Commit 則增加系統的 Commit Total 並記錄該範圍的認可狀態。中間頁面表層級與個別 PTE 會在需要時延遲建立，與實體 RAM 的最終綁定通常發生在第一次存取。

Commit 不是空頭支票，而是 全系統保證將來能把內容保存在 RAM 或適當後備存放區的承諾。把這項承諾一頁一頁兌現的入口，就是頁面錯誤。

flowchart TB
    accTitle: Reserve、Commit 與第一次存取時發生的事
    accDescr: MEM_RESERVE 把範圍與屬性寫進 VAD，MEM_COMMIT 消耗 Commit Total 以承諾存放，第一次存取的頁面錯誤指派實體頁並加入 Working Set
    reserve["1. MEM_RESERVE"] --> commit["2. MEM_COMMIT"]
    commit --> touch["3. 第一次存取（Touch）"]
    reserve -.-> vad["把範圍與屬性記進 VAD"]
    commit -.-> charge["消耗 Commit Total（尚無實體頁）"]
    touch --> fault["頁面錯誤"]
    fault --> zero["把已歸零的實體頁綁到 PTE"]
    zero --> ws["加入 Working Set 並重執行指令"]

圖 1: Reserve、Commit 與 Touch 是分開的事件。實體 RAM 只在最後一步、也就是第一次存取時被綁上。

2. 追蹤虛擬頁的三本帳簿

要理解從虛擬位址到實體 RAM 的路徑，必須分清 Windows 保存的三種帳簿。

帳簿	單位	角色
VAD	虛擬位址範圍	管理區域是什麼、Reserve/Commit、保護、與區段的對應
頁面表 / PTE	虛擬頁	表示目前對實體頁的轉譯，或尚未實現的狀態
PFN 資料庫	實體頁	追蹤每頁 RAM 的擁有者、參照與狀態

VAD 握的是範圍，PTE 握的是 虛擬頁，PFN 資料庫握的是 實體頁。頁面錯誤處理常式交叉核對這些帳簿，決定存取能否繼續。

flowchart TB
    accTitle: 從虛擬位址到實體 RAM 的三本帳簿
    accDescr: 虛擬位址由 VAD 以範圍粒度管理、由 PTE 以虛擬頁粒度管理，PTE 的轉譯目標實體頁則由 PFN 資料庫以實體頁粒度追蹤
    va["虛擬位址"] --> vad["VAD（範圍帳簿）"]
    va --> pte["PTE（虛擬頁帳簿）"]
    vad -.->|判斷 Reserve/Commit 與保護| pte
    pte -->|有效轉譯| pfn["PFN 資料庫（實體頁帳簿）"]
    pfn --> ram["實體 RAM 頁"]

圖 2: 粒度不同的三本帳簿。錯誤處理交叉核對 VAD 與 PTE，再把結果反映到 PFN 側。

本文的主角是 VAD 與 PTE。PFN 資料庫會在第 2 回從實體頁那一側來看。

3. Reserve、Commit 與 Touch 是分開的事件

3.1. Reserve ── 先佔住位址

先預留一段連續 256MiB 的虛擬位址範圍。

void* base = VirtualAlloc(
    nullptr,
    256ull * 1024 * 1024,
    MEM_RESERVE,
    PAGE_NOACCESS);

此刻發生的事，只是在處理序的虛擬空間裡把位址佔住，讓其他配置不能用這段範圍。MEM_RESERVE 不會在 RAM 或分頁檔指派實體存放區。¹

64 位元處理序的虛擬空間很大，先 Reserve 大範圍、之後只 Commit 需要的部分，實務上很常見。

3.2. Commit ── 承諾將來保得住

接著把已預留的範圍 Commit。

void* committed = VirtualAlloc(
    base,
    256ull * 1024 * 1024,
    MEM_COMMIT,
    PAGE_READWRITE);

成功時，反映在系統 Commit Total——通常也反映在處理序 Private Bytes——的承諾量會增加。即便如此，也不會一次排出 256MiB 的實體頁。一般頁在第一次存取前仍保持實體未指派。¹²

