分页机制的原理：
分页机制的作用有二，将连成一片的线性地址转换为物理地址，用大小相等的页代替大小不等的段。
代码段和数据段在逻辑上被拆分成以页为单位的小内存块，这时的虚拟地址不能存放任何数据，接着操作系统开始为虚拟内存页分配真实的物理内存页，就完成了虚拟地址到物理地址的映射。
为了节省页表空间，将32位地址分为高低两部分，低地址部分为内存块大小，高地址部分是内存块数量，内存块数量×内存块大小＝4GB。
一级页表：
将线性地址转换为物理地址的方法如下：
在分页机制打开，我们需要将页表地址加载到控制寄存器cr3中，保存的是物理地址，以后通过cr3我们就可以获取到页表的地址。一个页表项对应一个页，虚拟地址的高20位作为页表项的索引，由于每个页表项占用4字节，所以这高20位的索引值乘以4然后再加上cr3中的页表地址，得到的结果即为该页表项的物理地址。上述我们已经可以定位到页表项的物理地址了，那么下面就是如何从页表项中获取我们需要访问的物理地址。从页表项中取回实际要访问的物理地址，然后将其与虚拟地址的低12位相加，即可得到我们需要访问的物理地址。由于每个页固定位4KB，所以虚拟地址的低12位正好可以表示页内偏移。
mov ax, [0x1234]
假设我们的段基址为0x0，段内偏移为0x1234，CPU的段部件通过计算获得虚拟地址0x1234。由于我们假设分页机制已经打开，所以虚拟地址0x1234被送入页部件，页部件首先发现高20位为0x00001，即页表项的索引为1，将该索引值乘以4然后加上cr3中的物理地址便可得到页表项的物理地址，从该物理地址处读取页表项映射的物理地址为0x9000，虚拟地址的低12位为0x234，即页内偏移地址为0x234，将页表项映射的物理地址为0x9000和页内偏移地址相加，所得的和0x9234即我们需要访问的真实物理地址。
二级页表：
一级页表是将1M个页放置到一张页表中，二级页表是将1M个页平均放置到1K个页表中，每个页表包含1K个页表项，每个页表项4字节，即二级页表这个大小恰好是4KB大小，即一个页。
由于我们将一张页表拆成了多张页表存放，因此需要一个统一管理这些页表的地方，该地方的名称叫页目录表，页目录表和页表以及真实物理空间的关系如下图：
在页表项中分配的物理地址是无规律可循的，操作系统负责进行分配和释放。
二级页表获取物理地址的方法如下：
二级页表需要将虚拟地址拆解成3部分，分别为
高10位：用来定位页目录表中的一个页目录项（页目录项中包含页表的物理地址）
中间10位：用于在某个页表中定位页表项
低12位：页内偏移量
具体的转换过程如下：
段部件生成虚拟地址，用虚拟地址的高10位乘以4，再加上页目录表的物理地址，便是页目录项的物理地址，读取该物理地址处的内容，获得页表的物理地址。用虚拟地址的中间10位乘以4，再加上一步获得的页表的物理地址，便是页表项的的物理地址，读取页表项的内容，便可从页表项的数据结构中获取我们需要访问的物理地址，将该物理地址再加上虚拟地址的低12位，便是最终我们要访问的物理地址。
通过页目录项我们可以知道页表项的物理地址，但是我们怎么知道页目录项的物理地址呢？
答案还是cr3寄存器，由于我们开启二级页表以后，可以在页目录项中获取页表的位置，因此cr3寄存器会存储我们页目录表的地址，因此CR3寄存器也称为页目录基址寄存器，结构如下图：
分页机制虽然足够灵活，但是却多了很多转换的步骤，这些步骤对于CPU来说还是比较麻烦的，如何可让CPU通过一个虚拟地址直接获取到物理地址呢，不再去查页目录项查页表呢？答案就是缓存。
快表TLB
这个缓存的名称就是快表TLB，结构如下图：
TLB中存储的是虚拟地地址高20位到物理地址高20位的映射关系。由于TLB是高速缓存，容量较小，因此只有页表项中标志位P为1的页表项才有资格在TLB中，如果TLB被装满，需要将很少使用的条目换出。TLB的维护也是由操作系统完成，关于TLB的更新主要由以下两种方法：
重新加载cr3寄存器，会重新加载整个TLB
使用invlpg指令对指定的缓存条目进行刷新
