第一種方法是採用多級頁表。一個簡單的例子如圖所示。在圖a中，32位的虛擬地址被劃分爲10位的PT1域、10位的PT2域和12位的Offset（偏移量）域。因爲偏移量是12位，所以頁面長度是4KB，共有220 個頁面。
引入多級頁表的原因是避免把全部頁表一直保存在內存中。特別是那些從不需要的頁表就不應該保留。比如一個需要12MB內存的進程，其最底端是4MB的程序正文段，後面是4MB的數據段，頂端是4MB的堆棧段，在數據段上方和堆棧段下方之間是大量根本沒有使用的空閒區。
考察圖b例子中的二級頁表是如何工作的。在左邊是頂級頁表，它具有1024個表項，對應於10位的PT1域。當一個虛擬地址被送到MMU時，MMU首先提取PT1域並把該值作爲訪問頂級頁表的索引。因爲整個4GB（32位）虛擬地址空間已經被分成1024個4MB的塊，所以這1024個表項中的每一個都表示4MB的虛擬地址空間。
由索引頂級頁表得到的表項中含有二級頁表的地址或頁框號。頂級頁表的表項0指向程序正文的頁表，表項1指向數據的頁表，表項1023指向堆棧的頁表，其他的表項（用陰影表示的）未用。現在把PT2域作爲訪問選定的二級頁表的索引，以便找到該虛擬頁面的對應頁框號。
下面看一個示例，考慮32位虛擬地址0x00403004（十進制4 206 596）位於數據部分12 292字節處。它的虛擬地址對應PT1=1，PT2=2，Offset=4。MMU首先用PT1作爲索引訪問頂級頁表得到表項1，它對應的地址範圍是4M～8M。然後，它用PT2作爲索引訪問剛剛找到的二級頁表並得到表項3，它對應的虛擬地址範圍是在它的4M塊內的12 288～16 383（即絕對地址4 206 592～4 210 687）。這個表項含有虛擬地址0x00403004所在頁面的頁框號。如果該頁面不在內存中，頁表項中的“在/不在”位將是0，引發一次缺頁中斷。如果該頁面在內存中，從二級頁表中得到的頁框號將與偏移量（4）結合形成物理地址。該地址被放到總線上並送到內存中。
值得注意的是，雖然在圖中虛擬地址空間超過100萬個頁面，實際上只需要四個頁表：頂級頁表以及0～4M（正文段）、4M～8M（數據段）和頂端4M（堆棧段）的二級頁表。頂級頁表中1021個表項的“在/不在”位都被設爲0，當訪問它們時強制產生一個缺頁中斷。如果發生了這種情況，操作系統將注意到進程正在試圖訪問一個不希望被訪問的地址，並採取適當的行動，比如向進程發出一個信號或殺死進程等。在這個例子中的各種長度選擇的都是整數，並且選擇PT1與PT2等長，但在實際中也可能是其他的值。
圖所示的二級頁表可擴充爲三級、四級或更多級。級別越多，靈活性就越大，但頁表超過三級會帶來更大的複雜性，這樣做是否值得令人懷疑。