前提：32位邏輯空間的計算機OS，兩級頁表，每個頁中每個條目佔4bytes，即32位的數據
以上前提是目前X86架構的32爲系統的真實情況；
設頁大小爲X（byte），則X/4爲每個頁可以存取的條目的個數，兩級頁表的地址轉換關係如下圖所示：
假設在一個32位的條目中存放此內存的地址，則2*log2（X/4）就是圖1中，p1+p2的位數；
2^(p1 + p2)：系統可以尋址多少個頁面
（X / 4）^2：前兩級頁表共可以選擇多少entry，因爲第一級頁表entry個數爲4，第二級相同；
系統可以尋址的頁面數目 = 前兩級頁表共可以選擇多少entry，即2^(p1 + p2) = (X / 4)^2====>2*log2(X / 4) = p1 + p2；
此外：如果頁大小爲X，那麼爲了偏移量能夠尋址所有的X位，需要：2的d次方 = X，即log2(X) = d；
由圖可知p1 + p2 + d = 32，即2*log2(X / 4) + log2(X) = 32====>X = 4096，即頁的大小爲4096bit = 4K；
以上只是硬件在最充分利用資源情況下的方式，有人說爲什麼其他大小的頁面（如8k）不行？不是不行，是這麼做就是傻x，爲什麼？解釋如下：
前提如上面所述，如果頁面大小是8k，d就必須等於13（2^13=8k），p1+p2=19；
此時每個entry還是4B，則每個頁面共有entry=8K/4B=2048個；
假設用p2尋址2048個entry，則p2=11，此時p1=8；
問題來了，p1=8，則第一級頁表只能尋址2^8=256個entry，此時第一級頁表就有2048-256=1792個entry不能使用，這是多大的資源浪費？？？！！！
當然系統其他地方開銷是需要平衡的，所以4K是一個綜合評價後的結果，但是以後的大型系統，內存可能上升到T級別，到那時再用4K頁就是傻X，目前ARM v8 64位的Linux中，大內存情況下2M是比較合理的，而且OS中對其支持的很完美；