在採用分頁式管理的機器中，主存和虛存都劃分成固定大小的塊——頁，主存的頁稱為實頁，虛存的頁稱為虛頁，實頁和虛頁的大小是相同的。這樣的話，實位址和虛位址都由兩部分組成，分別為實頁號/虛頁號和頁內偏移位址，如下所示。
對於cpu訪問的某乙個字單元來說，實位址中的實頁號和虛位址中的虛頁號是不同的，但兩個位址中的頁偏移是相同的。
在分頁式虛擬儲存器中，任乙個虛頁可以對映到主存的任乙個實頁上，虛位址到實位址的變換是通過存放在主存中的頁表來實現的。頁表由乙個個頁表項組成，每個虛頁在頁表中佔乙個頁表項，並按虛頁號的順序排列。頁表項的內容主要包括該虛頁所在主存的實頁號和一些控制資訊，如圖4-36所示。其中
f：裝入位。f=1表示該虛頁已裝入到主存中；f=0表示該虛頁還沒裝入主存。
c：修改位。用於表示該頁裝入主存後是否被修改過。
rw：訪問方式字段。用於表示該頁可以允許以「讀-寫-執行」方式中的哪些方式訪問。
頁表在主存中的位置通過乙個頁表基址暫存器來指明，頁表項的內容是在每個虛頁裝入主存時填寫的。
圖4-36 分頁式虛擬儲存器位址變換
由於頁面的劃分只是機械地對虛、實存空間進行等分，因此，頁面失效有可能發生在一條指令的執行過程之中。例如，對於按位元組編址的存貯器，就可能出現一條指令跨頁存貯的情況。當前一頁已在主存，而後一頁不在主存時，則在取指令過程中就會發生頁面失效。同理，在取運算元 (特別是字串)、間接定址及寫回結果的過程中都可能發生頁面失效。對於這種故障，處理機必須立即響應和處理，否則該條指令無法執行下去。如何儲存和恢復故障點的現場，使得故障處理完成後，又能正確地從斷點處繼續執行指令，這是保證虛擬存貯器能否正確工作的關鍵性問題之一。
目前，有的機器是採用後援暫存器技術，即把該條指令的故障現場全部儲存下來，當處理完該故障，把所需要的頁調入主存後，再從故障點處繼續執行完該條指令。有的機器則是儲存部分有關現場，使該指令能從頭再開始執行。有的機器則採用預判技術。例如，在執行字串指令前，預判字串的首、尾字元所在頁是否已在主存中，如果在，則執行這條指令，只要有乙個還沒裝入主存，就產生頁面失效故障請求，在把該頁調入後，才開始執行這條字串指令。
當使用者程式中給出乙個訪存虛位址時，系統首先以頁表基址暫存器中的內容為基位址，虛位址中的虛頁號為偏移量，找到該虛位址所對應的存放在主存中的頁表的頁表項。然後根據裝入位f的狀態判斷該虛頁是否已經裝入主存。若已裝入，則從該頁表項中取出實頁號，再結合頁內偏移位址一道共同形成乙個訪主存的實體地址。若未裝入，則產生頁面失效（故障），啟動輸入輸出子系統，將該虛位址所在的頁從輔存中調入主存。
在頁面失效時，要求把該頁由輔存調入主存，因此必須給出該頁在輔存的實體地址。輔存一般是按資訊塊（對磁碟而言為扇區）編址，且乙個塊的大小通常等於乙個頁面的大小。對磁碟儲存器來說，其實體地址格式如下：
將虛位址變換成磁碟的實體地址時，即是把虛頁號變換成某個磁碟機上的某個扇區號。為此，需有乙個虛頁號與輔存實體地址的映象表，該錶稱為外頁表(相對應的前述頁表稱為內頁表)。圖4-37示出了外頁表的結構。它也按虛頁號的順序排列，每個虛頁在外頁表中占有一項，記錄該頁在輔存中的實體地址。外頁表的內容是在把程式裝入輔存時填寫的。其中m為裝入位。
通常外頁表是存在輔存中。當某個程式初始執行時，就把外頁表的內容抄錄到已建立的內頁表的實頁號字段中。在進行虛位址到實位址變換時，若出現頁面失效，從內頁表的實頁號字段中取出的正是輔存實體地址。而當該頁調入主存後，其實頁號字段被真正填入所在主存的實際頁號。
圖4-37 外頁表結構
由於虛擬存貯器的頁面失效概率較低，一般不到1％。因此，由虛位址變換成輔存實體地址完全可由軟體實現，而不必提供專用的硬體支援。頁面失效時，由於訪問輔存需經機械動作，速度較低，因而不是讓處理機空等著該頁由輔存調入主存，而是切換到其它已準備就緒的任務(程序)，把調頁工作交由i/o處理機即通道來完成。雖然，任務(程序)切換一般需要執行幾百甚至幾千條指令，但比起調頁來說，耗費的時間畢竟要小得多。
雖然頁表是實現分頁式虛擬儲存器的關鍵，但我們同時注意到，在頁式虛擬存貯器中，每次訪存都要增加乙個查頁表的過程，而頁表是存放在主存中的，這就相當於每次多增加了一次訪主存的操作。如果這個查頁表的操作時間不能縮短，虛擬存貯器是沒有實用價值的。因此，如何加快位址變換速度，就成為提高虛擬存貯器速度的另乙個關鍵問題，一種較好的解決辦法是採用所謂「快表」的方法。
仔細分析實際查表的過程可以發現，由於程式區域性性的特點，對頁表內各頁表項的使用不是隨機的，而是簇聚的，即在某一段時間內，實際上只用到頁表中很少的幾個頁表項。因此，我們可以單獨採用快速硬體，實現只含有部分頁表項的位址映象變換表，稱這種用快速硬體實現的部分頁表為轉換旁視緩衝器tlb(translatimlookaside buffer),又稱快表，而相對地把原來的頁表稱為慢表。快表比慢表小得多，其內容只是慢表的乙個小的副本。
快表可用相聯存貯器實現，其中的各頁表項含有最近訪問的虛頁號及其對應的主存實頁號。圖4-38給出了使用快慢表結合進行位址變換的過程。
圖4-38 快慢表結合實現虛位址變換
首先按虛位址中的虛頁號同時到快表和慢表中進行查詢。在快表中採用的是相聯比較（按內容訪問），若該虛頁號已在快表中，則可以直接從對應的項中取出實頁號，與虛位址中的頁內偏移位址一道共同形成訪主存的實位址，並同時使查慢表的操作作廢。若該虛頁號不在快表中，則在慢表中繼續查詢，一方面通過慢表繼續完成虛位址的轉換工作，另一方面將找到的虛頁號和對應的實頁號同時存入快表中。
由上可見，快表和慢表又構成了乙個表層次。如果快表的命中率相當高，則使位址變換所需時間接近於快表。
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