㈠ 基本分页存储管理方式的页面与页表
1) 页面和物理块
分页存储管理是将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页，并为各页加以编号，从0开始，如第0页、第1页等。相应地，也把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为(物理)块或页框(frame)，也同样为它们加以编号，如0#块、1#块等等。在为进程分配内存时，以块为单位将进程中的若干个页分别装入到多个可以不相邻接的物理块中。由于进程的最后一页经常装不满一块而形成了不可利用的碎片，称之为“页内碎片”。
2) 页面大小
在分页系统中的页面其大小应适中。页面若太小，一方面虽然可使内存碎片减小，从而减少了内存碎片的总空间，有利于提高内存利用率，但另一方面也会使每个进程占用较多的页面，从而导致进程的页表过长，占用大量内存；此外，还会降低页面换进换出的效率。然而，如果选择的页面较大，虽然可以减少页表的长度，提高页面换进换出的速度，但却又会使页内碎片增大。因此，页面的大小应选择适中，且页面大小应是2的幂，通常为512 B～8 KB。 分页地址中的地址结构如下：
对于某特定机器，其地址结构是一定的。若给定一个逻辑地址空间中的地址为A，页面的大小为L，则页号P和页内地址d可按右图所示公式求得：
其中，INT是整除函数，MOD是取余函数。例如，其系统的页面大小为1 KB，设A = 2170 B，则由上式可以求得P = 2，d = 122。 页表的功能可以由一组专门的寄存器来实现。一个页表项用一个寄存器。由于寄存器具有较高的访问速度，因而有利于提高地址变换的速度；但由于寄存器成本较高，且大多数现代计算机的页表又可能很大，使页表项的总数可达几千甚至几十万个，显然这些页表项不可能都用寄存器来实现，因此，页表大多驻留在内存中。在系统中只设置一个页表寄存器PTR(Page-Table Register)，在其中存放页表在内存的始址和页表的长度。平时，进程未执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的PCB中。当调度程序调度到某进程时，才将这两个数据装入页表寄存器中。因此，在单处理机环境下，虽然系统中可以运行多个进程，但只需一个页表寄存器。
当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址(相对地址)分为页号页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。右图示出了分页系统的地址变换机构。 由于页表是存放在内存中的，这使CPU在每存取一个数据时，都要两次访问内存。第一次是访问内存中的页表，从中找到指定页的物理块号，再将块号与页内偏移量W拼接，以形成物理地址。第二次访问内存时，才是从第一次所得地址中获得所需数据(或向此地址中写入数据)。因此，采用这种方式将使计算机的处理速度降低近1/2。可见，以此高昂代价来换取存储器空间利用率的提高，是得不偿失的。
为了提高地址变换速度，可在地址变换机构中增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为“联想寄存器”(Associative Memory)，或称为“快表”，在IBM系统中又取名为TLB(Translation Lookaside Buffer)，用以存放当前访问的那些页表项。此时的地址变换过程是：在CPU给出有效地址后，由地址变换机构自动地将页号P送入高速缓冲寄存器，并将此页号与高速缓存中的所有页号进行比较，若其中有与此相匹配的页号，便表示所要访问的页表项在快表中。于是，可直接从快表中读出该页所对应的物理块号，并送到物理地址寄存器中。如在块表中未找到对应的页表项，则还须再访问内存中的页表，找到后，把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器；同时，再将此页表项存入快表的一个寄存器单元中，亦即，重新修改快表。但如果联想寄存器已满，则OS必须找到一个老的且已被认为不再需要的页表项，将它换出。右图示出了具有快表的地址变换机构。
㈡ 分页式存储管理决定页面大小的主要因素有哪些
主要因素是用户主存空间
主存空间大则用大页面
否则会带来页表占用空间过大的问题
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㈢ 分页和分段存储管理有何区别
演示机型：华为MateBookX系统版本：win10APP版本：Word20201、单位不同：页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，提高内存的利用率；或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好的满足用户的需要。
2、大小不同：页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而一个系统只能有一种大小的页面。段的长度却不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编辑程序在对源程序进行编辑时，根据信息的性质来划分。
3、作业地址空间不同：分页的作业地址空间是维一的，即单一的线性空间，程序员只须利用一个记忆符，即可表示一地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。
㈣ 分页式存储管理的主要区别是 ( ).
