虛擬內存的思想：每個進程都擁有自己的虛擬地址空間，這個空間被分割成多個塊，每個塊被稱爲一個頁或者頁面，每一頁有連續的地址範圍。這些也被映射到物理內存，但並不是所有的頁面都在內存中，才能運行程序的，當程序引用到一部分在物理內存中地址空間時，有硬件執行必要的映射，當程序引用到一部分不在物理內存中的地址空間的時候，由操作系統負責將缺失的部分裝入到內存並重新執行失敗的指令。
加速分頁過程
在任何分頁系統中，需要考慮以下兩個問題：
１）虛擬地址到物理地址的映射必須非常快。
２）如果虛擬地址空間很大，頁表也會非常大。
第一個問題是由於每次訪問內存的，都需要進行虛擬地址到物理地址的映射。
所有的指令最終都來自於內存，而且很多指令也會訪問內存中的操作數，因此，每條指令進行一兩次或者更多頁表訪問是必要的。
轉換檢測緩衝區：
微計算機設置一個小型的設備，將虛擬地址直接映射到物理地址，而不必訪問頁表，這種設備被稱爲轉換檢測緩衝區(TLB)，有時也成爲相聯存儲器，他通常在MMU中，包含少量的表項，最多不超過64個，每個表項記錄了一個頁面相關信息，包括虛擬頁號，頁面的修改位，保護碼，和所對應的物理頁框，除了虛擬頁號，這些域與頁表中的域一一對應。
TLB是如何讓工作的？
將一個虛擬地址放入MMU進行轉換的時候，硬件首先通過將該虛擬頁號與TLB中所有表項同時進行匹配，判斷虛擬頁面是否在其中，要是在並且進行訪問位並不太違反保護位，則將頁框號直接從TLB中取出。而不必訪問頁表，如果虛擬頁面號確實在TLB中，但是指令試圖在一個只讀頁面上進行寫操作，則會產生一個保護錯誤，就像對頁表進行非法訪問一樣。
當虛擬頁號不在TLB中的時候，如果MMU檢測到內有有效位匹配的時候就會進行正常的也表查詢，接着從TLB中淘汰一個表項，然後用找到的頁表項代替他，這樣，如果這一頁表很快再次被訪問，第二次訪問TLB時自然將會命中，而不是不命中，當一個表項被清除出TLB時，將修改複製到內存中的頁表項，而除了訪問位，其他值不變。當頁表項中從頁表裝入到TLB中時，所有的值就都來自內存。
軟件TLB管理？
到目前爲止，已經開發了多種不同的策略來改善使用軟件TLB管理機器性能。一種是有時候操作系統能用“直覺”指出哪些頁面下一步可能會被用到，並預先裝載到TLB中，例如：當一個進程發送一條消息給同一臺機器上的服務器進程，很可能服務器進程將不得不立即運行，瞭解到這一點，當執行send的時候，系統也可能找到服務器進程代碼頁，數據頁以及堆棧頁。並有可能導致TLB失效前把他們裝載到TLB中。
當使用軟件TLB管理時，一個基本的要求是要理解兩種不同的TLB失效區別在哪裏，當一個頁面訪問在內存中，而不在TLB的時候，將產生軟失效，那此時所要做的就是更新一下TLB，不需要產生磁盤IO，當頁面本身不在磁盤中的時候，將產生硬失效，此時需要一次磁盤存取以裝入該頁面，這個過程大概需要幾毫秒。硬失效的處理時間往往是軟失效的百萬倍。
針對大內存的頁面？
多級頁表
32位的虛擬地址被劃分成10位的PT1域、10位的PT2域，12位的Offset域，因爲偏移量是12位，所以頁面長度是４KB，共有2的20次方頁面。
引入多級頁表的原因是：避免將所有頁表一直保存在內存中，特別是不需要的頁表就不應該保留。
倒排頁表：
倒排頁表是解決64位機器虛擬內存的組織問題的一種新技術。
在設計中，每一個頁框有一個表項，而不是每一個虛擬頁面有一個表項，例如：對於64位虛擬地址，4KB的頁面，1GB的RAM，一個倒排頁表只需要記錄262144個頁表項，表項記錄那一個（進程，虛擬頁面）對定位於該頁框，雖然倒排頁表節省了大量的空間，但它還有嚴重的不足，從虛擬地址到物理地址的轉換變的困難，當進程n訪問虛擬頁面的p時候，硬件不載通過把p當做指向頁表的一個索引來查找物理頁框，他必須查找整個倒排頁表，來查找表項(n，p)，此外，該搜索的必須對每一個內存訪問操作都要執行一次，而不僅僅是缺頁中斷中執行，每一次訪問操作都要查找256k的表。
爲了提高查找速率，使用TLB，如果TLB能夠記錄所有頻繁使用的頁面，地址轉換就可能變的像通常的頁表一樣快，但是，當發生TLB失效的時候，需要軟件搜索整個倒排頁表，一個可行的實現該搜索的方法是建立一張散列表，用虛擬內存散列，當前所有在內存中的具有相同的散列值的虛擬頁面被連接在一起，如果散列表中的槽數和機器中物理頁面一樣多的話，散列表中的衝突鏈的平均長度將會是1個表項，這將會大大提高映射速度。一旦頁框號被找到，新的（虛擬頁號，物理頁框）對就會被轉載到TLB。