之前頁表結構的不足
之前的頁表結構看起來挺好的呀，有什么問題呢？
如果每個頁的大小是4k，也就是2的12次方。如果是32位的地址話，也就是說，有2的20次方個頁。
那么對應到頁表，也就說頁表應該有2的20次方個項。因為每個項表示的是一個內存地址，也就說一個項的大小是32位，也就是4個字節。
這樣算下來，對應於一個32位的內存地址，一個頁表應該4M大小。看起來還可以接受啊。
但注意，每個進程都有一個頁表。看下，我的電腦現在有280個進程，也就說如果采用之前的結構，光頁表結構就得占用280*4M=1120M，大約1個G的大小。如果是64位系統，會更加可怕。
引入多級頁表
之前的一級頁表，我們對於32位系統，4k為一頁的時候，我們如果要去訪問2的20次方的頁表，去查找空閑空間，或者訪問某一個頁內數據。
現在，我們采用多級頁表，如上圖所示的是二級頁表。
我們如果想訪問某一個地址，我們首先通過一個頁目錄號，在第一個頁表（頁目錄表）中獲得一個地址。這個地址指向第二個頁表的開始位置，然后用頁號作為偏移，在第二個頁表中獲得地址，進而訪問內存中的塊。
想象這樣一個場景：如果，你現在有一本書，你想跳轉到某一頁。這本書每一頁都沒有頁碼，只有目錄有相關頁碼。
我們想要翻到的頁碼，提供這些信息：
- 它是屬於內存相關內容的
- 它在所在章節開始位置處的第60頁
於是，你打開了目錄，但是這個目錄也跟平時不一樣，它只有顯示每一章的頁碼，比如：第一章，進程，100頁；第二章，內存，200頁。沒有節的頁碼。
現在，我們想訪問的內容知道是屬於第二章的，於是我們直接來到第200頁。
（我們從頁目錄表來到了第二級頁表）。
最后我們從這個位置，往后找到第60頁的位置。
（從二級頁表偏移頁號找到對應的頁）
多級頁表的內存占用
多級頁表的內存占用和 頁目錄號、頁號的位數分配有關系。假定我們假設頁目錄號、頁號各占10位。
在 Linux 0.11 中，頁目錄號是所有進程共享的，有的系統每個進程都有一個頁目錄號，當然也都有一個頁表。
所以，一個進程中有2的10次方（1K）的頁目錄表 和 2的10次方（1K）的頁號。因為每個表項大小為4字節，總共，一個進程才占 8K 而已。比之前的 4M，大大節省了內存。
快表
至此，看起來，已經優化的差不多了。
但是，人們不止於此，想進一步提高性能。那么如何提高性能呢？
緩存。
對於很多大量需要訪問的問題，都使用緩存，利用了程序的局部性原理。像我們的CPU的多級緩存都是使用這種原理。但是，一般緩存使用的寄存器價格都比較昂貴，所以一般存儲都有限。
快表，實質上也是緩存。
快表，TLB（translation lookasider buffer），翻譯后備緩沖器。
他就是保存最近的訪問的一些查表信息，如果有一個新的地址需要去訪問，先到 TLB 中看能不能找到，如果找不到，再按照之前的方式老老實實查詢，如果可以找到，直接返回結果。
更多細節，我們在后面講解。