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这里只谈分页管理的机制，也是目前最重要的内存管理机制。
结构图如下：
页的尺寸是4KB，虚拟地址的前20位用于指定一个物理页，后12位用于访问页内偏移。
页表项的结构：
各个位的含义：
P--位0是存在（Present）标志，用于指明表项对地址转换是否有效。P=1表示有效；P=0表示无效。在页转换过程中，如果说涉及的页目录或页表的表项无效，则会导致一个异常。如果P=0，那么除表示表项无效外，其余位可供程序自由使用，如图4-18b所示。例如，操作系统可以使用这些位来保存已存储在磁盘上的页面的序号。
R/W--位1是读/写（Read/Write）标志。如果等于1，表示页面可以被读、写或执行。如果为0，表示页面只读或可执行。当处理器运行在超级用户特权级（级别0、1或2）时，则R/W位不起作用。页目录项中的R/W位对其所映射的所有页面起作用。
U/S--位2是用户/超级用户（User/Supervisor）标志。如果为1，那么运行在任何特权级上的程序都可以访问该页面。如果为0，那么页面只能被运行在超级用户特权级（0、1或2）上的程序访问。页目录项中的U/S位对其所映射的所有页面起作用。
A--位5是已访问（Accessed）标志。当处理器访问页表项映射的页面时，页表表项的这个标志就会被置为1。当处理器访问页目录表项映射的任何页面时，页目录表项的这个标志就会被置为1。处理器只负责设置该标志，操作系统可通过定期地复位该标志来统计页面的使用情况。
D--位6是页面已被修改（Dirty）标志。当处理器对一个页面执行写操作时，就会设置对应页表表项的D标志。处理器并不会修改页目录项中的D标志。
AVL--该字段保留专供程序使用。处理器不会修改这几位，以后的升级处理器也不会。
由于页表占用内存空间太大（1M个元素*4B大小=4MB，也可以这么看：每个进程的虚拟地址空间=4G，页面大小=4K，所以共有1M个页，需要1M个页表项，又因为每个页表项=4B，所以页表大小=4M），为了减少内存占用量，因此设计了层次化的分页结构：页目录表+页表。
因为4GB的虚拟内存共有1M=220=1048576个4K大小的页面。
我们将这些页面分成210=1024份，即从页表1到页表1024，由页目录表管理；
每一份（每一页表）有210=1024个页，由每一个页表管理，页在页表中是随机的，哪个页位于哪个页表中是没有规律的；
结构图如下：
每个任务都有这样的层次化的分页结构，即每个任务都有自己的页目录表和页表。
从硬件角度来分析：
在处理器中有个控制寄存器CR3，存放着当前任务页目录的物理地址，故又叫做页目录基址寄存器（Page Directory Base Register，PDBR），每个任务都存放了自己的页目录物理地址，当任务切换时，处理器切换到新任务开始执行，更新CR3寄存器的内容，以指向新任务的页目录位置；
相应的，页目录又指向了一个个的页表，每个页表又根据任务的页表项指向了相应的页。其中注意的是，页目录和页表也是普通的页，混迹于全部的物理页中，它们和普通页的不同之处仅仅在于功能不一样，当任务撤销之后, 它们和任务所占用的普通页一样会被回收, 并分配给其他任务（如下图所示）。
下面内容转自《分页机制》，写的很清楚。
对于Intel处理器来说, 有关分页, 最简单和最基本的机制就是这些; CR3寄存器给出了页目录的物理地址; 页目录给出了所有页表的物理地址, 而每个页表给出了它所包含的页的物理地址. 好了, 该清楚的都清楚了, 唯一还不明白的, 应该是如何用这种层次性的分页结构把线性地址转换成物理地址? 这里举个例子, 某任务加载后, 在4GB虚拟地址空间创建了一个段, 起始地址为0x00800000, 段界限为0x5000, 字节粒度. 当前任务执行时, 段寄存器DS指向该段. 又假设执行了下面一条指令
此时, 段部件会输出线性地址0x00801050. 在没有开启分页机制时, 这就是要访问的物理地址. 但现在开启了分页机制, 所以这是一个下虚拟地址, 要经过页部件转换, 才能得到物理地址.
如下图所示, 处理器的页部件专门负责线性地址到物理地址的转换工作. 它首先将段部件送来的32位线性地址分为3段, 分别是高10位, 中间10位, 低12位. 高10位是页目录的索引, 中间10位是页表的索引, 低12位则作为页内偏移量来用.
