如前所述，分页是将程序分成若干相同大小的页，每页4K个字节。如果不允许分页(CR0的最高位置0)，那么经过段机制转化而来的32位线性地址就是物理地址。但如果允许分页(CR0的最高位置1)，就要将32位线性地址通过一个两级表格结构转化成物理地址。
1. 两级页表结构
为什么采用两级页表结构呢？
在80386中页表共含
两级表结构的第一级称为页目录，存储在一个4K字节的页面中。页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，并指向第二级表。线性地址的最高10位(即位31~位32)用来产生第一级的索引，由索引得到的表项中，指定并选择了1K个二级表中的一个表。
两级表结构的第二级称为页表，也刚好存储在一个4K字节的页面中，包含1K个字节的表项，每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间10位(即位21~位12)进行索引，以获得包含页的物理地址的页表项，这个物理地址的高20位与线性地址的低12位形成了最后的物理地址，也就是页转化过程输出的物理地址，具体转化过程稍后会讲到，如图 2-21 为两级页表结构。
图2.21 两级页表结构
2. 页目录项
图 2-22的页目录表，最多可包含1024个页目录项，每个页目录项为4个字节，结构如图4.23所示。
图2.22 页目录中的页目录项
· 第31~12位是20位页表地址，由于页表地址的低12位总为0，所以用高20位指出32位页表地址就可以了。因此，一个页目录最多包含1024个页表地址。
· 第0位是存在位，如果P=1，表示页表地址指向的该页在内存中，如果P=0，表示不在内存中。
·
第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护，如图2.23 所示。
图2.23 由U/S和R/W提供的保护
· 第3位是PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式
· 第4位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。
· 第5位是访问位，当对页目录项进行访问时，A位=1。
· 第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。
· 第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用。
2. 页面项
80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用，如图2.24所示。
图2.24 页表中的页面项
第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。
4GB的存储器只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，存储器一共可以分成1024×1024=
3. 线性地址到物理地址的转换
当访问一个操作单元时，如何由分段结构确定的32位线性地址通过分页操作转化成32位物理地址呢？过程如图2.25所示。
图2.25 32位线性地址到物理地址的转换
第一步，CR3包含着页目录的起始地址，用32位线性地址的最高10位A31~A22作为页目录的页目录项的索引，将它乘以4，与CR3中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址。
第二步，从指定的地址中取出32位页目录项，它的低12位为0，这32位是页表的起始地址。用32位线性地址中的A21~A12位作为页表中的页面的索引，将它乘以4，与页表的起始地址相加，形成32位页面地址。
第三步，将A11~A0作为相对于页面地址的偏移量，与32位页面地址相加，形成32位物理地址。
4.扩展分页
从奔腾处理器开始,Intel微处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB，如图2.26所示：
在扩展分页的情况下,分页机制把32位线性地址分成两个域：最高10位的目录域和其余22位的偏移量。
图2.26 扩展分页