虽然应用程序操作的对象是映射到物理内存之上的虚拟内存，但是处理器直接操作的却是物理内存。所以当应用程序访问一个虚拟地址时，首先必须将虚拟地址转换为物理地址，然后处理器才能解析地址访问请求。地址的转换工作需要通过查询页表才能完成，概括地讲，地址转换需要将虚拟地址分段，使每段虚拟地址都作为一个索引指向页表，而页表项则指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。
Linux中使用三级页表完成地址转换。利用多级页表能够节约地址转换需占用的存放空间。如果利用三级页表转换地址，即使是64位机器，占用的空间也很有限。但是如果使用静态数组实现页表，那么即便是在32位机器上，该数组也将占用巨大的存放空间。Linux对所有体系结构，包括那些不支持三级页表的体系结构（比如，有些体系结构只使用两级页表或者使用散列表完成地址转换）都使用三级页表管理，因为使用三级页表可以利用“最大公约数”的思想——一种设计简单的体系结构，可以按照需要在编译时简化使用页表的三级结构，比如只使用两级。
顶级页表是页全局目录（PGD），它包含一个pgd_t类型数组，多数体系结构中pgd_t类型等同于无符号长整型类型。PGD中的表项指向二级页目录中的表项PMD。
二级页表是中间页目录（PMD），它是一个pmd_t类型数组，其中的表项指向PTE中的表项。
最后一级的页表简称页表，其中包含了pte_t类型的页表项，该页表项指向物理页面。
多数体系结构中，搜索页表的工作由硬件完成（至少某种程度上）。虽然通常操作中，很多使用页表的工作都可以由硬件执行，但是只有在内核正确设置页表的前提下，硬件才能方便的操作它们。下图描述了虚拟地址通过页表找到物理地址的过程。
由于每次对虚拟内存中页面的访问都必须先解析它，从而得到物理内存中对应的地址，所以页面操作的性能非常关键。但不幸的是，搜索内存中的物理地址速度很有限，因此为了加快搜索，多数体系结构都实现了一个翻译后缓冲器（translate lookaside buffer，TLB）。TLB作为一个将虚拟地址映射到物理地址的硬件缓存，当请求访问一个虚拟地址时，处理器将首先检查TLB中是否缓存了该虚拟地址到物理地址的映射，如果在缓存中直接命中，物理地址将立刻返回；否则，就需要再通过页表搜索需要的物理地址。
虽然硬件完成了有关页表的部分工作，但是页表的管理仍然是内核的关键部分——而且在不断地改进。2.6版内核对页表管理的主要改进是：从高端内存分配部分页表。今后可能的改进包括通过在写时拷贝（copy-on-write）的方式共享页表。这种机制使得在fork()操作中可由父子进程共享页表。因为只有当子进程或父进程试图修改特定页表项时，内核才去创建该页表项的新拷贝，此后父子进程不再共享该页表项。可以看到，利用页表项可以消除fork()操作中页表拷贝所带来的消耗。