当前任务页目录的物理地址在处理器的CR3寄存器中, 假设它的内容为0x00005000. 段管理部件输出的线性地址是0x00801050, 其二进制的形式如图中给出. 高10位是十六进制的0x002, 它是页目录表内的索引,处理器将它乘以4(因为每个目录项4字节), 作为偏移量访问页目录. 最终处理器从物理地址00005008处取得页表的物理地址0x08001000.
线性地址的中间10位为0x001, 处理器用它作为页表索引取得页的物理地址. 将该值乘以4, 作为偏移量访问页表. 最终, 处理器又从物理地址08001004处取得页的物理地址, 这就是我们一直努力寻找的那个页.
页的物理地址是0x0000c000, 而线性地址的低12位是数据所在的页内偏移量. 故处理器将它们相加, 得到物理地址0x0000C050, 这就是线性地址0x00801050所对应的物理地址, 要访问的数据就在这里.
注意, 这种变换不是无缘无故的, 而是事先安排好的. 当任务加载时, 操作系统先创建虚拟的段, 并根据段地址的高20位决定它要用到哪些页目录项和页表项. 然后, 寻找空闲的页, 将原本应该写入段中的数据写到一个或者多个页中, 并将页的物理地址填写到相对应的页表项中. 只有这样做了, 当程序运行的时候, 才能以相反的顺序进行地址变换, 并找到正确的数据.
页目录和页表中分别存放为页目录项和页表项, 它们的格式如下:
可以看出, 在页目录和页表中, 只保存了页表或者页物理地址的高20位. 原因很简单, 页表或者页的物理地址, 都要求必须是4KB对齐的, 以便于放在一个页内, 故其低12位全是0. 在这种情况下, 可以只关心其高20位, 低12位安排其他用途.
控制寄存器CR3, 也就是页目录表基地址寄存器PDBR, 该寄存器如上图所示.
由于页目录表必须位于一个自然页内(4KB对齐), 故其物理地址的低12位是全0. 低12位除了PCD和PWT外, 都没有使用. 这两位用于控制页目录的高速缓存特性, 参见上面解释.
控制寄存器CR0的最高位PG位, 用于开启分页或者关闭页功能. 当该位清0时, 页功能关闭, 从段部件来的线性地址就是物理地址. 当它置位时, 页功能开启. 只能在保护模式下才能开启分页功能, 当PE位清0时(实模式), 设置PG位将导致处理器产生一个异常中断.
使用二级表结构，并没有解决需要使用4MB内存来存放页表的问题。实际上，我们把问题搞得有些复杂了。因为我们需要另增一个页面来存放目录表。然而，二级表结构允许页表被分散在内存各个页面中，而不需要保存在连续的4MB内存块中。另外，并不需要为不存在的或线性地址空间未使用部分分配二级页表。虽然目录表页面必须总是存在于物理内存中，但是二级页表可以在需要时再分配。这使得页表结构的大小对应于实际使用的线性地址空间大小。
页目录表中每个表项也有一个存在（present）属性，类似于页表中的表项。页目录表项中的存在属性指明对应的二级页表是否存在。如果目录表项指明对应的二级页表存在，那么通过访问二级表，表查找过程第2步将同如上描述继续下去。如果存在位表明对应的二级表不存在，那么处理器就会产生一个异常来通知操作系统。页目录表项中的存在属性使得操作系统可以根据实际使用的线性地址范围来分配二级页表页面。
目录表项中的存在位还可以用于在虚拟内存中存放二级页表。这意味着在任何时候只有部分二级页表需要存放在物理内存中，而其余的可保存在磁盘上。处于物理内存中页表对应的页目录项将被标注为存在，以表明可用它们进行分页转换。处于磁盘上的页表对应的页目录项将被标注为不存在。由于二级页表不存在而引发的异常会通知操作系统把缺少的页表从磁盘上加载进物理内存。把页表存储在虚拟内存中减少了保存分页转换表所需要的物理内存量。
总结：给定虚拟地址，怎么找到它对应的物理地址？分两步！
第一步从虚拟地址到线性地址，第二步从线性地址从物理地址。
第一步从段描述符表描述的段基址加上段偏移生成线性地址。
IA32中线性地址高10位为页目录索引，通过此找到页表，线性地址中间10位为页表项索引，通过前面找到的页表加上这个索引，找到页表项。页表项指示着页框号，页框号加上线性地址低12位(页内偏移)就生成了物理地址。
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