cpu的MMU開啓後，cpu的尋址過程如下：CPU任何時候發出的地址都是虛擬地址，這個虛擬地址發給MMU後，MMU通過頁表在頁表裏面查出這個虛擬地址對應的物理地址是什麼，從而去訪問外面的內存條。MMU裏面的頁表地址寄存器，記錄了頁表本身存放的位置。
現在我們假設每一頁的大小是4KB，而且假設頁表只有一級。這個頁表長成下面這個樣子，頁表的每一行是32bit。
當CPU訪問虛擬地址0的時候，MMU會去查上面頁表的第0行，發現第0行沒有命中，於是無論以何種形式（R讀，W寫，X執行）訪問，MMU都會給CPU發出page fault，CPU會自動跳到fault的代碼去處理fault。
當CPU訪問虛擬地址4KB的時候，MMU會去查上面的頁表的第1行（4KB/4KB），發現第一行命中，如果這個時候
用戶是執行讀或者執行，則MMU去訪問內存條的6MB的這個地址，因爲頁表裏面記錄該頁的權限是RX；
用戶是去寫4KB，由於頁表裏面的第一行記錄的權限是RX，沒有記錄你有的寫權限，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳轉到fault代碼去處理fault。
當CPU訪問虛擬地址8KB+16的時候，MMU會去查上面頁表的第2行（8KB/4KB=2）,發現第2行命中了物理地址8M，這個時候，MMU會去訪問內存條的8MB+16的這個物理地址。當然，權限檢查也是需要的。
當CPU訪問虛擬地址3GB的時候，MMU會去查詢上面頁表的第3GB/4KB行，頁表命中了，查到虛擬地址3GB對應的物理地址是0，於是MMU去訪問內存條上的地址0.但是，這個訪問分成2種情況。
cpu在執行用戶態程序的時候，去訪問3GB，由於頁表裏面記錄的U+K權限只有K，所以U沒有權限的，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳轉到fault
cpu在執行內核態程序的時候，去訪問3GB，由於頁表裏面記錄的U+K的權限只有K，所以K是有權限的，MMU不會給CPU發出page fault，程序正常執行。
由此可以得知，如果頁表只有1級，每4KB的虛擬地址空間就需要頁表裏面的一行（32bit），那麼CPU要覆蓋到整個4GB的內存，就需要這個頁表的大小是：
4GB/4KB*4=4MB.
注意頁表是無縫全覆蓋，你頁表不覆蓋，CPU訪問虛擬地址的時候，MMU都不知道查哪裏了…
所以，這個頁表的大小是4MB，覆蓋了整個0-4G的虛擬地址空間，任何一個虛擬地址，都可以用這個地址的高20位（由於一頁是4KB，低12位就是頁內偏移了），作爲頁表這個表的行號去讀對應的頁表項。
這個查表的過程，由MMU硬件自動完成。
現在我們假設在linux系統裏面有2個進程，一個是微信，一個chorm，他們的頁表分別如下：
當CPU在執行微信的時候，LINUX會把微信頁表的物理地址255MB，填入MMU的頁表地址寄存器，於是這個時候，微信的頁表生效。根據頁表內容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的6MB的物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的8MB物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的0MB物理地址；
當CPU在執行chorm的時候，linux會把chorm的頁表的物理地址280，填入MMU的頁表地址寄存器，於是這個時候，chorm的頁表生效，微信的頁表淡出。根據頁表內容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的100MB物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的200MB的物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的0MB的物理地址。
上面我們發現一個共同點，微信和chorm去訪問3GB虛擬地址的時候，最終MMU訪問的都是0MB這個物理地址，具體的原因很簡單，微信和chorm，這兩個頁表裏面，3GB/4KB這一行，裏面填的是完全一樣的東東。
多級頁表：真實的存在
上面我們發現，如果採用一級頁表的話，每個進程都需要1個4MB的頁表，這個空間浪費很大，於是我們可以採用2,3級頁表的。舉例如下，假設我們用地址的高10位作爲一級頁表的索引，中間10位作爲2級頁表的索引。CPU訪問虛擬地址16，這個地址如果分解爲10/10/12位的話，就是這個樣子。
那麼MMU會用0這個下標去訪問一級頁表（一級頁表的地址填入MMU的頁表地址寄存器）的第0行，第0行的內容寫的是2MB(此處不再是最終的物理地址，而是二級頁表的物理地址),證明二級頁表的地址在2MB，於是MMU自動去以中間的10位作爲下標，去查詢位置在2MB的二級頁表,在2級頁表裏面，最終查到第0頁(地址範圍0x00000000~0x00000FFF)這個虛擬地址的物理地址是1GB，於是MMU去訪問內存條的1GB+16這個物理地址。
據以上分析，1級頁表佔據的內存是2的10次方，再乘以4，即4KB。而每個二級頁表，也是2的10次方，再乘以4，即4KB。分級機制的主要好處是，二級頁表不是一定存在了，比如一級頁表的第2行不命中，也即如下地址都無效的話：
那麼這一行對應的二級頁表，就整個都不需要了，於是就省掉了這段區間4KB二級頁表的內存佔用。頁表當然還有是三級甚至更多。
至於有多級頁表的時候，其實MMU也只需要知道一級頁表的基地址即可。每次切換進程的時候，把一級頁表的地址重新填入MMU，把新的進程的頁表激活即可。