那麼 Commit 的意義是什麼？在於 系統無法承擔這項承諾時，可以在 Commit 當下回傳失敗，而不是用到一半才失敗。

3.3. Touch ── 實體頁變得必要的時候

最後，下面這次指派第一次寫入第一頁。

static_cast<unsigned char*>(base)[0] = 1;

CPU 試著把虛擬位址轉成實體位址，但 PTE 還沒有對實體頁的有效轉譯。頁面錯誤就發生在這裡。

接到控制權的記憶體管理員判斷這是「對已認可、可寫私有頁的第一次存取」，取得已歸零的實體頁、綁到 PTE，並加入 Working Set。然後重執行失敗的寫入指令。

對應用來說只是一次指派，內部卻是 在指派途中進入核心、指派實體頁，再回到同一條指令。

4. VAD ── 虛擬空間的範圍帳簿

VAD 是 Virtual Address Descriptor 的縮寫，Windows 用 VAD 樹管理處理序正在使用的位址範圍。用 WinDbg 的 !vad 可以查看起迄 VPN、Commit、保護屬性、Private/Mapped、Control Area 等。³

VAD 記錄的代表性資訊包括下列項目。

位址範圍的起點與終點
Private、Mapped、Image 等種類
Reserve/Commit 狀態
讀、寫、執行、寫入時複製等保護
與檔案或區段的對應
防護頁等特殊屬性

用範圍管理是為了效率。256MiB 以 4KiB 計是 65,536 頁。與其一開始就為每一頁建完整管理結構，不如在 VAD 裡記下「這段連續範圍是一次預留」，需要時再實現各頁，比較不浪費。

4.1. 找到 VAD 不保證能恢復

「在 VAD 裡就能解決錯誤，不在就存取違規」當作入門說明很方便，但過度簡化。即使找到 VAD，下列情況仍無法繼續一般存取。

只有 Reserve，目標頁尚未認可
PAGE_NOACCESS
對唯讀頁寫入
在不可執行頁上執行指令
第一次碰到防護頁
碰到區段有效範圍之外

反過來說，即使 PTE 無效，只要 VAD 與 PTE 的軟體狀態顯示這是正當存取，就能以 demand-zero、Transition 還原、換入或 CoW 解決。更精確的答案是 把 VAD、PTE、保護屬性與存取類型一起判斷。

5. 頁面表與 TLB

應用握著的指標是虛擬位址。CPU 要存取 RAM，必須把虛擬頁號轉成實體頁號。那份階層轉譯表就是頁面表，葉項目是 PTE（Page Table Entry）。

有效 PTE 在概念上握有 PFN、讀寫執行保護、使用者模式權限、Accessed/Dirty 等資訊。實際位元配置依 CPU 與 Windows 版本而異。

每次都走頁面表會太慢，所以 CPU 把最近的轉譯快取在 TLB（Translation Lookaside Buffer）。位址轉譯依這個順序進行。

若 TLB 有轉譯且存取符合該保護，就用那個結果。
若 TLB 沒有轉譯，CPU 走頁面表。
若有有效 PTE 且保護也符合，就登錄到 TLB 並繼續執行。
若沒有有效轉譯，或發生保護違規，就走進頁面錯誤入口。保護檢查在轉譯來自 TLB 時也會做。

這個流程顯示 TLB 未命中與頁面錯誤是兩件事。若只是 TLB 沒有轉譯而 PTE 有效，發生的只是頁面表走訪。反過來說，即使 TLB 已有轉譯，對唯讀頁寫入或在不可執行頁上執行指令這類保護違規，仍會走進頁面錯誤入口。因此對 CoW 頁寫入，即使轉譯已快取，仍可能錯誤。

flowchart TB
    accTitle: 位址轉譯流程與頁面錯誤入口
    accDescr: 即使 TLB 有轉譯，保護不符仍走進頁面錯誤入口。TLB 沒有轉譯就走頁面表；有效 PTE 且保護也符合則登錄 TLB 並繼續，無效轉譯或保護違規則走進頁面錯誤入口
    access["記憶體存取"] --> tlb{"TLB 有轉譯嗎？"}
    tlb -->|有| perm{"存取符合保護嗎？"}
    perm -->|符合| go["用該轉譯繼續"]
    perm -->|保護違規| entry["走進頁面錯誤入口"]
    tlb -->|沒有| walk["走頁面表"]
    walk --> valid{"有效 PTE 且保護也符合？"}
    valid -->|是| register["登錄 TLB 並繼續（無錯誤）"]
    valid -->|無效或保護違規| entry

