RISC-V在下列情况发生缺页中断：1.使用未被映射的虚拟地址；2.映射的PTE_V为0；3.映射的perm位禁止了对应操作（WRXU）
RISC-V区分了下列三种缺页：1. load 加载页错误；2. store 存储页错误；3.instructions 指令页错误
scause 存储了缺页的种类，stval 存储了不能被翻译的地址
在RISC-V中，13 - load page fault, 15 - store page fault, 12 - instructions page fault, 8 - ecall
利用页表和缺页中断，可以实现：
1.写时复制，在父进程和子进程间共享内存
2.内存映射文件，将文件内容放在进程的地址空间内，触发缺页中断时读取文件块
3.惰性内存分配（xv6实现）
Lazy allocation
优点：
1.惰性分配允许应用申请大量内存，内核却不必为申请的内存中不使用的页做任何事
2.将短时间分配大量物理页，均摊到很长一段时间内每次分布少量物理页
缺点：
1.缺页中断导致的额外的用户/内核切换（solutions：每次缺页中断分配一批连续页；特化entry/exit代码）
2.若触发缺页中断时内存不足，只能杀死应用而非返回error
Real world: Copy-On-Write(COW) fork
子进程在复制父进程内存时，创建子进程的PTE指向与父进程相同的物理页，将所有物理页都映射为只读，父进程和子进程可以读取同一段物理内存
当一方要写入物理内存时，因为PTE_W被设为0,触发缺页中断
内核会分配一个新的物理页，将原来物理内存的内容复制进去，并将其映射为可读写，使PTE对应到这个新的物理页
这样就可以写入物理内存了
COW需要一种引用计数机制来记录每个页是否能被释放
e.g. 一个进程产生一个存储页错误，但这个物理页引用计数为1，只被当前进程页表引用，则不需要复制，直接修改PTE权限
Real world: Demand paging
xv6中，exec会在应用开始前将应用的代码段和数据段复制到内存中
现代操作系统，则会建立页表项，将其设为invalid，使用时触发缺页中断分配物理页
当物理内存满时，需要通过换出内存中的一个页来保证能从磁盘中换入一个页
此时缺页处理延迟会很大