每個進程都擁有4G（2的32次方）的虛擬地址空間。在實際編程過程中，指針中存放的地址也都是32位的線性地址（虛擬地址），經過頁目錄、頁表等分頁機制變換以後可以得到真正的物理地址，而這個物理地址也是32位的。對於32位的CPU來說沒有任何問題，因爲它的地址總線是32位的，尋址空間也就是2的32次方（4G）。那麼問題就出來了：CPU的尋址空間是2的32次方（4G），程序要訪問的物理地址（線性地址經過分頁機制變換以後得到地址）也是32位的，這種情況下的內存應該至少是4G纔對，而平時我們自己用的計算機才一兩個G（比如說就1個G），那麼這時候的內存是怎麼編址的呢（1G內存只要30根地址線就夠了，相應的的物理地址位數只要30位就行了，用不了32位啊）？
的確1G的物理內存虛擬出4G的虛擬內存，進程在使用內存時額外的3G空間是哪來的呀？這時內存分頁機制就發揮它的功效了。
我們知道在內核空間kmalloc函數和__get_free_page函數使用的地址範圍（虛擬地址）和物理內存的地址範圍是一一對應的。兩者只是相差一個偏移（offset）。這是一種線性地址。若我們用vmalloc函數則不然，它所分配的物理內存在地址上是不連續，對於這些不連續地址的管理linux hacker通過創建struct page數據結構來實現。也就是我們所說的頁表。
ps：在ARM處理器中32位的線性地址被分爲3段：
[31:22]存放頁目錄項地址，即存放要尋址的內存在 頁目錄表 的第幾項，頁目錄表中的每項稱爲頁目錄項，也目錄項中存放的是頁表的地址（指物理地址）
[21:12]存放頁表項地址，即內存在 頁表 的第幾項，頁表的每項稱爲頁表項，頁表項存放的是該頁的物理地址
[11:0]存放頁內偏移地址，通過該值就可以在上面所述的頁中找到內存
頁目錄表地址存放在CP15協處理器中。
而線性地址空間與物理地址空間大小不一致，這才導致產生了分頁機制。
當需要使用不在物理內存中的頁面時，會產生請求調頁，然後操作系統負責內存頁的換入換出。當線性地址轉換到物理地址，而物理地址不足4G（比如1G），操作系統可以給你分配內存。你在線性地址空間得到了需要的內存，而物理內存上通過換頁機制也可以滿足。（假如你想使用3G開始的1頁地址空間，操作系統會把任意空閒的1頁內存給你使用）若真正意義上的內存只有1G。4G到1G，必須得借用硬盤空間。而一個線性地址對應一個物理地址。一個物理地址可能對應好幾個線性地址。但是，使用中的那個會被放在內存，不使用的放在硬盤。由於程序的所謂“局部性”原理，一般這樣做不會有問題。當同時使用內存需求大於1G時，機器就會“很卡”，因爲操作系統不斷地在換入換出內存頁。
參考：