分页式存储管理系统和分段式存储管理系统的主要区别:
分页和分段有许多相似之处,比如两者都不要求作业连续存放.但在概念上两者完全不同,主要表现在以下几个方面:
(1)页是信息的物理单位,分页是为了实现非连续分配,以便解决内存碎片问题,或者说分页是由于系统管理的需要.段是信息的逻辑单位,它含有一组意义相对完整的信息,分段的目的是为了更好地实现共享,满足用户的需要.
(2)页的大小固定,由系统确定,将逻辑地址划分为页号和页内地址是由机器硬件实现的.而段的长度却不固定,决定于用户所编写的程序,通常由编译程序在对源程序进行编译时根据信息的性质来划分.
(3)分页的作业地址空间是一维的.分段的地址空间是二维的.
㈤ 简单分页存储管理和简单分段存储管理了的区别
1、页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，提高内存的利用率；或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好的满足用户的需要。
2、页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而一个系统只能有一种大小的页面。段的长度却不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编辑程序在对源程序进行编辑时，根据信息的性质来划分。
3、分页的作业地址空间是维一的，即单一的线性空间，程序员只须利用一个记忆符，即可表示一地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。
㈥ 页表的基本分页存储管理方式
用固定大小的页(Page)来描述逻辑地址空间，用相同大小的页框(Frame)来描述物理内存空间，由操作系统实现从逻辑页到物理页框的页面映射，同时负责对所有页的管理和进程运行的控制。
㈦ 分页式存储管理中，内存块的大小与页面大小的关系
1、内存块大：将要执行的页面装入分页内存，装入多少页面，不同系统算法不同。
2、内存太小：将非活动进程的页面，移入虚拟内存，装入要执行的页面，.NET系统会同时进行垃圾回收。
㈧ 操作系统页式存储管理的问题
存储管理的基本原理内存管理方法 内存管理主要包括内存分配和回收、地址变换、内存扩充、内存共享和保护等功能。 下面主要介绍连续分配存储管理、覆盖与交换技术以及页式与段式存储管理等基本概念和原理。 1． 连续分配存储管理方式 连续分配是操作系统页式存储管理的问题
㈨ 在页式系统中,用户程序中的页面大小可以不同是对的吗
存储管理的基本原理内存管理方法 内存管理主要包括内存分配和回收、地址变换、内存扩充、内存共享和保护等功能。 下面主要介绍连续分配存储管理、覆盖与交换技术以及页式与段式存储管理等基本概念和原理。 1. 连续分配存储管理方式 连续分配是指为一个用户程序分配连续的内存空间。连续分配有单一连续存储管理和分区式储管理两种方式。 (1)单一连续存储管理 在这种管理方式中，内存被分为两个区域:系统区和用户区。应用程序装入到用户区，可使用用户区全部空间。其特点是，最简单，适用于单用户、单任务的操作系统。CP/M和DOS 2.0以下就是采用此种方式。这种方式的最大优点就是易于管理。但也存在着一些问题和不足之处，例如对要求内存空间少的程序，造成内存浪费;程序全部装入，使得很少使用的程序部分也占用-定数量的内存。 (2)分区式存储管理 为了支持多道程序系统和分时系统，支持多个程序并发执行，引入了分区式存储管理。分区式存储管理是把内存分为一些大小相等或不等的分区，操作系统占用其中一个分区，其余的分区由应用程序使用，每个应用程序占用一个或几个分区。分区式存储管理虽然可以支持并发，但难以进行内存分区的共享。 分区式存储管理引人了两个新的问题:内碎片和外碎片。前者是占用分区内未被利用的空间，后者是占用分区之间难以利用的空闲分区(通常是小空闲分区)。为实现分区式存储管理，操作系统应维护的数据结构为分区表或分区链表。表中各表项一般包括每个分区的起始地址、大小及状态(是否已分配)。 分区式存储管理常采用的一项技术就是内存紧缩(compaction):将各个占用分区向内存一端移动，然后将各个空闲分区合并成为一个空闲分区。