前提：32位逻辑地址空间的计算机系统，三级页表，每个页中每个条目占4Byte，即32位的数据
以上前提是目前x86架构32位系统的真实情况
设：页大小为X（byte）
则：X/4就是每个页中可以存取的条目个数
两级页表的地址转化关系如图1所示：
图1：
假设在一个32位的条目中存放此内存的地址，则2*log2（X/4）就是图1中，p1+p2的位数。
2^(p1+p2)：系统可以寻址多少个页面
(x/4)^2：前两级页表共可以选择多少个entry，因为第一级页表entry个数是x/4，第二级相同，所以相乘既共有多少个entry
系统可以寻址的页面数目=前两级页表共可以选择多少个entry，即2^(p1+p2)=(x/4)^2====>2*log2（X/4）=p1+p2。
此外：如果页大小为X，那么为了偏移量能够寻址所有的X位，需要：2的d次方=X，即log2（X）=d。
然而由图一知，p1+p2+d=32，所以：
2*log2（X/4）+log2（X）=32
可以计算得到X=4096.即页的大小为4096bit=4k。
以上只是硬件在最充分利用资源情况下的方式，有人说为什么其他大小的页面（如8k）不行？不是不行，是这么做性能无法最优，为什么？解释如下：
前提如上面所述，如果页面大小是8k，d就必须等于13（2^13=8k），p1+p2=19；
此时每个entry还是4B，则每个页面共有entry=8K/4B=2048个；
假设用p2寻址2048个entry，则p2=11，此时p1=8；
问题来了，p1=8，则第一级页表只能寻址2^8=256个entry，此时第一级页表就有2048-256=1792个entry不能使用，这是多大的资源浪费？？？！！！
当然，系统其他地方的开销是需要平衡的，所以4k是一个综合评价后的结果。
但是，以后的大型系统，内存很可能上升到T级别，到那时在用4k页就是傻X。目前ARMv8 64位的Linux中，大内存情况下2M页是比较合理的，而且OS中对其支持很完美。
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