内存页表
1，在日常使用的Linux和Windows系统下，程序不能直接访问物理内存，内存通常分为固定大小的页，通过虚拟内存(Virtual Address)到物理内存(Physical Address)的映射，访问实际存储数据的物理内存位置。
2，建立映射页表，页表保存虚拟内存页号和物理内存页号的映射关系，将虚拟内存地址分为页号和偏移量，高位表示虚拟内存的页号，低位表示物理页号中的偏移量。地址转换步骤：
1）把虚拟内存地址，切分为页号和偏移量。
2）从页表里，查询虚拟页号，对应的物理页号。
3）取物理页号，加上偏移量，即得到物理内存地址。
3，同一页里的内存，在物理层面是连续的，以32位的内存地址为例，如果一个页是4K大小：
1）则需要12位的低位表示物理内存页的大小，即4K；
2）20位的高位表示页号，页表需要记录220个虚拟页号与物理页号的映射关系，页表里每个页号是32位，则页表大小为4MB；
3）每个进程都有独属的虚拟内存空间，都需要页表，光页表就需要占用很大的内存。
多级页表
1，大部分进程占用的物理内存是有限的，则需要的页也是有限的，不需要存下220个物理页表，只需要用到的页之间映射关系。
2，实践中，采用多级页表(Multi-Level Page Table)解决方案。
1）在实际进程里，虚拟内存通常占用两段连续的内存，不是完全散落的随机内存地址，多级页表适合这样的内存地址分布。
2）同样的虚拟内存地址，偏移量部分不变，原先页号部分拆分为四段，从高到低表4级到1级页表索引。
3，一个进程一张4级页表，可能多张3级、2级、1级页表，4级页表内存放3级页表地址，经此类推。
1）通过4级页表索引找到3级页表地址，通过3级页表地址和3级页表索引找到2级页表地址，以此类推找到最终物理页。
2）通过页号+偏移量获取最终的物理内存地址。
4，多级页表就像多叉树，可称为页表树(Page Table Tree)。以4级页表看，每级页表索引用5位表示，则每级页表只需要表示25=32项下一级页表地址，每项页表地址4个字节，一共需要128个字节。而一个一级索引表对应32个4KB即16KB的大小，一个填满的2级索引表，对应的32个1级索引表，即512KB的大小。
5，如果进程将1MB的内存空间分成2个512KB的连续空间，则需要两个独立填满的2级索引表，64个1级表，2个独立的3级索引表，1个4级索引表，一共需要69个索引表，每个索引表128字节，总需要9KB左右空间，比4MB节约了存储空间，但带来了时间的开销。
6，这是以时间换空间的策略，原本进行一次地址转换访问一次内存就能找到物理页号，算出物理内存地址，但用了4级页表，需要访问4次内存，才能找到物理页号。
加速地址转换：TLB
1，内存访问比Cache慢很多，多次地址转换则导致多次访问内存，程序指令顺序存放在虚拟内存里，顺序执行，内存地址连续，则指令通常在同一个虚拟页里，连续指令的内存地址转换，其实都是同一个虚拟页号，转换的结果自然也是同一个物理页号，增加一个缓存，将之前内存转换地址缓存下来，从而不需要反复访问内存进行地址转换。
2，在CPU里放一块缓存芯片TLB(Translation-Lookaside Buffer，地址变换高速缓冲)，存放地址转换的结果，当需要地址转换的时候可直接在TLB里查询。
3，TLB和CPU高速缓存类似，分为指令TLB和数据TLB，即ITLB和DTLB，同样可以根据大小分成L1、L2多层的TLB。而且需要用脏标记位，实现写回的缓存管理策略。
4，在CPU芯片里面，封装了内存管理单元MMU(Memory Management Unit)芯片，用来完成地址转换，与TBL的访问和交互由MMU控制。
安全性和内存保护
1，实际程序指令的执行，通过程序计数器里的地址，读取内存里的内容，执行指令操作数据。
2，通过虚拟内存地址和物理内存地址的区分，隔离了每个进程，但在内存管理里，有一些最底层的内存安全保护机制。
1）可执行空间保护，对进程使用的内存，设置指令部分为可执行，数据部分无可执行权限，可控制进程内存空间的执行权限，CPU只能执行指令区域的代码，通过漏洞将数据区域的内容加载成指令，是没有执行的权限的。
2）地址空间布局随机化，进程内存布局空间固定的话，第三方很容易知道指令在哪，程序栈在哪，数据在哪，堆在哪，而内存空间布局随机化，随机地分配进程中不同部分的内存空间地址，位置不固定，第三方猜不到相应区域位置。
3，随机化策略还可以用在数据库保存用户名和密码中，在数据库中给每一个用户生成一个随机特殊字符串的盐值salt，将密码和盐值一起生成哈希值，哈希值中包括了乱码的随机字符串，则撞库无法猜出密码。