我正在通过Tanenbaum的“现代操作系统”一书进行研究，并阅读了本书的以下段落：
启动进程时，其所有页表条目都标记为不在内存中。一旦引用任何页面，就会发生页面错误。然后操作系统设置R位（在其内部表中），将页表条目更改为指向正确页面，模式为READ ONLY，然后重新启动指令。如果随后修改了页面，则会发生另一个页面错误，允许操作系统设置M位并将页面模式更改为READ / WRITE。
对我来说似乎非常有用。他建议，当一个进程启动时，必须发生很多页面错误，并且在执行指令时正在填充实际内存。
对我来说似乎更合乎逻辑的是，至少进程的文本在开头放在内存中，而不是放在每个指令执行时（每个指令执行一次页面错误）。
有人可以解释一下这本书解释的方法的优点是什么？
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Tanenbaum在本段中描述了两种技术：
启动进程时，其所有页表条目都标记为不在内存中。作为＆gt;在引用任何页面时，将发生页面错误。然后操作系统设置＆gt; R位（在其内部表中），将页表条目更改为指向正确的页面，＆gt;使用READ ONLY模式，然后重新启动指令。
此技术也称为请求分页（如果发生页面错误，页面将按需从磁盘加载到内存）。我至少可以想到你想要这样做的两个原因：
内存消耗：只有真正需要的页面才会从磁盘加载到主内存中，可能有部分程序从未执行过，或者数据部分中有部分内容从未在执行过程中写入。在这种情况下，这些部件从不首先加载，这意味着您有更多的RAM可用于其他进程。如今，如果这仍然是一个有效的论据，你可以通过大量的记忆来辩论。
速度：从磁盘加载速度很慢，十年前速度要慢得多。以惰性方式按需进行页面表设置允许推迟从磁盘获取块。一次加载所有内容可能会延迟程序的执行。同样，磁盘现在速度更快，SSD使这一论点更加无效。另一方面，由于动态库，二进制文件并不大，通常只需要几个页面错误，直到它们被加载到RAM中。
如果随后修改了页面，则会发生另一个页面错误，允许 操作系统设置M位并将页面模式更改为READ / WRITE。
同样，其原因是内存消耗。在过去，内存稀缺，交换（如果内存已满，将页面再次移回磁盘）是一种解决方案，可以为您提供更大工作页面的错觉。如果一个页面之前已经被换掉过并且从未在中间进行过修改，那么你可以通过删除页面表中的当前位来删除页面，从而释放页面占用的内容以加载另一个帧。修改后的位可以帮助您检测是否需要将新版本的页面写回磁盘，或者是否可以保留旧版本，并在需要时再次将其重新交换。
您提到的方法，您设置一个预先填充所有页表条目（也称为预分页）的进程是完全有效的。你正在以速度交换内存消耗。页表行走以及设置修改的位是在硬件中实现的（在x86上），这意味着它的表现并不差。但是，预填充会使您无法执行页面错误处理程序，而这通常是经过大量优化的处理程序，而是通过软件实现的。