一、概覽
重點理解、記憶基本地址變換機構（用於實現邏輯地址到物理地址轉換的一組硬件機構）的原理和流程
二、基本地址變換機構
基本地址變換機構可以藉助進程的頁表將邏輯地址轉換爲物理地址。
通常會在系統中設置一個頁表寄存器（PTR），存放頁表在內存中的起始地址F和頁表長度M。進程未執行時，頁表的始址和頁表長度放在進程控制塊（PCB）中，當進程被調度時，操作系統內核會把它們放到頁表寄存器中。
注意：頁面大小是2的整數冪
設頁面大小爲L，邏輯地址A到物理地址E的變換過程如下：
①根據邏輯地址計算出頁號、頁內偏移量
②判斷頁號是否越界：頁表長度就是頁表中頁表項的個數，有多少個頁表項就有多少個頁面。如果頁號P >= 頁表長度M，則拋出越界中斷。否則，進入③
③查詢頁表，找到頁號對應的頁表項，確定頁面存放的內存塊號：根據頁號P和頁表起始地址F得到該頁號對應的頁表項在內存塊中的地址=頁號P*頁表項大小+頁表起始地址F。通過頁表項在內存塊中的地址，找到這個頁表項之後，便可以得到頁表項中的內存塊號，然後進入④
④用內存塊號和頁內偏移量得到物理地址：b號內存塊號（即P號頁面）在內存中的起始地址=b*每個內存塊的大小。然後得到物理地址 = 內存塊號 * 每個內存塊的大小 + 頁面偏移量
⑤訪問目標內存單元
①計算頁號P和頁內偏移量W（如果用十進制數手算，則P=A/L，W=A%L；但是在計算機實際運行時，邏輯地址結構是固定不變的，因此計算機硬件可以更快地得到二進制表示的頁號、頁內偏移量）
②比較頁號P和頁表長度M，若P>=M，則產生越界中斷，否則繼續執行。（注意：頁號是從0開始的，而頁表長度至少是1，因此P=M時也會越界）
③頁表中頁號P對應的頁表項地址=頁表起始地址F+頁號P*頁表項長度，通過頁表項地址找到這個頁表項，並取出該頁表項內容b，即爲內存塊號。（注意區分頁表項長度、頁表長度、頁面大小的區別。頁表長度指的是這個頁表中總共有幾個頁表項，即總共有幾個頁；頁表項長度指的是每個頁表項佔多大的存儲空間；頁面大小指的是一個頁面佔多大的存儲空間），頁面大小L
④計算E=b*L+W，用得到的物理地址E去訪存。（如果內存塊號、頁面偏移量是用二進制表示的，那麼把二者拼接起來就是最終的物理地址了）
例：若頁面大小L爲1K字節，頁號2對應的內存塊號b=8，將邏輯地址A=2500轉換爲物理地址E。
等價描述：某系統按字節尋址，邏輯地址結構中，頁內偏移量佔10位(說明一個頁面的大小爲2^10 B=1KB)，頁號2對應的內存塊號b=8，將邏輯地址A=2500轉換爲物理地址E。
解：
①計算頁號、頁內偏移量
頁號P=A/L=2500/1024=2；頁內偏移量W=A%L=2500%1024=452
②根據題中條件可知，頁號2沒有越界，其存放的內存塊號b=8（容易被忽略的步驟）
③物理地址E=b*L+W=8*1024+452=8644在分頁存儲管理（頁式管理）的系統中，只要確定了每個頁面的大小，邏輯地址結構就確定了。因此，頁式管理中地址是一維的。即，只要給出一個邏輯地址，系統就可以自動地算出頁號、頁內偏移量兩個部分，並不需要顯式地告訴系統這個邏輯地址中，頁內偏移量佔多少位。
三、對頁表項大小的進一步探討
每個頁表項的長度是相同的，頁號是“隱含”的
Eg：假設某系統物理內存大小爲4GB，頁面大小爲4KB，的內存總共會被分爲2^32 / 2^12 = 2^20 個內存塊，因此內存塊號的範圍應該是 0~2^20-1。因此至少要20個二進制位才能表示這麼多的內存塊號，因此至少要3個字節纔夠（每個字節8個二進制位，3個字節共24個二進制位）
各頁表項會按順序連續地存放在內存中。如果該頁表在內存中存放的起始地址爲x，則M號頁對應的頁表項是存放在內存地址爲X+3*M。
一個頁面爲4KB，則每個頁框可以存放4096/3=1365個頁表項，但是這個頁框會剩餘4096%3=1B頁內碎片。因此，1365號頁表項存放的地址爲X+3*1365+1。而如果每個頁表項佔4字節，則每個頁框剛好可存放1024個頁表項。
1024號頁表項雖然是存放在下一個頁框中的，但是它的地址依然可以用X+4*1024得出
結論：理論上，頁表項長度爲3B即可表示內存塊號的範圍，但是，爲了方便頁表的查詢，常常會讓一個頁表項佔更多的字節，使得每個頁面恰好可以裝得下整數個頁表項。
四、總結
