操作系统的分段机制，将程序分成不同的段进行管理，我们编程访问内存地址时，访问的其实是操作系统抽象给我们的虚拟地址，通过段基址：段偏移的方式访问内存虚拟地址，极大了简化了程序员的编程结构，解决了之前操作系统存在的两个问题：
- 地址空间没有隔离
- 程序运行的地址不确定
但是分段机制也存在严重的问题，在分段的映射方法中，并没有解决内存使用效率的问题。如果应用程序过多，或者内存碎片过多，又或者曾经被换出到硬盘的内存段需要再重新装载到内存，可内存中找不到合适大小的区域，要如何解决这个问题，就引入了分页机制。
一、分页实现原理
分页的基本方法是将地址空间等分成某一个固定大小的页,每一页大小由硬件来决定，或者是由操作系统来决定(如果硬件支持多种大小的页)。
- 1.将进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页；
- 2.将物理内存空间分成与页大小相等的若干个存储块，称为物理块或页框；
- 3.在为进程分配内存时，以块为单位，将进程中的若干页分别装入多个可以不相邻的块中。
关于进程分页，当我们把进程的逻辑地址空间按页来分割，常用的数据和代码会被装载到内存。暂时没用到的是数据和代码则保存在磁盘中，需要用到的时候，再从磁盘中加载到内存中即可。
1.1 硬件分页机制
页表是什么？
每个处理器进程都会维护一个页表，页表由一条条代表映射规则的记录组成，每一条称为一个页表项（Page Table Entry, PTE），页表存储在物理内存中。为了加速映射效率，在MMU中存在一块页表缓存，被称为快表(Translation Lookaside Buffers)。MMU接收到虚拟地址后，首先在TLB中查找，如果找到该VA(virtual address)对应的PTE就直接转换，找不到再去外存页表查找，并置换进TLB。
最简单的分页机制
硬件上使用一级页表的方式是最简单的，访问效率也最高，页面的大小一般为 4KB。为了能够定位和访问每个页，需要有个页表，保存每个页的起始地址，再加上在页内的偏移量，组成线性地址，就能对于内存中的每个位置进行访问了，其访问流程图如下：
虚拟地址分为两部分，页号p和页内偏移d。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址。这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址。一级页表这么简单，只要经过一次的地址转换就能找到对应的物理地址，访问效率应该是最好的。
我们假设在32位环境下，虚拟的地址空间为4GB，如果采用一级页表，采用4KB为一个页，那就需要1M个页表。每一个页表需要4个字节来存储，那么整个4GB的地址空间的映射就需要4MB的内存来存储映射表。如果每个进程都有自己的映射表，100个进程就需要400MB的内存，对于内核来说，确实有点大。
这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这导致系统中大量的所有内存都用来保存页表。
1.2 多级页表
对于一级页表中所有页表项必须提前建好，并且要求是连续的。如果不连续，就没有办法通过虚拟地址里面的页号找到对应的页表项了。为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算机体系结构的就使用了多级页表，下面以二级页表为例，看硬件上怎么实现的。
第一级表称为页目录，存放在一页 4K 大小的页面中，具有 2^10 个 4 字节长度的表项。 这些表象指向对应的二级表。 线性地址的最高 10 位（31-22）用作以及表中的索引。
第二级称为页表，长度也是 4K 大小的一个页面，最多有 1K 个 4 字节的表项。 每个 4 字节的表项含有相关页面的 20 位物理基地址。 二级页表使用线性地址的中间 10 位（21-12）作为表项索引值，以获取含有页面 20 物理地址基地址的表项。 该20位页面物理基地址和线性地址中的第12位（页内偏移）组合在一起就得到了分页转换过程的输出值，即对应的的最终物理地址。
对于给定的线性地址，CR3 寄存器指定页目录表的基地址。线性地址的高10位用于索引这个页目录表，以获得指向相关第二级页表的指针。线性地址空间中间10位用于索引二级页表，以获得物理地址的高20位。线性地址的第12位直接作为物理地址的第12位，从而组成一个完整的32位物理地址。
虚拟地址转换为物理地址的整个过程由MMU(Memory Management Uni)内存管理单元完成：
CPU取到虚拟地址-> MMU查页目录->MMU查页表->MMU得到页表项->MMU得到物理页面编号->MMU得到物理地址。
那么二级页表怎么解决页表过大的问题呢？我们假设只给这个进程分配了一个数据页。如果只使用页表，也需要完整的 1M 个页表项共 4M 的内存，但是如果使用了页目录，页目录需要 1K 个全部分配，占用内存 4K，但是里面只有一项使用了。到了页表项，只需要分配能够管理那个数据页的页表项页就可以了，也就是说，最多 4K，这样内存就节省多了。
页目录和页表的表项格式如下图所示，其中位32-12含有物理地址的高20位，用于定位物理地址空间中一个页面（也叫页帧）的物理基地址。（页号是隐含的）表项的低 12 位含有页属性信息。
上图就是页目录项和页表项的格式。可以看出，由于页表或者页的物理地址都是4KB对齐的（低12位全是零），所以上图中只保留了物理基地址的高20位（bit[31:12]）。
第12位可以安排其他用途:
- 【P】存在位，表示该页是在内存还是在磁盘。为1表示页表或者页位于内存中。否则，表示不在内存中，必须先予以创建或者从磁盘调入内存后方可使用。
- 【R/W】：读写标志。为1表示页面可以被读写，为0表示只读。当处理器运行在0、1、2特权级时，此位不起作用。页目录中的这个位对其所映射的所有页面起作用。
- 【PWT】：缓冲写策略。Page级的Write-Through标志位。为1时使用Write-Through的Cache类型；为0时使用Write-Back的Cache类型。当CR0.CD=1时（Cache被Disable掉），此标志被忽略。对于我们的实验，此位清零。
- 【PCD】：禁止缓存位。Page级的Cache Disable标志位。为1时，物理页面是不能被Cache的；为0时允许Cache。当CR0.CD=1时，此标志被忽略。对于我们的实验，此位清零。
- 【D】：修改位。该位由处理器固件设置，用来指示此表项所指向的页是否写过数据。
- 【A】：访问位。该位由处理器固件设置，用来指示此表项所指向的页是否已被访问（读或写），一旦置位，处理器从不清这个标志位。这个位可以被操作系统用来监视页的使用频率。
正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.
首先假设一个大小为4KB的标准页， 所以offset字段需要12位.这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory。如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB，即可达到256TB的寻址空间)。剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段， 即使我们现在决定为两个字段各预留18位，那么每个进程的页目录和页表都包含218个项， 即超过256000个项.
二，总结
基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型
操作系统引入分页的概念，作为虚拟内存挑战的解决方案。与以前的方法(如分段)，分页有很多的优点
分页机制解决了分段机制的效率问题，因为分页将内存划分为固定大小的单元，它不会产生外部碎片
非常灵活，支持稀疏虚拟地址空间
但是虽然分页机制也有它的局限性，例如它会产生内碎片，内碎片的大小由分页机制的最小物理内存决定的，比如来说，我们每个进程都只需要几个字节，那么对于现在的分页机制也是按照一个页大小来分配，但是相对于分段机制的浪费也小了很多。
对于多级页表虽然解决了内存浪费的问题，但是页表存放在主存中，因此程序每次访存至少需要两次：一次访问获取物理地址，第二次访问才获得数据。内存访问的速度就减半。在大多数情况下，这种延迟是无法忍受的。操作系统不得不努力设计出一个更好的分页机制，它不仅可以工作，而且工作得更好，对于这种情况，硬件又基于页表的访问局限性设计了TLB来解决这个问题。
