实现虚拟存储器需要三方面的硬件支持： 1、请求分页/段的页表或段表机制； 请求分页存储管理是建立在分页存储管埋的基础上，并结合虚拟存储系统原理实现的，是目前常用的一种实现虚拟存储器的方式 2、缺页/段中断机构； 作用就是就是要访问的页不在主存，需要操作系统将其调入主存后再进行访问。在这个时候，被内存映射的文件实际上成了一个分页交换文件。 3、地址变换机构。 当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址(相对地址)分为页号页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址)寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。

MIPS32

虚拟地址转换为物理地址过程为：

虚拟地址的高位(VPN)和当前程序的ASID送给TLB，与TLB中的所有entry表项同时进行匹配，匹配过程中如果有如下都满足的TLB表项，从中读取PFN,V,D域

1.当前程序(进程)的ASID等于TLB表项中的ASID(EntryHi的Gbit置位的话，不比较ASID) 2.虚拟地址的bit63~62与TLB表项的R字段相同 3.虚拟地址的相应位域和TLB的VPN2相同,相应位域取决于PageMask寄存器设置的页表大小 注意最终转换是否成功取决于V,D域。如果V无效，该entry无效，产生TLB无效异常；如果D指示不可写，而有写操作会产生TLB修改异常。如果没有上述异常，即是TLB命中，命中entry的PFN和虚拟地址低位(1KBpage的话是低10bit，4KBpage的话低12bit)构成最终的物理地址。

x86

32位X86，虚拟地址空间通过一个段表（段表不需要bit位索引）和2层页表进行转化，前10个bit位用于索引第一层页表，中间10个bit位用于索引第二层页表，后12位是页内的偏移。每个页表的元素占用4个字节，页大小是4KB，一个物理页可以容纳第1层级页表和第二层级页表，第二层页表的个数取决于所属段的长度（即第一层页表的元素的个数）。

64位X86，虚拟地址空间可以延伸到64位，为了简化地址转换，当前很多处理器只用了48位（前16位没有使用），能够满足256TB的内存空间使用，采用段表和4层页表进行转换（9个bit位+9个bit位+9个bit位+9个bit位 + 12个bit位，段表不需要bit位索引，前4个9bit位分别用于4层页表的索引，最后一个12bit用于页内偏移，总计48bit位），只有第一层页表是被填满的，其他三层页表只有对应虚拟空间地址被使用了才会被填充。为了优化，64位X86可以消除1个或者2个层级的页表。每个物理页的大小是4KB，第4层级的页表可以管理2MB，第3层级的页表可以管理1GB的数据，若操作系统分配了连续的2MB物理页，则可以省去第4层级的页表，让第三层的页表元素直接指向2MB的物理页，同样的，若操作系统分配了连续的1GB物理页，则可以省去第3、4层级的页表，让第2层级页表的元素直接指向1GB的物理页。这样做既可以节省页表存储的开销，还可以提高地址转换效率。