将虚拟地址空间和物理地址空间都按照连续等长的页（Page） 来管理。物理页也叫页框（page frame）。任意一个逻辑页可以映射到任意一个物理页，逻辑上连续的页物理上可以不连续。
逻辑页和物理页之间的映射由页表来管理。每个页表项长度为 8B。假如一个页 4KB，则可以存储 512 条映射。因此这一个页可以管理 512*4KB=2MB 的空间。如果空间太大，就需要多级页表。
多级页表之所以可以减少存储开销，是因为有大量逻辑页是没有用到的，不需要保存他们的映射表项。
VA由各级页表的虚拟页号和页内偏移量组成，其中某一级页表的页号也可以看作上一级页表的偏移量。
第一级页表也叫页目录，地址存在CPU的寄存器中（在X86中是CR3寄存器）。
在寻址时，MMU首先在寄存器中找到页目录地址，再逐级根据页号找到下一级页表的地址，最后根据页内偏移找到需要访问的字节。
有可能从不同的虚拟地址得到同样的物理地址，这叫做内存共享。是一种进程间通信方式，也是写时拷贝（Copy-on-Write, CoW）的基础。
寻址的过程是MMU完成的，但页表是操作系统维护的。页表都放在内存中，因此每次查表需要访存。这时TLB可以加速查表。
详见：转址旁路缓存/快表（Translation Lookaside Buffer, TLB）
关键在于段在物理和逻辑上都是连续的，要管理（包括申请、释放等）一段连续的内存空间就很复杂。
虚拟内存管理的目标之一就是高效使用内存，即每个进程可以拥有独立、连续、统一的虚拟内存地址空间。
在32位系统上，每个进程有4GB地址空间；在64位系统上，Linux只用到了低47位，即256T。
因此，单个进程的虚拟地址空间就有可能比物理内存大。多个进程并发时，虚拟地址空间之和更大于物理内存。
之所以进程可以在逻辑上使用比物理内存更大的虚拟地址空间，是因为局部性原理。也即某个进程在一段时间内只使用虚拟内存的一部分内容。因此可以只将这一部分装载到物理内存中，其余部分放在外存上。要用到其余部分时，用缺页机制将其换入内存。
注意：分段机制也可以换入换出，但是不如分页机制只需交换少量页这样灵活。