无论如何分段机制解决了上面两个问题，是一个很大的进步，但是对于内存效率问题仍然无能为力。因为这种内存映射机制仍然是以程序为单位，当内存不足时仍然需要将整个程序交换到磁盘，这样内存使用的效率仍然很低。那么，怎么才算高效率的内存使用呢。事实上，根据程序的局部性运行原理，一个程序在运行的过程当中，在某个时间段内，只有一小部分数据会被经常用到。所以我们需要更加小粒度的内存分割和映射方法，此时是否会想到Linux中的Buddy算法和slab内存分配机制呢，哈哈。另一种将虚拟地址转换为物理地址的方法分页机制应运而生了。

　　分页机制：

　　分页机制是把内存地址空间分为若干个很小的固定大小的页，每一页的大小由内存决定，像Linux中ext文件系统将磁盘分成若干个Block一样，这样做是分别是为了提高内存和磁盘的利用率。试想以下，如果将磁盘空间分成N等份，每一份的大小（一个Block）是1M，如果我想存储在磁盘上的文件是1K字节，那么其余的999字节是不是浪费了。所以需要更加细粒度的磁盘分割方式，我们可以将Block设置得小一点，这当然是根据所存放文件的大小来综合考虑的，好像有点跑题了，我只是想说，内存中的分页机制跟ext文件系统中的磁盘分割机制非常相似。

　　Linux中一般页的大小是4KB，我们把进程的地址空间按页分割，把常用的数据和代码页装载到内存中，不常用的代码和数据保存在磁盘中，我们还是以一个例子来说明，如下图：

进程虚拟地址空间、物理地址空间和磁盘之间的页映射关系

　　我们可以看到进程1和进程2的虚拟地址空间都被映射到了不连续的物理地址空间内（这个意义很大，如果有我们的连续物理地址空间不够，但是不连续的地址空间很多，如果没有这种技术，我们的程序没有办法运行），甚至他们共用了一部分物理地址空间，这是共享内存。

　　进程1的虚拟页VP2和VP3被交换到了磁盘中，在程序需要这两页的时候，Linux内核会产生一个缺页异常，然后异常管理程序会将其读到内存中。

　　这是分页机制的原理，当然Linux中的分页机制的实现还是比较复杂的，通过了也全局目录，也上级目录，页中级目录，页表等几级的分页机制来实现的，但是基本的工作原理是不会变的。

　　分页机制的实现需要硬件的实现，这个硬件名字叫做MMU（Memory Management Unit），他是专门负责从虚拟地址到物理地址转换的，也是从虚拟页找到物理页。