我们在上篇文章什么是内存（一）：存储器层次结构中说过缓存命中与不命中的问题，都是缓存思想，在这里肯定也会存在同样的问题。并且磁盘与主存之间的缓存不命中代价肯定大的多。因为L0-L4之间，每级缓存的速度大约相差10倍左右，但是L4主存与L5磁盘之间，它们的速度相差约十万倍。所以主存与磁盘之间交换的页容量是最大的，尽可能的增加命中率。相应的替换策略，操作系统也使用了更加复杂精密的算法。
在上篇文章什么是内存（一）：存储器层次结构，每次替换的区域，我们用了块(block),而这里我们却在说页(page)， 其实同一个意思。只是因为历史原因，叫法不同罢了。
当CPU想要读取包含在某个虚拟页的内容时，如果该页已经缓存在主存中，也就是页命中。perfect,很完美。但是如果该页没有缓存在主存中，则我们称之为缺页(page fault)
图15：对VP3中的字的应用会引起不命中
如上图所示，CPU 引用了 VP3 中的内容， VP3 并未缓存在主存中。系统从内存中读取 PTE3,得知 VP3 未被缓存，这会触发了一个缺页异常。缺页异常会调用kernel的缺页异常处理程序，该程序会选择一个牺牲页。如下图所示，牺牲页选择了存放在 PP3 中的 VP4。
图16：VP4被牺牲了
此时如果 VP4 的内容被修改了，kernel会将它复制回磁盘。接下来，kernel从磁盘赋值 VP3 到内存中的 PP3并更新 PTE3。随后返回用户进程。当异常处理程序返回时，它会重启执行导致缺页的指令，当重新执行这条指令时，因为 VP3 已经在主存中了，此时就是页命中了。
图17：VP3被缓存到PP3
根据习惯性的叫法，我们在磁盘和内存之间传送页的活动叫做交换(swapping)或者页面调度(paging)。这种交换活动，只有当不命中发生时才会发生，(也就说，系统并不会将磁盘内容预存到内存中)。这种策略被称之为按需页面调度(demand paging)。
我们刚才说，缺页错误是一种异常，但是实际上，在计算机系统中，被0除，读写文件，还有上篇文章中我们所说的中断(interrupt)，甚至包括我们代码中写的
try catch，都是一种异常。 比如被0除是intel 的CPU规定的的第0号故障(fault)类型的异常。而读写文件，分别是linux规定的第0号和第1号陷阱(trap)类型的异常。多任务的上下文切换，进程的创建回收等，等与系统中这种异常流的处理密切相关。当然，这是另外一个话题了。我们在这里不做累述。
虚拟内存作为内存管理和内存保护的工具
理所当然的，每个进程都有一个独立的页表和一个独立的虚拟地址空间
回到文章开头的问题，比如每个C程序都要调用的stdio这个库，不可能为每个进程都添加一份库，内存中只有一份stdio库的内容，供每个使用该库的进程共享。
图18：共享页面
如上图所示: 第一个进程的的页表将 VP2 映射到 某个物理页面。而第二个进程同样将它的 VP2 映射到 该物理页面。所以该物理页面都被两个进程共享了。
此时，大家再看一下"图:12 进程地址空间",就会发现在地址空间当中，"共享库的内存映射区域"对于每个进程起始地址都是相同的。再想想进程之间共享内存的通信方式, 所以说虚拟内存简化了共享机制
大家知道，C语言中存在指针，可以直接进行内存操作。因为有了虚拟内存，所以我们的指针操作也不会访问到其他进程的区域，但是哪怕是对于自己的地址空间，很多内存区域也应该是禁止访问的，这不仅包括kernel的区域，也包括自己的只读代码段。那么虚拟内存就提供了这样的一种内存保护工具。
地址翻译机制可以使用一种自然的方式来提供内存的访问控制。PTE 上添加一些额外的控制位来添加权限。每次 CPU 生成一个地址时，地址翻译硬件都会读一个 PTE 。
图19：虚拟内存提供内存保护
在上图中，每个 PTE 额外添加了三个控制位， SUP 位表示进程是否必须运行内核模式，READ和WRITE位分别控制页面的读写权限。如果有指令违反了这些控制权限，那么 CPU 会触发一个故障，并将控制传递给内核中的异常处理程序。该种异常一般称为段错误(segmentation fault)。
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