1.逻辑页面的概念
假设cpu总线是32位的，那么最通用的逻辑页面划分手段为
该图表示将前20位划分为页号表示区域，其数字范围为0-1048575，后12位表示页面大小，其数字范围为0-4095。
通常如果不足一页的大小，为了补齐，会在后面补0补成一页的大小。举个例子，如果页面大小为4kb，程序只有15kb的大小，那么必然会有一个页面只有3kb的大小，为了补足该一个页面的完整性，会在其空间后面补0补到4kb的大小。
2.物理页框的概念
将内存空间划分大小相等的若干存储区，从0开始编号。
几乎和逻辑页面的划分一模一样。也是为了更好的映射建立联系，通常页内地址的大小是一样的，也就是其占用的bit位是相同多的。不得不说的一点是，我看到的理论是，基本上要满足逻辑页面>=物理页框的标准(ps：该理论最常可能接触的地方即，32位操作系统只能用到4gb的物理内存，内存再多了，32位操作系统也是浪费用不到的)，该块内存区域才会被操作系统使用，不然可能无法满足逻辑页面到物理页框的映射。
3.进程页表：
操作系统中每个进程会维护一张页表，操作系统内核会向进程分配逻辑地址，而进程中页表则是可通过页号以及页号的逻辑地址去追踪到内存中的具体位置，也就是页框的位置。一句话概括来说，页表的功能是提供了具体的逻辑页面和物理页框的映射关系。页表本身存在内存中。注意，每个进程都会有一张自己的页表。
4.操作系统的请求表
既然每个进程都要向操作系统内核索要（或者说分配）逻辑地址，那么操作系统内核也需要有一张表格来维护哪些逻辑地址已经被使用了。即我要讲的请求表。
请求表中有进程号，请求页面数，页表始址，页表长度，状态位构成。其主要管理逻辑地址。
5.操作系统的页框存储表
跟请求表类似，实际物理地址也需要有一张表格来管理页框的状态，如果不管理会导致分配物理地址映射到逻辑地址时，将已分配的物理地址映射到其他进程逻辑地址，想想这会有多恐怖，你的映射关系将完全混乱。（其实一个页框映射到不同逻辑地址也是共享内存的实现方式，不过这个跟页框存储表关系不大，需要另说）。
一般构成页面存储表的方法有两种：位示图和空闲页面链表。其中位示图更为高效和常见，所以我们只介绍这一种方法。
这就是位示图示意图，很好理解吧，建立一个表格，表格的格子数量就是页框的数量，1代表已分配，0代表未分配（可分配）。当然我觉得这个x，y坐标应该没那么简单，毕竟要映射到真实的物理地址，可能是类似x,y坐标的单位是其他的一些东东，或者可以是一些数，这些数可以通过一些简单的变换映射到真实的物理地址。
6.那么逻辑页面是如何映射到物理地址的呢？
这就是分页存储的地址转换机制了。废话不多说，上图。
首先要能认识页表控制寄存器。
当我们要访问某个页框地址（物理地址），我们一定有的信息是其逻辑地址，进程号以及请求表。
根据进程号我们可以找到页表始址，以及页表长度。这样我们就找到了目标页表，这时我们还要查询目标页面到目标页框的映射关系。
将页表始址，以及页表长度载入到页表控制寄存器中，再根据逻辑地址的页号（这里会有一个是否越界的判断，只要页号小于页表长度，大于0即可），我们就可以找到页框号啦。
因为页面大小以及页框大小几乎总是一致的（这就是对齐思想的体现? 对齐真的会省去很多麻烦），这时页内地址也就是偏移量，在逻辑页面和物理页框中的偏移量是一样大的，那么物理地址的页内地址就可以直接使用逻辑地址的页内地址了。
7.相联存储与快表技术：
使用该技术是为了尽可能的使用cpu的高速计算能力，降低系统io的开销。
相联存储及专用的高速缓冲存储器（容量小，但是比内存快很多），而其存储的即是快表。快表是我们最近访问过的部分页表，根据计算机的局部原理，这些页表有很大的概率被再次访问，这时我们的cpu就可以使用更快的高速缓冲存储器而不是内存中去查询物理地址的位置了。这样我们的访问机制变为了：询问相联存储器的快表中的页表项->再询问内存中的页表项
8.物理页框的分配流程：
计算需要的页框数量n
查询位示图，看看是否有足够的那个空闲页框可分配
如果有足够的空闲页框，则设置页表大小为n，填入pcb（进程管理块）中。
申请页表区，把页表始址填入请求表中。
分配n个空闲页框，将页框号和页号填入。
修改位示图。
完成分配。
总结：
正常来说，页式管理机制访问内存中的某个物理地址，需要访问内存两次（1次查表，1次查数据）。
页式存储管理的优点在于解决了内存整块（分区）存储管理的碎片问题（即内存中分区管理，可能造成两个特别大的内存中夹着个小内存，如果整片内存都是这种情况，所有的小内存既存不住东西（因为每次只能一整块全存进去，而不能拆分），又会浪费大量的巨额内存空间，碎片问题的概念建议谷歌去具体了解），便于管理。
缺点在于不易实现共享，不便于动态链接。