这种技术在提供了某种程度上的灵活性的同时，也存在着一些弊端，例如:对占用分区进行内存数据搬移占用CPU~t寸间;如果对占用分区中的程序进行“浮动”，则其重定位需要硬件支持。 1)固定分区(nxedpartitioning)。 固定式分区的特点是把内存划分为若干个固定大小的连续分区。分区大小可以相等:这种作法只适合于多个相同程序的并发执行(处理多个类型相同的对象)。分区大小也可以不等:有多个小分区、适量的中等分区以及少量的大分区。根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。这种技术的优点在于，易于实现，开销小。缺点主要有两个:内碎片造成浪费;分区总数固定，限制了并发执行的程序数目。 2)动态分区(dynamic partitioning)。 动态分区的特点是动态创建分区:在装入程序时按其初始要求分配，或在其执行过程中通过系统调用进行分配或改变分区大小。与固定分区相比较其优点是:没有内碎片。但它却引入了另一种碎片--外碎片。动态分区的分区分配就是寻找某个空闲分区，其大小需大于或等于程序的要求。若是大于要求，则将该分区分割成两个分区，其中一个分区为要求的大小并标记为“占用”，而另一个分区为余下部分并标记为“空闲”。分区分配的先后次序通常是从内存低端到高端。动态分区的分区释放过程中有一个要注意的问题是，将相邻的空闲分区合并成一个大的空闲分区。 下面列出了几种常用的分区分配算法: 首先适配法(nrst-fit):按分区在内存的先后次序从头查找，找到符合要求的第一个分区进行分配。该算法的分配和释放的时间性能较好，较大的空闲分区可以被保留在内存高端。但随着低端分区不断划分会产生较多小分区，每次分配时查找时间开销便会增大。 下次适配法(next-fit):按分区在内存的先后次序，从上次分配的分区起查找(到最后{区时再从头开始}，找到符合要求的第一个分区进行分配。该算法的分配和释放的时间性能较好，使空闲分区分布得更均匀，但较大空闲分区不易保留。 最佳适配法(best-fit):按分区在内存的先后次序从头查找，找到其大小与要求相差最小的空闲分区进行分配。从个别来看，外碎片较小;但从整体来看，会形成较多外碎片优点是较大的空闲分区可以被保留。 最坏适配法(worst- fit):按分区在内存的先后次序从头查找，找到最大的空闲分区进行分配。基本不留下小空闲分区，不易形成外碎片。但由于较大的空闲分区不被保留，当对内存需求较大的进程需要运行时，其要求不易被满足。 2.覆盖和交换技术 引入覆盖(overlay)技术的目标是在较小的可用内存中运行较大的程序。这种技术常用于多道程序系统之中，与分区式存储管理配合使用。覆盖技术的原理很简单，一个程序的几个代码段或数据段，按照时间先后来占用公共的内存空间。将程序必要部分(常用功能)的代码和数据常驻内存;可选部分(不常用功能)平时存放在外存(覆盖文件)中，在需要时才装入内存。不存在调用关系的模块不必同时装入到内存，从而可以相互覆盖。覆盖技术的缺点是编程时必须划分程序模块和确定程序模块之间的覆盖关系，增加编程复杂度;从外存装入覆盖文件，以时间延长换取空间节省。覆盖的实现方式有两种:以函数库方式实现或操作系统支持。 交换(swapping)技术在多个程序并发执行时，可以将暂时不能执行的程序送到外存中，从而获得空闲内存空间来装入新程序，或读人保存在外存中而处于就绪状态的程序。交换单位为整个进程的地址空间。交换技术常用于多道程序系统或小型分时系统中，与分区式存储管理配合使用又称作“对换”或“滚进/滚出”(roll-in/roll-out)。其优点之一是增加并发运行的程序数目，并给用户提供适当的响应时间;与覆盖技术相比交换技术另一个显着的优点是不影响程序结构。交换技术本身也存在着不足，例如:对换人和换出的控制增加处理器开销;程序整个地址空间都进行对换，没有考虑执行过程中地址访问的统计特性。 3.页式和段式存储管理 在前面的几种存储管理方法中，为进程分配的空间是连续的，使用的地址都是物理地址。如果允许将一个进程分散到许多不连续的空间，就可以避免内存紧缩，减少碎片。