在csapp的描述中，虛擬記憶體的形象更加具化，虛擬記憶體被組織為一個由存放在磁碟上的N個連續的位元組大小的單元組成的陣列，記憶體充當了磁碟的快取，虛擬記憶體的許多概念與SRAM快取是相似的。虛擬頁面有以下三種狀態：
- 未分配（pte的有效位為0，且pte的地址段為空）
- 未快取（pte的有效位為0，且pte的地址段指向磁碟的某一位置）
- 已快取（pte的有效位為1，且pte的地址段指向記憶體的某一位置）
這是將實體地址的範圍擴大到除了記憶體之外，還包含磁碟。虛擬地址照常根據MMU進行多級頁錶轉換，得到的地址可能是物理頁號（記憶體中）或者磁碟地址。虛擬記憶體系統是虛擬地址的擴充套件應用。
在xv6系統和JOS系統中，並沒有使用到磁碟上的虛擬記憶體，MMU得到的結果始終在記憶體上，否則就是缺頁，在記憶體上分配新的頁面，並無磁碟的利用。推測應該使用swap交換區來實現。
當作業系統呼叫malloc分配一個新的虛擬記憶體頁的時候，首先會在磁碟上建立空間，並更新PTE。
在磁碟和記憶體之間傳送頁面的活動稱為交換（swapping）或者頁面排程，分為換入和換出。頁面排程通常發生在有不命中發生的時候，這叫做按需頁面排程。也可以通過預測的方式提前將可能用到的頁面調入記憶體，這就有點像分支預測，但通常不被使用，可能是因為比起分支預測的懲罰，頁面排程失敗的代價比較大。由於程式的區域性性，頁面排程可能不需要頻繁發生，如果工作集的大小超過了實體記憶體的大小，就不可避免地會發生頻繁的換入換出，這種狀態稱為抖動，會大大影響程式的效能。不管虛擬地址翻譯的結果在不在磁碟，最終cpu都要從記憶體讀資料，因此如果不在記憶體，有效位會是0，發生正常的缺頁，進行頁面排程，如果記憶體已滿，則要根據一些策略選擇換出頁面，這裡還涉及到像快取裡相似的直寫和寫回的選擇。
【缺頁異常可能有三種原因】
- 段錯誤，訪問一個不存在的頁面；
- 正常缺頁，則進行頁面排程，然後重新執行；
- 保護異常，違反了頁面的許可權許可，返回錯誤碼即可。
此外，pte上不止有有效位，還有各種標誌位，控制了不同程式對頁面的訪問和讀寫許可權。正因為此，我們說虛擬記憶體可以更好地管理記憶體。
【關於共享記憶體】
比如圖中的PP6，作業系統對共享記憶體的控制是：不允許程式修改任何與其他程式共享的虛擬頁面，除非所有的共享者都顯式地允許它這麼做。
在Copy-On-Write中，當需要寫一段共享記憶體的時候，會將這段記憶體在另一個記憶體區域複製出副本，此時便不再是共享的記憶體，不必受到共享記憶體的限制。在其它情況下，如果要寫共享記憶體，則需要對共享者之間的程式通訊，得到所有程式的允許訊號後才寫入。
【由共享記憶體，可以擴充套件到C++多執行緒程式設計中的共享物件】
程式與執行緒的區別是，不同程式有不同的頁表基地址，不容易出現共享記憶體，而執行緒作為一個程式內的子單元，使用同樣的頁表基地址，記憶體都是共享的。（在xv6實驗multithreading中，提到linux對多執行緒的支援，待總結。）當一個物件被多個執行緒同時使用的時候，常常採用加鎖的方式、或者shared_ptr/weak_ptr這種智慧指標的方式保證資料讀寫安全，尤其是物件析構時期的安全，此時，這段共享記憶體的安全讀寫需要另一段記憶體裡的物件的鎖成員，或者棧上的智慧指標來保護，這些都是在使用者程式中顯式約定的，而不是由OS控制。
【虛擬地址到實體地址的翻譯過程】
虛擬記憶體的對映和快取記憶體比較相似，那麼虛擬記憶體和快取記憶體是怎麼結合，共同為CPU提供資料服務的呢？
答案是，CPU查詢資料的時候，首先去cache中查詢，cache查詢失敗的話，也是先從記憶體load到cache中，總之是一定經過cache的，這樣的快取原理也可以解釋為什麼近期瀏覽的網頁記錄丟失的話，可以從快取裡找到蹤跡，因為近期訪問過的記憶體都會存入快取。
除了cache快取記憶體之外，為了讓cpu更快地訪問記憶體，還有第二個措施，就是TLB快表。cache快取的是實體地址對應的資料，快表快取的是虛擬地址對應的實體地址，存放於MMU中，與處理器同在CPU晶片內。
