一、连续内存分配
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MMU中有两个寄存器，基地址寄存器(base)和界限寄存器(limit)，对应当前执行的进程的基地址和地址空间的大小——一个进程对应一对base和limit。
MMU先把CPU传来的逻辑地址和limit的值比较，合法的值是小于limit的，且是严格小于，因为刚好等于limit时，已经超出进程的地址空间了。地址不合法会发生寻址错误，陷入trap。
二、分段
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MMU要做的事情就是：把逻辑地址分成s=段号、d=偏移量两部分，用段号作为索引去查段表（MMU里应该有个段表的指针），段表也在内存里，所以它也有基地址和大小，分别存在STBR(segment-table base register)和STLR(segment-table limit register中)，这两个寄存器应该也是在MMU中的。
和第一种方式一样，MMU中还是有两个寄存器，base和limit，但已经不再是对应一个进程了，而是对应一个进程中的一个段。 段表大致内容如下：
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随着进程间的切换，MMU中的段表指针会发生变化。
当MMU查段表时，先把段表中对应段号的基地址和长度赋值给base和limit寄存器。再判断逻辑地址中偏移量的是否小于limit，若是，将逻辑地址中的段号部分换成base，否则发生寻址错误。
三、分页
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和分段差不多，页表=>段表。
这里先引入一个TLB的概念，translation look-aside buffers，转换检测缓冲区，它的特征是支持并行搜索，所以查询速度很快。其中每一行都保存着一个由单个PTE(Page Table Entry,页表项)组成的块。(TLB不在内存中，用SRAM实现)
当MMU获得一个CPU传来的逻辑地址，还是先把地址分成页号(page number)和偏移量两部分。
然后把页号作为索引，去查TLB，如果在TLB中查到了这个页号对应的帧号(frame number)，我们把这个结果叫做TLB命中，即TLB hit，然后把逻辑地址中的page number替换为frame number。
如果没有命中，则为TLB失效，即TLB miss，这时候就需要去查页表了。
页面在内存中，所以和段表一样，也有PTBR(page-table base register)，和PTLR(page-table limit register)。
在页表中用页号作为索引得到帧号，就把逻辑地址中的页号替换为帧号，由此得到了物理地址。
最后还要做的一步：把这次查到的页号和对应的帧号和一些信息增加到TLB中，这样下次再用就可很快查找到（局部性原理）。
如果TLB中的条目已满，那么操作系统会选择一个来替换。替换策略很多，从最近最少使用替换（LRU）。可以参照page replacement相关算法。
另外，有的TLB允许有些条目固定下来，也就是说它们不会从TLB中被替换，通常内核代码的条目是固定下来的。——所以TLB是针对所有的进程的。 |