基于这一思想，通过引入进程的逻辑地址，把进程地址空间与实际存储空间分离，增加存储管理的灵活性。地址空间和存储空间两个基本概念的定义如下: 地址空间:将源程序经过编译后得到的目标程序，存在于它所限定的地址范围内，这个范围称为地址空间。地址空间是逻辑地址的集合。 存储空间:指主存中一系列存储信息的物理单元的集合，这些单元的编号称为物理地址存储空间是物理地址的集合。 根据分配时所采用的基本单位不同，可将离散分配的管理方式分为以下三种 段式存储管理和段页式存储管理。其中段页式存储管理是前两种结合的产物。 (1)页式存储管理 1)基本原理。将程序的逻辑地址空间划分为固定大小的页(page)，而物理内存划分为同样大小的页框(pageframe)。程序加载时，可将任意一页放人内存中任意一个页框，这些页框不必连续，从而实现了离散分配。该方法需要CPU的硬件支持，来实现逻辑地址和物理地址之间的映射。在页式存储管理方式中地址结构由两部构成，前一部分是页号，后一部分为页内地址，如图4-2所示。 这种管理方式的优点是，没有外碎片，每个内碎片不超过页大比前面所讨论的几种管理方式的最大进步是，一个程序不必连续存放。这样就便于改变程序占用空间的大小(主要指随着程序运行，动态生成的数据增多，所要求的地址空间相应增长)。缺点是仍旧要求程序全部装入内存，没有足够的内存，程序就不能执行。 2)页式管理的数据结构。在页式系统中进程建立时，操作系统为进程中所有的页分配页框。当进程撤销时收回所有分配给它的页框。在程序的运行期间，如果允许进程动态地申请空间，操作系统还要为进程申请的空间分配物理页框。操作系统为了完成这些功能，必须记录系统内存中 实际的页框使用情况。操作系统还要在进程切换时，正确地切换两个不同的进程地址空间到物理内存空间的映射。这就要求操作系统要记录每个进程页表的相关信息。为了完成上述的功能，-个页式系统中，一般要采用如下的数据结构。 进程页表:完成逻辑页号(本进程的地址空间)到物理页面号(实际内存空间)的映射。 每个进程有一个页表，描述该进程占用的物理页面及逻辑排列顺序。 物理页面表:整个系统有一个物理页面表，描述物理内存空间的分配使用状况，其数据结构可采用位示图和空闲页链表。 请求表:整个系统有一个请求表，描述系统内各个进程页表的位置和大小，用于地址转换也可以结合到各进程的PCB(进程控制块)里。 3)页式管理地址变换 在页式系统中，指令所给出的地址分为两部分:逻辑页号和页内地址。CPU中的内存管理单元(MMU)按逻辑页号通过查进程页表得到物理页框号，将物理页框号与页内地址相加形成物理地址(见图4-3)。上述过程通常由处理器的硬件直接完成，不需要软件参与。通常，操作系统只需在进程切换时，把进程页表的首地址装入处理器特定的寄存器中即可。一般来说，页表存储在主存之中。这样处理器每访问一个在内存中的操作数，就要访问两次内存。第一次用来查找页表将操作数的逻辑地址变换为物理地址;第二次完成真正的读写操作。这样做时间上耗费严重。为缩短查找时间，可以将页表从内存装入CPU内部的关联存储器(例如，快表)中，实现按内容查找。此时的地址变换过程是:在CPU给出有效地址后，由地址变换机构自动将页号送人快表，并将此页号与快表中的所有页号进行比较，而且这种比较是同时进行的。若其中有与此相匹配的页号，表示要访问的页的页表项在快表中。于是可直接读出该页所对应的物理页号，这样就无需访问内存中的页表。由于关联存储器的访问速度比内存的访问速度快得多。 (2)段式存储管理 1)基本原理。 在段式存储管理中，将程序的地址空间划分为若干个段(segment)，这样每个进程有一个二维的地址空间。在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在段式存储管理系统中，则为每个段分配一个连续的分区，而进程中的各个段可以不连续地存放在内存的不同分区中。程序加载时，操作系统为所有段分配其所需内存，这些段不必连续，物理内存的管理采用动态分区的管理方法。在为某个段分配物理内存时，可以采用首先适配法、下次适配法、最佳适配法等方法。在回收某个段所占用的空间时，要注意将收回的空间与其相邻的空间合并。段式存储管理也需要硬件支持，实现逻辑地址到物理地址的映射。