圖 3: TLB 未命中可以用走頁面表解決。轉譯無效或有保護違規時才走進頁面錯誤；保護違規在 TLB 命中時也會發生。

5.1. 無效 PTE 不是空白

即使是無效 PTE 也不是空的。Windows 從無效 PTE 的軟體狀態區分下列情況。

從未實現的 demand-zero 頁
仍留在 RAM 的 Transition 頁
參照 Prototype PTE 的共用頁
保存在分頁檔的私有頁
保護違規或無效區域

CPU 的工作只是判斷「這不是普通的有效轉譯」並交給核心；之後的意義由記憶體管理員補上。

6. 頁面錯誤從頭到尾

讓我們用六個階段跟著對已認可私有頁的第一次寫入。

CPU 嘗試寫入。
它檢查 TLB 與頁面表，但目標 PTE 沒有有效 PFN。
CPU 發出頁面錯誤。
把發生錯誤的虛擬位址、讀寫執行類型、使用者/核心，以及問題是缺少轉譯還是保護違規，交給核心。
記憶體管理員檢查 VAD 與 PTE。
判斷頁是否已認可、保護是否符合，以及屬於 demand-zero、Transition、共用、換入、CoW 或例外的哪一種。
若是 demand-zero，取得已歸零的實體頁。
新交出的頁必須是零，以免洩漏另一個處理序的資料。
更新 PTE 與 PFN 管理資訊。
在 PTE 設定 PFN 與保護，把實體頁設為 Active，並加入處理序的 Working Set。
重執行失敗的指令。
因為錯誤正常解決，不會把使用者模式例外交出去，應用像平常一樣繼續指派。

ETW 頁面錯誤事件也把 Transition、Demand Zero、Copy-on-Write、Guard Page、Hard Page Fault、Access Violation 記成不同種類。⁴

所以頁面錯誤一開始就不是「異常」這個詞。它是 CPU 無法走普通路徑轉譯時，請作業系統判斷的共用入口。

flowchart LR
    accTitle: 頁面錯誤解決的分支
    accDescr: 記憶體管理員判斷 VAD、PTE、保護屬性與存取類型，分派到 demand-zero、重新接上仍在 RAM 的頁、從後備存放區來的硬錯誤、寫入時複製、防護頁通知或例外
    faultIn["發生頁面錯誤"] --> judge["判斷 VAD、PTE、保護、類型"]
    judge -->|第一次存取| dz["Demand-zero（軟）"]
    judge -->|仍在 RAM| soft["從 Standby 重接（軟）"]
    judge -->|需要讀磁碟| hard["硬錯誤（磁碟 I/O）"]
    judge -->|CoW 寫入| cow["複製並更換 PTE"]
    judge -->|防護頁| guard["清掉防護並通知"]
    judge -->|無法解決| av["例外（0xC0000005 等）"]

圖 4: 從同一入口進來的錯誤，依判斷分成六種結果。防護頁細節見第 9 節。

7. Demand-zero ── 不讀磁碟的軟錯誤

Demand-zero 是第一次碰到已認可私有頁時發生的代表性軟錯誤。Microsoft 的 Working Set 文件也把「處理序第一次參照已配置的虛擬頁」列為軟錯誤的例子。⁵

Demand-zero 有下列特徵。

不必從磁碟讀原始資料
初始內容為零
綁上可用的實體頁
Working Set 與累計 Page Fault Count 增加
單靠這次處理不會增加 Memory\\Pages Input/sec

因此啟動直後 Page Faults/sec 飆高，本身並不代表儲存體是瓶頸。

延遲配置的取捨也值得整理。若 Commit 了 256MiB 卻實際只用 8MiB，把剩下 248MiB 留在 RAM 外是合理的。代價是第一次存取要付錯誤處理成本。對延遲敏感的工作，有一種設計是開始前先碰每一頁做預先錯誤（prefault），但那是先增加 RAM 常駐的取捨。

