器为每个程序提供了一个大的、一致的、私有地址空间。
三个重要功能：
- 将主存看成是磁盘的高速缓存，在主存中只保存活动区域，并根据需要在磁盘和主存之间来回传送数据。
- 为每个进程提供了一致的私有空间。
- 保护每个进程的地址空间不被其他进程破坏。
- CPU上的MMU（memory management unit），利用存放在主存中的查询表来动态的翻译虚拟地址，该表的内容由操作系统管理。
- 虚拟地址空间的大小是由表示最大地址所需位数来描述的。
- 物理地址空间的大小与系统的物理存储器的大小相对应。
概念上而言,虚拟存储器(VM)被组织为一个由 存放在磁盘上的N个连续的字节大小的单元组成的数组。每字节都有一个惟一的虚拟地址,这个惟一的虚拟地址是作为到数组的索引的。磁盘上数组的内容被缓存在主存中。 和存储器层次结构中其他缓存一样,磁盘(较低层)上的数据被分割成块,这些块作为磁盘和主存(较高层)之间的传输单元。VM系统通过将虚拟存储器分割为称为虚拟页(virtual page, VP)的大小固定的块,来处理这个问题。每个虚拟页的大小为P-2"字节。类似地,物理存储器被分割为物理页(physical page, PP),大小也为P字节(物理页也被称为页帧,page frame)。
虚拟存储器部署在磁盘上；页表部署在内存中；OS维护页表内容；MMU读取页表内容。
每个进程都有自己的虚拟存储器，相当于每个进程都在磁盘上开辟了属于自己的虚拟页空间，因此每个进程都有诸如VP1~VP7这些虚拟页存储在磁盘上，因此物理存储器中也为每个进程准备了独立的页表。但是，物理存储器却可能被不同进程的虚拟页共享到同一个物理页上。
图10.13展示了 MMU是如何利用页表来实现这种映射的。CPU中的一个控制寄存器，页表基 址寄存器（ page table base register，PTBR)指向当前页表。n位的虚拟地址包含两个部分：一个p 位的 VPO (virtual page offset，虚拟页面偏移）和一个（n-p)位的 VPN (virtual page number，虚拟页号）。MMU利用VPN来选择适当的PTE。例如，VPN0选择PTEO, VPN1选择PTE1,以此类推。 将页表条H中PPN(physical page number,物理页号）和虚拟地址中的VPO串联起来，就得到相应 的物理地址。注意，因为物理和虚拟页面都是P字节的，所以PPO(physical page offset,物理页面 偏移）和VPO足相同的。
图10.14 (a)展示了当出现页面命中时，CPU硬件执行的步骤。
- 第一步：处理器生成一个虚拟地址，并把它传送给MMU。
- 第二步：MMU生成PTE地址，并从高速缓存/主存请求得到它。
- 第三步：高速缓存/主存向MMU返回PTE。
- 第四步：MMU构造物理地址，并把它传送给高速缓存/主存。
- 第五步：高速缓存/主存返回所请求的数据字给处理器。
和页面命中不同的是，页面命中完全是由硬件来处理的，而处理缺页要求硬件和操作系统协同完成。
- 第一步到第三步：和图10.14 (a)中的第一步到第三步相同。
- 第四步：PTE中的有效位是零，所以MMU触发了一次异常，传递CPU由的控制到操作系统内核中的缺页异常处理程序。
- 第五步：缺页处理程序确定出物理存储器中的牺牲页，如果这个页面己经被修改了，则把 它页面换出到磁盘。
- 第六步：缺页处理程页面调入新的页面，并更新存储器中的PTE。
- 第七步：缺页处理程序返回到原来的进程，驱使导致缺页的指令重新启动。CPU将引起缺 页的指令重新发送给MMU。因为虚拟页面现在缓存在物理存储器中，所以就会命中，在 MMU执行了图10.14 (b)中的步骤之后，主存就会将所请求字返回给处理器。