程序通过分段划分为多个模块，如代码段、数据段、共享段。这样做的优点是:可以分别编写和编译源程序的一个文件，并且可以针对不同类型的段采取不同的保护，也可以按段为单位来进行共享。总的来说，段式存储管理的优点是:没有内碎片，外碎片可以通过内存紧缩来消除;便于实现内存共享。缺点与页式存储管理的缺点相同，进程必须全部装入内存。 2)段式管理的数据结构。 为了实现段式管理，操作系统需要如下的数据结构来实现进程的地址空间到物理内存空间的映射，并跟踪物理内存的使用情况，以便在装入新的段的时候，合理地分配内存空间。 ·进程段表:描述组成进程地址空间的各段，可以是指向系统段表中表项的索引。每段有段基址(baseaddress)。 ·系统段表:系统所有占用段。 ·空闲段表:内存中所有空闲段，可以结合到系统段表中。 3)段式管理的地址变换。 在段式管理系统中，整个进程的地址空间是二维的，即其逻辑地址由段号和段内地址两部分组成。为了完成进程逻辑地址到物理地址的映射，处理器会查找内存中的段表，由段号得到段的首地址，加上段内地址，得到实际的物理地址(见图4-4)。这个过程也是由处理器的硬件直接完成的，操作系统只需在进程切换时，将进程段表的首地址装入处理器的特定寄存器当中。这个寄存器一般被称作段表地址寄存器。 4.页式和段式系统的区别 页式和段式系统有许多相似之处。比如，两者都采用离散分配方式，且都通过地址映射机构来实现地址变换。但概念上两者也有很多区别，主要表现在: ·页是信息的物理单位，分页是为了实现离散分配方式，以减少内存的外零头，提高内存的利用率。或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了更好地满足用户的需要。 ·页的大小固定且由系统决定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的。段的长度不固定，且决定于用户所编写的程序，通常由编译系统在对源程序进行编译时根据信息的性质来划分。 ·页式系统地址空间是一维的，即单一的线性地址空间，程序员只需利用一个标识符，即可表示一个地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。 原理作业10. 页式存储管理和段式存储管理的工作原理特点、特点 及优劣。 答:页式管理的基本思想是:为了更好地利用分区存储管理中 所产生的"零头"问题，允许把一个作业存放在不连续的内存块中， 又可以连续运行，它允许只调入用户作业中常用部分，不常用部分 不长期驻留内存，有效提高了内存的利用率。 页式存储管理的工作原理: A、划分实页:将物理内存划分成位置固定、大小相同的"块"(实页 面)。 B、划分虚页:将用户逻辑地址空间也分成同样大小的页面，成为虚 拟空间的虚页面。 C、建立页表:有时称为页面表或页面映射表(PMT)。每个作业一 张，按虚页号进行登记，其基本的内容有特征位(表示该页是否 在内存、实页号以及对应外存的地址。 D、地址变换:将虚页面的逻辑地址转化为实页面的物理地址，在程 序执行时改变为物理地址，属于作业的动态重定位，一般由地址 转换机构(硬件)完成。 特点: 允许一个作业存放在不连续的内存块中而又能保证作业连续得以运行 ，既不需要移动内存中的信息，又可较好地解决零头。 优点: a、不要求作业存放在连续的内存块中，有效地解决零头。 b、允许用户作业不是一次集中装入内存而是根据需要调入，作业中 不常用部分不长期驻留内存，而本次运行的不用部分根本就不装 入内存。 c、提供了虚存，使用户作业地址空间不再受内存可用空间大小的限 制。 缺点: a、页式管理在内存的共享和保护方面还欠完善。 b、页面大小相同，位置不能动态增加。 c、往往需要多次缺页中断才能把所需的信息完整地调入内存。 段式存储管理的基本思想是:把程序按内容或过程(函数)关系 分成段，每段有自己的名字。一个用户作业或进程所包含的段对应于 一个二维线性虚拟空间，也就是一个二维虚拟存储器。段式管理程序 以段为单位分配内存，然后通过地址映射机构把段式虚拟存储地址转 化为内存中的实际地址。