8. 軟錯誤與硬錯誤

8.1. 軟錯誤

軟錯誤是不必對後備存放區做讀取 I/O 就能解決的錯誤。代表性例子包括下列項目。

Demand-zero
把仍在 Standby/Transition 的頁重新接上
接上已在另一處理序 Working Set 的共用頁
接上已預先擷取的頁
原始頁仍常駐的寫入時複製

核心轉換、鎖、PTE/PFN 更新、TLB 一致性等仍有 CPU 成本，但沒有儲存體等待。⁵

8.2. 硬錯誤

另一方面，需要的頁不在 RAM 任何地方、必須從後備存放區讀取時，就是硬錯誤。讀取來源不只是分頁檔。

被寫出到分頁檔的私有頁
記憶體對應檔
EXE 或 DLL 映像
檔案快取參照的資料檔

ETW HardFault 事件包含 FileObject、ReadOffset、ByteCount，因此可以追到實際讀取來源。⁶

所以 Hard Fault = 讀 pagefile.sys 並不成立。

需要讀後備存放區時，要求會進入 Windows I/O 堆疊。IRP 的發出與完成流程見「Windows I/O 的深層(第 1 回)」，與檔案快取的接點見「Windows I/O 的深層(第 4 回)」。頁在 RAM 裡時，記憶體管理員可以自己回來；不在時就發出 I/O，並讓發生錯誤的執行緒等到完成。

9. 無法解決的錯誤會變成例外

檢查 VAD 與 PTE 後，無法當成正當配置、換入或 CoW 解決的錯誤，會以例外交給使用者模式。

代表性情況是 STATUS_ACCESS_VIOLATION，例外碼 0xC0000005。它發生在對無效位址讀、寫或執行；第一個例外參數指出存取類型，第二個指出違規位址。⁷

典型模式包括下列項目。

讀取 NULL、已釋放位址或陣列外的位址
對唯讀頁寫入
從 DEP/NX 設成不可執行的頁執行指令
碰到尚未認可的預留範圍

PAGE_GUARD 的意義稍有不同。它是對存取的一次性通知：引發 STATUS_GUARD_PAGE_VIOLATION，用於堆疊成長等情況。⁸

正常的延遲配置、換入、CoW、防護通知，以及最後的存取違規，從 CPU 看來都聚在同一個頁面錯誤入口。決定結果的是 VAD、PTE、保護屬性與存取類型的組合。

10. 自己動手看

到目前為止的流程，可以在自己的機器上觀察。下面的 C++ 程式 Reserve 256MiB、Commit，對每頁寫一個位元組，最後 Release。每個階段都會等 Enter，方便用 VMMap 與 PerfMon 觀察變化。

#define WIN32_LEAN_AND_MEAN
#include <windows.h>
#include <psapi.h>

#include <cstdio>
#include <cstdlib>

#pragma comment(lib, "Psapi.lib")

constexpr SIZE_T kSize = 256ull * 1024 * 1024;

void PrintMemory(const char* stage)
{
    PROCESS_MEMORY_COUNTERS_EX c{};
    c.cb = sizeof(c);
    if (!GetProcessMemoryInfo(
            GetCurrentProcess(),
            reinterpret_cast<PROCESS_MEMORY_COUNTERS*>(&c),
            sizeof(c))) {
        std::printf("GetProcessMemoryInfo failed: %lu\n", GetLastError());
        return;
    }

    std::printf(
        "%-10s WS=%zu MiB  Private=%zu MiB  Faults=%lu\n",
        stage,
        c.WorkingSetSize / 1024 / 1024,
        c.PrivateUsage / 1024 / 1024,
        c.PageFaultCount);
}

void Pause(const char* message)
{
    PrintMemory(message);
    std::puts("Press Enter...");
    (void)std::getchar();
}

int main()
{
    SYSTEM_INFO si{};
    GetSystemInfo(&si);
    std::printf("PID=%lu, page=%lu bytes\n",
                GetCurrentProcessId(), si.dwPageSize);

    void* base = VirtualAlloc(nullptr, kSize, MEM_RESERVE, PAGE_NOACCESS);
    if (!base) {
        std::fprintf(stderr, "Reserve failed: %lu\n", GetLastError());
        return EXIT_FAILURE;
    }
    Pause("reserved");

