在csapp的描述中，虛拟記憶體的形象更加具化，虛拟記憶體被組織為一個由存放在磁盤上的N個連續的位元組大小的單元組成的數組，記憶體充當了磁盤的緩存，虛拟記憶體的許多概念與SRAM緩存是相似的。虛拟頁面有以下三種狀态：
未配置設定（pte的有效位為0，且pte的位址段為空）
未緩存（pte的有效位為0，且pte的位址段指向磁盤的某一位置）
已緩存（pte的有效位為1，且pte的位址段指向記憶體的某一位置）
這是将實體位址的範圍擴大到除了記憶體之外，還包含磁盤。虛拟位址照常根據MMU進行多級頁表轉換，得到的位址可能是實體頁号（記憶體中）或者磁盤位址。虛拟記憶體系統是虛拟位址的擴充應用。
在xv6系統和JOS系統中，并沒有使用到磁盤上的虛拟記憶體，MMU得到的結果始終在記憶體上，否則就是缺頁，在記憶體上配置設定新的頁面，并無磁盤的利用。推測應該使用swap交換區來實作。
當作業系統調用malloc配置設定一個新的虛拟記憶體頁的時候，首先會在磁盤上建立空間，并更新PTE。
在磁盤和記憶體之間傳送頁面的活動稱為交換（swapping）或者頁面排程，分為換入和換出。頁面排程通常發生在有不命中發生的時候，這叫做按需頁面排程。也可以通過預測的方式提前将可能用到的頁面調入記憶體，這就有點像分支預測，但通常不被使用，可能是因為比起分支預測的懲罰，頁面排程失敗的代價比較大。由于程式的局部性，頁面排程可能不需要頻繁發生，如果工作集的大小超過了實體記憶體的大小，就不可避免地會發生頻繁的換入換出，這種狀态稱為抖動，會大大影響程式的性能。不管虛拟位址翻譯的結果在不在磁盤，最終cpu都要從記憶體讀資料，是以如果不在記憶體，有效位會是0，發生正常的缺頁，進行頁面排程，如果記憶體已滿，則要根據一些政策選擇換出頁面，這裡還涉及到像緩存裡相似的直寫和寫回的選擇。
【缺頁異常可能有三種原因】
段錯誤，通路一個不存在的頁面；
正常缺頁，則進行頁面排程，然後重新執行；
保護異常，違反了頁面的權限許可，傳回錯誤碼即可。
此外，pte上不止有有效位，還有各種标志位，控制了不同程式對頁面的通路和讀寫權限。正因為此，我們說虛拟記憶體可以更好地管理記憶體。
【關于共享記憶體】
比如圖中的PP6，作業系統對共享記憶體的控制是：不允許程序修改任何與其他程序共享的虛拟頁面，除非所有的共享者都顯式地允許它這麼做。
在Copy-On-Write中，當需要寫一段共享記憶體的時候，會将這段記憶體在另一個記憶體區域複制出副本，此時便不再是共享的記憶體，不必受到共享記憶體的限制。在其它情況下，如果要寫共享記憶體，則需要對共享者之間的程序通信，得到所有程序的允許信号後才寫入。
【由共享記憶體，可以擴充到C++多線程程式設計中的共享對象】
程序與線程的差別是，不同程序有不同的頁表基位址，不容易出現共享記憶體，而線程作為一個程序内的子單元，使用同樣的頁表基位址，記憶體都是共享的。（在xv6實驗multithreading中，提到linux對多線程的支援，待總結。）當一個對象被多個線程同時使用的時候，常常采用加鎖的方式、或者shared_ptr/weak_ptr這種智能指針的方式保證資料讀寫安全，尤其是對象析構時期的安全，此時，這段共享記憶體的安全讀寫需要另一段記憶體裡的對象的鎖成員，或者棧上的智能指針來保護，這些都是在使用者程序中顯式約定的，而不是由OS控制。
【虛拟位址到實體位址的翻譯過程】
虛拟記憶體的映射和高速緩存比較相似，那麼虛拟記憶體和高速緩存是怎麼結合，共同為CPU提供資料服務的呢？
答案是，CPU查找資料的時候，首先去cache中查找，cache查找失敗的話，也是先從記憶體load到cache中，總之是一定經過cache的，這樣的緩存原理也可以解釋為什麼近期浏覽的網頁記錄丢失的話，可以從緩存裡找到蹤迹，因為近期通路過的記憶體都會存入緩存。
除了cache高速緩存之外，為了讓cpu更快地通路記憶體，還有第二個措施，就是TLB快表。cache緩存的是實體位址對應的資料，快表緩存的是虛拟位址對應的實體位址，存放于MMU中，與處理器同在CPU晶片内。