需求分頁（demand paging）
需求分頁（demand paging）是一種策略：不到一頁真正第一次被用到的那一刻，就不把它帶進 RAM——按需載入，而非預先載入。它就像旅館不到客人即將走進房門前不去整理那間房：何必準備一個還沒人要的東西？這正是為什麼一支程式能瞬間啟動、配置好幾 GB 卻幾乎不花成本，直到被碰觸為止。
它的運作步驟如下。當作業系統建立一支程式或核准一大筆配置時，它並不把位元組複製進 RAM；它只在分頁表裡把那些頁標成「不存在」，記下真正內容住在哪（磁碟上的某個檔案，或「全是零」）。程式執行，當它第一次讀或寫其中一頁時，MMU 看到「不存在」位元就引發一次分頁錯誤。作業系統接住它、找一個空閒頁框、把正確內容填進該框（從可執行檔讀、從磁碟讀，或對全新記憶體填零）、把分頁表項修成「存在」，並重新執行那條指令。從那一刻起這一頁就常駐且快速；從未被碰過的頁則根本不會載入。
回報很大：更快的啟動（只有真正執行到的程式碼才被分頁進來）、更低的記憶體用量（沒碰過的配置不花成本），以及能執行比實際所需常駐量還大的程式。誠實的提醒在於時機：載入的成本是在第一次碰觸時、以分頁錯誤的形式付出，散布在整個執行過程而非一開始。若那些首觸錯誤需要讀磁碟（主要錯誤），它們會讓工作負載的前段感覺遲緩。
char *p = malloc(100 * 1024 * 1024); 立刻回傳，幾乎不用任何實體 RAM。只有當你的迴圈寫進一頁又一頁時，每一頁才被錯誤帶進來，一次一頁 4 KiB，於是 RAM 用量隨你真正碰觸記憶體而逐步攀升。
配置很便宜；成本在第一次碰觸時才到來。
這正是為什麼一次成功的 malloc() 並不保證記憶體真的已經在那裡——那些頁是被「承諾」的，而非「實際投入」的。在允許記憶體超額配置（overcommit）的系統上，短缺可能在很久之後才浮現，以一次失敗的錯誤或 OOM killer 的形式，而非在 malloc() 那一刻。