    if (!VirtualAlloc(base, kSize, MEM_COMMIT, PAGE_READWRITE)) {
        std::fprintf(stderr, "Commit failed: %lu\n", GetLastError());
        VirtualFree(base, 0, MEM_RELEASE);
        return EXIT_FAILURE;
    }
    Pause("committed");

    auto* bytes = static_cast<volatile unsigned char*>(base);
    for (SIZE_T offset = 0; offset < kSize; offset += si.dwPageSize) {
        bytes[offset] = 1;
    }
    Pause("touched");

    if (!VirtualFree(base, 0, MEM_RELEASE)) {
        std::fprintf(stderr, "Release failed: %lu\n", GetLastError());
        return EXIT_FAILURE;
    }
    Pause("released");
}

在 Visual Studio 的 x64 Native Tools Command Prompt 可用下列命令建置。

cl /std:c++20 /EHsc /W4 memory_fault_demo.cpp

10.1. 在 VMMap 看什麼

VMMap 會依類型顯示已預留的虛擬記憶體、Commit、Working Set、Private 與 Shareable。⁹ 各階段預期的變化如下。

階段	預期變化
Reserve	Address Space Size 增加，但 Commit/WS 不會同步增加同樣的量
Commit	Private Commit 大約增加 256MiB
Touch	Working Set 與 Private WS 明顯增加，Fault Count 也增加
Release	目標範圍消失，Commit 與 WS 下降

實際數字會隨執行階段、資安產品、記憶體壓力與觀察時機而變。看的是 各階段之間數字往哪邊移動，不是是否剛好等於 256MiB。

10.2. 在 PerfMon 分開軟與硬

在 PerfMon 把下列計數器放在同一時間軸。

Process(<target>)\\Page Faults/sec
Memory\\Pages Input/sec
Memory\\Page Reads/sec
Memory\\Available MBytes
Process(<target>)\\Working Set - Private
Process(<target>)\\Private Bytes

Process\\Page Faults/sec 同時包含軟錯誤與硬錯誤。另一方面，Memory\\Pages Input/sec 是為了解決硬錯誤而從磁碟讀入的頁數。¹⁰

在這個程式的 Touch 階段，Page Faults/sec 應該跳升，而 Pages Input/sec 不該升太多。新認可的頁由 demand-zero 實現，不必從磁碟讀原始資料。

多個處理序共用同一名稱時，PerfMon 的 process#1 這類編號可能在重啟後改變。請用顯示 PID 的計數器交叉核對，或用 Process V2 或 ETW/WPA 依 PID 識別。

11. 實務上要避開的三種誤讀

11.1. 「Commit 上去了，所以是 RAM 洩漏」

Commit 是承諾保存的內容量；還沒碰到的頁可能不常駐在 RAM。要判斷洩漏，請看 Private Bytes 的時間序列、配置的拆解，以及處理結束後數字是否回到基準線。

11.2. 「Page Faults/sec 很高，所以磁碟很慢」

軟錯誤沒有磁碟 I/O。把 Page Faults/sec、Pages Input/sec 與儲存體等待分開看，必要時用 ETW HardFault 事件追到來源檔與堆疊。

11.3. 「清空 Working Set 就能修好洩漏」

把頁從 Working Set 拿掉並不釋放 Commit 或擁有權。該頁會走到 Standby 或 Modified，稍後再錯誤回來。修好洩漏需要配置者執行 VirtualFree、堆積釋放、物件解構等。

被拿掉的實體頁去了哪裡，第 2 回會跟著走。

12. 摘要

MEM_RESERVE 預留虛擬位址範圍，但不在 RAM 或分頁檔指派實體區域。¹
MEM_COMMIT 消耗 Commit 並保證將來能保存內容，但一般實體頁要到第一次存取才指派。¹²
VAD 是範圍帳簿，PTE 是虛擬頁帳簿，PFN 資料庫是實體頁帳簿。
TLB 未命中不是頁面錯誤。PTE 有效時，只走頁面表就能解決。
Demand-zero、Transition 還原、接上共用頁，是不必磁碟 I/O 就能解決的軟錯誤。⁵
若必須從分頁檔、DLL、EXE 或對應檔讀取，就是硬錯誤。⁶
檢查 VAD、PTE 與保護屬性後仍無法解決，會得到 0xC0000005 這類例外。⁷
判斷效能時不要只看 Page Faults/sec；把 Pages Input/sec、Available、Working Set、Private Bytes 與儲存體等待放在同一時間軸。

