虚拟内存的思想：每个进程都拥有自己的虚拟地址空间，这个空间被分割成多个块，每个块被称为一个页或者页面，每一页有连续的地址范围。这些也被映射到物理内存，但并不是所有的页面都在内存中，才能运行程序的，当程序引用到一部分在物理内存中地址空间时，有硬件执行必要的映射，当程序引用到一部分不在物理内存中的地址空间的时候，由操作系统负责将缺失的部分装入到内存并重新执行失败的指令。
加速分页过程
在任何分页系统中，需要考虑以下两个问题：
１）虚拟地址到物理地址的映射必须非常快。
２）如果虚拟地址空间很大，页表也会非常大。
第一个问题是由于每次访问内存的，都需要进行虚拟地址到物理地址的映射。
所有的指令最终都来自于内存，而且很多指令也会访问内存中的操作数，因此，每条指令进行一两次或者更多页表访问是必要的。
转换检测缓冲区：
微计算机设置一个小型的设备，将虚拟地址直接映射到物理地址，而不必访问页表，这种设备被称为转换检测缓冲区(TLB)，有时也成为相联存储器，他通常在MMU中，包含少量的表项，最多不超过64个，每个表项记录了一个页面相关信息，包括虚拟页号，页面的修改位，保护码，和所对应的物理页框，除了虚拟页号，这些域与页表中的域一一对应。
TLB是如何让工作的？
将一个虚拟地址放入MMU进行转换的时候，硬件首先通过将该虚拟页号与TLB中所有表项同时进行匹配，判断虚拟页面是否在其中，要是在并且进行访问位并不太违反保护位，则将页框号直接从TLB中取出。而不必访问页表，如果虚拟页面号确实在TLB中，但是指令试图在一个只读页面上进行写操作，则会产生一个保护错误，就像对页表进行非法访问一样。
当虚拟页号不在TLB中的时候，如果MMU检测到内有有效位匹配的时候就会进行正常的也表查询，接着从TLB中淘汰一个表项，然后用找到的页表项代替他，这样，如果这一页表很快再次被访问，第二次访问TLB时自然将会命中，而不是不命中，当一个表项被清除出TLB时，将修改复制到内存中的页表项，而除了访问位，其他值不变。当页表项中从页表装入到TLB中时，所有的值就都来自内存。
软件TLB管理？
到目前为止，已经开发了多种不同的策略来改善使用软件TLB管理机器性能。一种是有时候操作系统能用“直觉”指出哪些页面下一步可能会被用到，并预先装载到TLB中，例如：当一个进程发送一条消息给同一台机器上的服务器进程，很可能服务器进程将不得不立即运行，了解到这一点，当执行send的时候，系统也可能找到服务器进程代码页，数据页以及堆栈页。并有可能导致TLB失效前把他们装载到TLB中。
当使用软件TLB管理时，一个基本的要求是要理解两种不同的TLB失效区别在哪里，当一个页面访问在内存中，而不在TLB的时候，将产生软失效，那此时所要做的就是更新一下TLB，不需要产生磁盘IO，当页面本身不在磁盘中的时候，将产生硬失效，此时需要一次磁盘存取以装入该页面，这个过程大概需要几毫秒。硬失效的处理时间往往是软失效的百万倍。
针对大内存的页面？
多级页表
32位的虚拟地址被划分成10位的PT1域、10位的PT2域，12位的Offset域，因为偏移量是12位，所以页面长度是４KB，共有2的20次方页面。
引入多级页表的原因是：避免将所有页表一直保存在内存中，特别是不需要的页表就不应该保留。
倒排页表：
倒排页表是解决64位机器虚拟内存的组织问题的一种新技术。
在设计中，每一个页框有一个表项，而不是每一个虚拟页面有一个表项，例如：对于64位虚拟地址，4KB的页面，1GB的RAM，一个倒排页表只需要记录262144个页表项，表项记录那一个（进程，虚拟页面）对定位于该页框，虽然倒排页表节省了大量的空间，但它还有严重的不足，从虚拟地址到物理地址的转换变的困难，当进程n访问虚拟页面的p时候，硬件不载通过把p当做指向页表的一个索引来查找物理页框，他必须查找整个倒排页表，来查找表项(n，p)，此外，该搜索的必须对每一个内存访问操作都要执行一次，而不仅仅是缺页中断中执行，每一次访问操作都要查找256k的表。
为了提高查找速率，使用TLB，如果TLB能够记录所有频繁使用的页面，地址转换就可能变的像通常的页表一样快，但是，当发生TLB失效的时候，需要软件搜索整个倒排页表，一个可行的实现该搜索的方法是建立一张散列表，用虚拟内存散列，当前所有在内存中的具有相同的散列值的虚拟页面被连接在一起，如果散列表中的槽数和机器中物理页面一样多的话，散列表中的冲突链的平均长度将会是1个表项，这将会大大提高映射速度。一旦页框号被找到，新的（虚拟页号，物理页框）对就会被转载到TLB。