和页式管理一样，段式管理也采用只把那些 经常访问的段驻留内存，而把那些在将来一段时间内不被访问的段放 在外存，待需要时自动调入内存的方法实现二维虚拟存储器。按照作 业的逻辑单位--段，来分配内存，适合程序的逻辑结构，方便用户设 计程序。 段式存储管理的工作原理: A、采用二维地址空间，如段号(S)、页号(P)和页内单元号(D); B、系统建两张表格每一作业一张段表，每一段建立一张页表，段表 指出该段的页表在内存中的位置; C、地址变换机构类似页式机制，只是前面增加一项段号。 特点: a、每一段分成若干页，再按页式管理，页间不要求连续; b、用分段方法分配管理作业，用分页方法分配管理内存; 优点: 便于段的共享和保护、段的动态增长以及动态连接。 缺点: 为了消除零头和允许段的动态增长，需要花费CPU的大量时间在内存 中移动作业的分段，而且段的大小也给外存管理带来困难。
㈩ 基本分页存储管理方式的两级和多级页表
现代的大多数计算机系统，都支持非常大的逻辑地址空间(2^32～2^64)。在这样的环境下，页表就变得非常大，要占用相当大的内存空间。例如，对于一个具有32位逻辑地址空间的分页系统，规定页面大小为4 KB即2^12 B，则在每个进程页表中的页表项可达1兆个之多。又因为每个页表项占用四个字节，故每个进程仅仅其页表就要占用4 MB的内存空间，而且还要求是连续的。显然这是不现实的，我们可以采用下述两个方法来解决这一问题：
(1) 采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；
(2) 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。
两级页表(Two-Level Page Table)
对于要求连续的内存空间来存放页表的问题，可利用将页表进行分页，并离散地将各个页面分别存放在不同的物理块中的办法来加以解决，同样也要为离散分配的页表再建立一张页表，称为外层页表(Outer Page Table)，在每个页表项中记录了页表页面的物理块号。下面我们仍以前面的32位逻辑地址空间为例来说明。当页面大小为 4 KB时(12位)，若采用一级页表结构，应具有20位的页号，即页表项应有1兆个；在采用两级页表结构时，再对页表进行分页，使每页中包含2^10 (即1024)个页表项，最多允许有2^10个页表分页；或者说，外层页表中的外层页内地址P2为10位，外层页号P1也为10位。此时的逻辑地址结构可描述如下：
由右图可以看出，在页表的每个表项中存放的是进程的某页在内存中的物理块号，如第0#页存放在1#物理块中；1#页存放在4#物理块中。而在外层页表的每个页表项中，所存放的是某页表分页的首址，如第0#页表是存放在第1011#物理块中。我们可以利用外层页表和页表这两级页表，来实现从进程的逻辑地址到内存中物理地址间的变换。
为了地址变换实现上的方便起见，在地址变换机构中同样需要增设一个外层页表寄存器，用于存放外层页表的始址，并利用逻辑地址中的外层页号，作为外层页表的索引，从中找到指定页表分页的始址，再利用P2作为指定页表分页的索引，找到指定的页表项，其中即含有该页在内存的物理块号，用该块号和页内地址d即可构成访问的内存物理地址。右图示出了两级页表时的地址变换机构。 对于32位的机器，采用两级页表结构是合适的；但对于64位的机器，采用两级页表是否仍可适用的问题，须做以下简单分析。如果页面大小仍采用4 KB即2^12 B，那么还剩下52位，假定仍按物理块的大小(2^12位)来划分页表，则将余下的42位用于外层页号。此时在外层页表中可能有4096 G个页表项，要占用16 384 GB的连续内存空间。这样的结果显然是不能令人接受的，因此必须采用多级页表，将外层页表再进行分页，也就是将各分页离散地装入到不相邻接的物理块中，再利用第2级的外层页表来映射它们之间的关系。
对于64位的计算机，如果要求它能支持2^64 B(= 1 844 744 TB)规模的物理存储空间，则即使是采用三级页表结构也是难以办到的；而在当前的实际应用中也无此必要。故在近两年推出的64位OS中，把可直接寻址的存储器空间减少为45位长度(即2^45)左右，这样便可利用三级页表结构来实现分页存储管理。