之前页表结构的不足
之前的页表结构看起来挺好的呀，有什么问题呢？
如果每个页的大小是4k，也就是2的12次方。如果是32位的地址话，也就是说，有2的20次方个页。
那么对应到页表，也就说页表应该有2的20次方个项。因为每个项表示的是一个内存地址，也就说一个项的大小是32位，也就是4个字节。
这样算下来，对应于一个32位的内存地址，一个页表应该4M大小。看起来还可以接受啊。
但注意，每个进程都有一个页表。看下，我的电脑现在有280个进程，也就说如果采用之前的结构，光页表结构就得占用280*4M=1120M，大约1个G的大小。如果是64位系统，会更加可怕。
引入多级页表
之前的一级页表，我们对于32位系统，4k为一页的时候，我们如果要去访问2的20次方的页表，去查找空闲空间，或者访问某一个页内数据。
现在，我们采用多级页表，如上图所示的是二级页表。
我们如果想访问某一个地址，我们首先通过一个页目录号，在第一个页表（页目录表）中获得一个地址。这个地址指向第二个页表的开始位置，然后用页号作为偏移，在第二个页表中获得地址，进而访问内存中的块。
想象这样一个场景：如果，你现在有一本书，你想跳转到某一页。这本书每一页都没有页码，只有目录有相关页码。
我们想要翻到的页码，提供这些信息：
- 它是属于内存相关内容的
- 它在所在章节开始位置处的第60页
于是，你打开了目录，但是这个目录也跟平时不一样，它只有显示每一章的页码，比如：第一章，进程，100页；第二章，内存，200页。没有节的页码。
现在，我们想访问的内容知道是属于第二章的，于是我们直接来到第200页。
（我们从页目录表来到了第二级页表）。
最后我们从这个位置，往后找到第60页的位置。
（从二级页表偏移页号找到对应的页）
多级页表的内存占用
多级页表的内存占用和 页目录号、页号的位数分配有关系。假定我们假设页目录号、页号各占10位。
在 Linux 0.11 中，页目录号是所有进程共享的，有的系统每个进程都有一个页目录号，当然也都有一个页表。
所以，一个进程中有2的10次方（1K）的页目录表 和 2的10次方（1K）的页号。因为每个表项大小为4字节，总共，一个进程才占 8K 而已。比之前的 4M，大大节省了内存。
快表
至此，看起来，已经优化的差不多了。
但是，人们不止于此，想进一步提高性能。那么如何提高性能呢？
缓存。
对于很多大量需要访问的问题，都使用缓存，利用了程序的局部性原理。像我们的CPU的多级缓存都是使用这种原理。但是，一般缓存使用的寄存器价格都比较昂贵，所以一般存储都有限。
快表，实质上也是缓存。
快表，TLB（translation lookasider buffer），翻译后备缓冲器。
他就是保存最近的访问的一些查表信息，如果有一个新的地址需要去访问，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实实查询，如果可以找到，直接返回结果。
更多细节，我们在后面讲解。