页号、页框
CPU运行一个4GB的程序，要求程序的代码和数据必须连续，顺序执行。而现实的内存是分散的不连续的。
如何将连续的4GB程序代码塞入2GB的主存中？
页
操作系统给CPU虚拟的连续的4GB的地址，而这个连续大地址的最小单位就是页， 页的大小是固定的4KB。 连续编号，从0开始…
页框
真实的物理主存地址是不连续的，分散的。
操作系统也把主存切成了大小相等的标准网格——页框。页框大小也是4KB，连续从0开始编址。
操作系统可以将连续的虚拟内存分配到任意一个页框中。
CPU寻址时发出一个32位的虚拟地址，去内存中寻找数据。页大小为4KB，即2^12字节，也就是一个页框中有2^12个地址，即低位需要12位去页内寻址。当Cache满后替换“计数器”最小的块。 高20位即为虚拟页号，将这个虚拟页号去页表中查询页框号，后将高20位转换成真实的页框号。
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低位需要12位：页内偏移量
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高32-12=20位：虚拟页号
页表
将虚拟页地址映射到物理页框。
页表是在主存中存放的一个连续的一维数组，数组的索引即为页号，数组的内容为页表项。
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页表项：物理页框号 + 有效位（装入位） + 脏位 + 引用位
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有效位表示的是该页是否从磁盘中装入到了主存中。
从CPU发出的虚拟地址到翻译为真实物理地址是依靠MMU实现的。
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CPU 发出了一个 32 位的虚拟地址
[ 20位虚拟页号 (假编号) | 12位页内偏移量 (真细节) ] -
MMU中的PTBR（页表基址寄存器）存储的是页表在内存中的起始地址（每个进程有独立的基址）
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目标记录物理位置 = 起始地址 + (虚拟页号 × 每一个页表项的大小)
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若页表项有效位为1，则将高位替换成真实的物理地址，[ 真实的物理页框号 | 12位页内偏移量 ] = 真正的物理地址
两次访存
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先算 PTE 的地址（用你的那个公式），去内存查一次字典，拿到真地址。
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拿着真地址，再去内存拿一次真正的数据。
虚拟存储器只能采用全相联+回写法
页式存储缺点
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内存碎片：10KB的程序最后一个程序段只能占2KB，无法充分利用。
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页不是逻辑上的独立实体，处理，保护，共享不方便：共享代码(指令代码，printf)只在内存中存放一份(Read-only)，在进行分页的时候可能将共享的代码和数据代码分到一页中 页式存储只认大小。
多级页表
快表（局部性原理）
访存的时候需要两次查找过程，拉低了CPU的处理速度。
TLB（Translation Lookaside Buffer，旁路转换缓冲），直接放在MMU中，使用SRAM做成的Cache。
快表上记录了最近刚翻译的页号——真实物理地址，CPU发出一个寻址地址后，MMU先查快表，若TLB命中则直接拿到真实的物理页框号。若TLB Miss则进行两次访存，并记录到TLB中。
TLB使用全相联或者组相联，内容由页表项 + TLB标记组成
TLB 虚拟地址映射到TLB块中。
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全相联：TLB标记即为虚拟地址号。
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组相联：TLB标记存的是虚拟地址号的高位。