續篇是第 2 回，「實體頁的一生：五份清單與分頁檔的真相」。

Commit 承諾變成實體頁之後，我們從 PFN 資料庫與頁清單跟著該頁離開 Working Set 後去了哪裡。

參考連結

Microsoft Learn, VirtualAlloc function. 關於 MEM_RESERVE 預留虛擬位址範圍而不指派實體存放區；MEM_COMMIT 對系統整體記憶體與分頁檔計入 commit charge；已認可頁的初始內容為零；以及實際實體頁要到被存取才指派。 ↩ ↩² ↩³ ↩⁴ ↩⁵ ↩⁶
Microsoft Learn, PERFORMANCE_INFORMATION structure. 關於 CommitTotal 是目前系統 Commit 頁數，以及 CommitLimit 是不擴充分頁檔也能認可的上限。 ↩ ↩²
Microsoft Learn, !vad (WinDbg). 關於 !vad 顯示 VAD 樹，並可查看起迄 VPN、Commit、Mapped/Private、保護屬性、Control Area 等。 ↩
Microsoft Learn, PageFault_TypeGroup1 class. 關於 ETW 區分並記錄 Transition Fault、Demand Zero Fault、Copy-on-Write、Guard Page Fault、Hard Page Fault 與 Access Violation。 ↩
Microsoft Learn, Working Set. 關於軟錯誤可不存取後備存放區就能解決，並因另一處理序的 Working Set、Transition、第一次參照的 demand-zero 等而發生。 ↩ ↩² ↩³
Microsoft Learn, PageFault_HardFault class. 關於 HardFault 事件包含 FileObject、ReadOffset、ByteCount、VirtualAddress 與執行緒 ID，因此可追蹤讀取來源。 ↩ ↩²
Microsoft Learn, Access Violation C0000005. 關於 0xC0000005 發生在對無效記憶體位址讀、寫或執行，以及例外參數指出存取類型與違規位址。 ↩ ↩²
Microsoft Learn, Creating Guard Pages. 關於 PAGE_GUARD 提供頁面存取的一次性通知，並引發 STATUS_GUARD_PAGE_VIOLATION。 ↩
Microsoft Learn, VMMap - Sysinternals. 關於 VMMap 依類型拆解已認可虛擬記憶體，並顯示各類型的 Working Set 與詳細位址圖。 ↩
Microsoft Learn, Performance Analysis of Logs (PAL) Tool. 關於 Memory\\Pages Input/sec 是為了解決硬頁面錯誤而從磁碟讀入的頁數。 ↩

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常見問題

整理諮詢這個主題時常見的問題。

對 VirtualAlloc 傳入 MEM_COMMIT 的當下就會配置 RAM 嗎？: 一般的私有記憶體裡，Commit 會消耗系統的認可餘裕，但對應的實體頁要到第一次存取才會被指派。以寫入首次碰到的頁，是在 demand-zero 錯誤處理中取得實體頁。
頁面錯誤代表異常或有效能問題嗎？: 不是。像 demand-zero 或從 Standby 回來這種沒有磁碟 I/O 的軟錯誤是正常運作。判斷效能時，除了 Page Faults/sec，也要看 Pages Input/sec、儲存體等待與 Available MBytes。
TLB 未命中和頁面錯誤是同一件事嗎？: 不是。即使 TLB 沒有轉譯，只要頁面表的 PTE 有效，CPU 只是走表並重新登錄轉譯。PTE 無效或發生保護違規時，才會走進頁面錯誤入口。
位址範圍在 VAD 裡，就不會發生存取違規嗎？: 不一定。除了 VAD 是否存在，記憶體管理員還會評估 Reserve 與 Commit、讀寫執行保護、防護頁、PTE 狀態等。錯誤無法解決時，會得到 0xC0000005 這類例外。
Page Faults/sec 很高就代表系統 RAM 不夠嗎？: 單憑這個看不出來。Page Faults/sec 也包含大量軟錯誤。必須和 Memory\Pages Input/sec、Memory\Page Reads/sec、Available MBytes、磁碟等待時間放在同一時間軸上對照。

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