雖然應用程序操作的對象是映射到物理內存之上的虛擬內存，但是處理器直接操作的卻是物理內存。所以當應用程序訪問一個虛擬地址時，首先必須將虛擬地址轉換為物理地址，然后處理器才能解析地址訪問請求。地址的轉換工作需要通過查詢頁表才能完成，概括地講，地址轉換需要將虛擬地址分段，使每段虛擬地址都作為一個索引指向頁表，而頁表項則指向下一級別的頁表或者指向最終的物理頁面。
Linux中使用三級頁表完成地址轉換。利用多級頁表能夠節約地址轉換需占用的存放空間。如果利用三級頁表轉換地址，即使是64位機器，占用的空間也很有限。但是如果使用靜態數組實現頁表，那么即便是在32位機器上，該數組也將占用巨大的存放空間。Linux對所有體系結構，包括那些不支持三級頁表的體系結構（比如，有些體系結構只使用兩級頁表或者使用散列表完成地址轉換）都使用三級頁表管理，因為使用三級頁表可以利用“最大公約數”的思想——一種設計簡單的體系結構，可以按照需要在編譯時簡化使用頁表的三級結構，比如只使用兩級。
頂級頁表是頁全局目錄（PGD），它包含一個pgd_t類型數組，多數體系結構中pgd_t類型等同於無符號長整型類型。PGD中的表項指向二級頁目錄中的表項PMD。
二級頁表是中間頁目錄（PMD），它是一個pmd_t類型數組，其中的表項指向PTE中的表項。
最后一級的頁表簡稱頁表，其中包含了pte_t類型的頁表項，該頁表項指向物理頁面。
多數體系結構中，搜索頁表的工作由硬件完成（至少某種程度上）。雖然通常操作中，很多使用頁表的工作都可以由硬件執行，但是只有在內核正確設置頁表的前提下，硬件才能方便的操作它們。下圖描述了虛擬地址通過頁表找到物理地址的過程。
由於每次對虛擬內存中頁面的訪問都必須先解析它，從而得到物理內存中對應的地址，所以頁面操作的性能非常關鍵。但不幸的是，搜索內存中的物理地址速度很有限，因此為了加快搜索，多數體系結構都實現了一個翻譯后緩沖器（translate lookaside buffer，TLB）。TLB作為一個將虛擬地址映射到物理地址的硬件緩存，當請求訪問一個虛擬地址時，處理器將首先檢查TLB中是否緩存了該虛擬地址到物理地址的映射，如果在緩存中直接命中，物理地址將立刻返回；否則，就需要再通過頁表搜索需要的物理地址。
雖然硬件完成了有關頁表的部分工作，但是頁表的管理仍然是內核的關鍵部分——而且在不斷地改進。2.6版內核對頁表管理的主要改進是：從高端內存分配部分頁表。今后可能的改進包括通過在寫時拷貝（copy-on-write）的方式共享頁表。這種機制使得在fork()操作中可由父子進程共享頁表。因為只有當子進程或父進程試圖修改特定頁表項時，內核才去創建該頁表項的新拷貝，此后父子進程不再共享該頁表項。可以看到，利用頁表項可以消除fork()操作中頁表拷貝所帶來的消耗。