我們看到，分段管理機制已經提供了很好的保護機制，那為什麼還要加上分頁管理機制呢？
其實它的主要目的在於實現虛擬儲存器。
轉換使用兩級頁表，第一級叫做頁目錄，大小為4kb，儲存在乙個物理頁中，每個表項4位元組長，共有1024個表項。每個表項對應第二級的乙個頁表，第二級的每乙個頁表也有1024個表項，每乙個表項對應乙個物理頁。頁目錄表的表項簡稱pde（page directory entry），頁表的表項簡稱pte（page table entry）。進行轉換時，先是從由暫存器cr3指定的頁目錄中根據線性位址的高10位得到頁表位址，然後在頁表中根據線性位址的第12到21位得到物理頁首位址，將這個首位址加上線性位址低12位便得到了實體地址。
分頁機制是否生效的開關位於cr0的最高位pg位（參見圖3.8）。如果pg=1，則分頁機制生效。所以，當我們準備好了頁目錄表和頁表，並將cr3指向頁目錄表之後，只需要置pg位，分頁機制就開始工作了。
cpu就是使用mmu（memory management unit，記憶體管理單元）進行分頁控制的，
如果處理器沒有mmu，或者有mmu但沒有啟用，cpu執行單元發出的記憶體位址將直接傳到晶元引腳上，被記憶體晶元（以下稱為物理記憶體，以便與虛擬記憶體區分）接收，這稱為實體地址（physical address，以下簡稱pa）。
如果處理器啟用了mmu，cpu執行單元發出的記憶體位址將被mmu截獲，從cpu到mmu的位址稱為虛擬位址（virtual address，以下簡稱va），而mmu將這個位址翻譯成另乙個位址發到cpu晶元的外部位址引腳上，也就是將va對映成pa。
作業系統和mmu是這樣配合的：
1，作業系統在初始化或分配、釋放記憶體時會執行一些指令在物理記憶體中填寫頁表，然後用指令設定mmu，告訴mmu頁表在物理記憶體中的什麼位置。
2，設定好之後，cpu每次執行訪問記憶體的指令都會自動引發mmu做查表和位址轉換操作，位址轉換操作由硬體自動完成，不需要用指令控制mmu去做。
處理器會將最近常用的頁目錄和頁表項儲存在乙個叫做tlb（translation lookaside buffer）的緩衝區中。只有在tlb中找不到被請求頁的轉換資訊時，才會到記憶體中去尋找。這樣就大大加快了訪問頁目錄和頁表的時間。當頁目錄或頁表項被更改時，作業系統應該馬上使tlb中對應的條目無效，以便下次用到此條目時讓它獲得更新。當cr3被載入時，所有tlb都會自動無效，除非頁或頁表條目的g位被設定。
tlb表項格式還是比較複雜的：
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