在Linux，Windows等操作系统中，为什么不直接使用物理地址（Physical Address），而要用虚拟地址（Virtual Address）【1】呢？
因为使用虚拟地址可以带来诸多好处：
在支持多进程的系统中，如果各个进程的镜像文件都使用物理地址，则在加载到同一物理内存空间的时候，可能发生冲突。
直接使用物理地址，不便于进行进程地址空间的隔离。
物理内存是有限的，在物理内存整体吃紧的时候，可以让多个进程通过分时复用的方法共享一个物理页面（某个进程需要保存的内容可以暂时swap到外部的disk/flash），这有点类似于多线程分时复用共享CPU的方式。
既然使用虚拟地址，就涉及到将虚拟地址转换为物理地址的过程，这需要MMU（Memory Management Unit）和页表（page table）的共同参与。
MMU
MMU是处理器/核（processer）中的一个硬件单元，通常每个核有一个MMU。
MMU由两部分组成，TLB（Translation Lookaside Buffer）和table walk unit。
Page Table
page table是每个进程独有的，是软件实现的，是存储在main memory（比如DDR）中的。
Address Translation
因为访问内存中的页表相对耗时，尤其是在现在普遍使用多级页表的情况下，需要多次的内存访问，为了加快访问速度，系统设计人员为page table设计了一个硬件缓存 -TLB，CPU会首先在TLB中查找。
如果在TLB中找到了含有该虚拟地址的entry（TLB hit），则可从该entry【2】中直接获取对应的物理地址，否则就不幸地TLB miss了，就得去查找当前进程的page table（这里其实可能用到paging structure caches，将在后续文章中介绍）。这个时候，组成MMU的另一个部分table walk unit就被召唤出来了，这里面的table就是page table。
如果在page table中找到了该虚拟地址对应的entry的p（present）位是1，说明该虚拟地址对应的物理页面当前驻留在内存中，也就是page table hit。找到了还没完，接下来还有两件事要做：
既然是因为在TLB里找不到才找到这儿来的，自然要更新TLB【3】
进行权限检测，包括可读/可写/可执行权限，user/supervisor模式权限等。如果没有正确的权限，将触发SIGSEGV（Segmantation Fault）
如果该虚拟地址对应的entry的p位是0，就会触发page fault，可能有这几种情况：
这个虚拟地址被分配后还从来没有被access过（比如malloc之后还没有操作分配到的空间，则不会真正分配物理内存）。触发page fault后分配物理内存，也就是demand paging，有了确定的demand了之后才分，然后将p位置1。
对应的这个物理页面的内容被换出到外部的disk/flash了，这个时候page table entry里存的是换出页面在外部swap area里暂存的位置，可以将其换回物理内存，再次建立映射，然后将p位置1。
如果这个虚拟地址在进程的page table中根本不存在，说明这个虚拟地址不在该进程的地址空间中，这时也会触发segmantation fault。
关于在TLB中具体是怎么找的，在page table中又是怎么"walk"的，请看下回分解。
注【1】：虚拟地址在intel的手册中又被称为线性地址（Linear Address）。
注【2】：entry有入口的意思，对于TLB和单级页表的一个entry，就是指向对应page的首地址（入口）；对于后文介绍的多级页表的一个entry，就是指向下一级页表的首地址（入口）。
注【3】普通cache对应的是属于物理硬件的内存，CPU可以维护cache和内存的一致性。而TLB对应的是page table（可视为一种软件的数据结构），因此需要软件（操作系统）去维护TLB和page table的一致性。
