参考：
基本思想：
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每个进程拥有自己的地址空间，地址空间被分成许多块，称为页面，每一页有连续的地址范围
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与地址空间一样，物理内存也被分成许多块，块的大小与页一样大，称为页框。
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页映射到页框，被程序引用，一旦程序引用到未映射的页，就会发生缺页中断，把引用的页映射到页框，再重新进行引用。
分页
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进程并不直接引用物理内存地址，而是先引用虚拟地址，再由内存管理单元（Memory Manaement Unit, MMU）把虚拟地址映射为物理内存地址。
如下图
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虚拟地址与物理内存地址的映射为页面与页框的映射关系，页面映射到了页框就意味着该页面在物理内存上。
如下图
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一旦进程引用到了未映射的页面，就会发生缺页中断，从映射的页面中选一个，换上要用的页面，再重新进行引用。
页表
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每个进程都有自己的页表，用于记录自己的虚拟地址和物理内存地址的映射情况，页表存在MMU。切换进程的时候,页表也会切换。
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页表的最简单实现是：把虚拟地址分成虚拟页号（高位部分）和偏移0量（低位部分）。
虚拟页号作为页表的索引，找到相应的页表项，从而找到页框号，再由页框号和偏移量构成物理内存地址。
如下图：
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页表项的结构基本如下：
- 在/不在位：1有效；0无效，引发缺页中断
- 修改位：1被修改过，移除页框时要写回磁盘；0未修改过，无需写回磁盘。
- 保护位：1读/写；2只读
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高速缓存禁止位：对于映射到设备的页面，不能用被缓存的副本，要用最新的内容。（如键盘）
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页表并不保存页面的磁盘地址，由另外的机制来保存。
关于分页的两个问题
- 虚拟地址到物理内存地址的映射必须非常快
- 如果虚拟地址空间很大，那页表也会很大。
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加速分页过程
解决第一个问题，使用快表（TLB）。-
TLB是MMU的缓存，用于存储经常被访问到的页表项。
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软失效： 页面访问不在TLB，在内存。仅需更新一下TLB，不需要产生磁盘I/O。
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硬失效：页面不在内存。发生缺页中断。
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针对大内存的页表
解决第二个问题。 -
多级页表
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把虚拟地址划分为PT1,PT2，Offset，PT1作为顶级页表的索引，PT2作为二级页表的索引。
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结构上类似B+树。
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一般最多2级，再往上会带来更大的复杂性。
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对于32位还可以接受，64位需要耗费的空间太大。
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倒排页表
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一个页框为一个表项，而不是一个页面为一个表项，这样页表的大小取决于页框的数量而不是虚拟地址的大小。
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缺点：虚拟地址转换为物理内存地址时要遍历整个页表。
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改进：使用哈希表来存储。用虚拟地址来散列。这样无需遍历。
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页面置换算法
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其他
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分离数据段和代码段，节省地址空间
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父子进程共享代码段，数据段使用写时复制。
写时复制即数据段在未被修改时共享，一旦发生修改操作，就复制数据段，父子进程拥有独立的数据段。 -
清除策略
启动一个分页守护进程的后台进程，定期唤醒检查分页情况，在空闲页框过少时，通过页面置换算法确保空闲页框的数量。
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