操作系统中的多级页表到底是为了解决什么问题？
页表在哪里？
一般来说，任何进程切换都会暗示着更换活动页表集。Linux内核为每一个进程维护一个task_struct结构体（即进程描述符PCB），task_struct->mm_struct结构体成员用来保存该进程的页表。在进程切换的过程中，内核把新的页表的地址写入CR3控制寄存器。CR3中含有页目录表的物理内存基地址，因此该寄存器也被称为页目录基地址寄存器PDBR（Page-Directory Base address Register）。
MMU是什么？
MMU是CPU的一部分，每个处理器core都有一个MMU，包含：
- TLB：是页表的高速缓存，存储着最近转化的一些目录项
- Table Walk Unit：负责从页表中读取虚拟地址对应的物理地址
虚拟地址怎么转化为物理地址？
对于每次转换，MMU首先在TLB中检查现有的缓存。如果没有命中，根据CR3寄存器，Table Walk Unit将从内存中的页表查询。
二级页表的内存占用
做个简单的数学计算，假设虚拟地址空间为32位（即4GB）。
每个页面映射4KB以及每条页表项占4B：
- 一级页表：进程需要1M个页表项（
4GB / 4KB = 1M, 2^20个页表项），即页表（每个进程都有一个页表）占用4MB（1M * 4B = 4MB）的内存空间。 - 二级页表：一级页表映射4MB（2^22）、二级页表映射4KB，则需要1K个一级页表项（
4GB / 4MB = 1K, 2^10个一级页表项）、每个一级页表项对应1K个二级页表项（4MB / 4KB = 1K），这样页表占用4.004MB（1K * 4B + 1K * 1K * 4B = 4.004MB）的内存空间。
多级页表的内存空间占用反而变大了。
多级页表为什么省内存？
二级页表可以不存在
我们反过来想，每个进程都有4GB的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到4GB，何必去映射不可能用到的空间呢？
也就是说，一级页表覆盖了整个4GB虚拟地址空间，但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算，假设只有20%的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有0.804MB（1K * 4B + 0.2 * 1K * 1K * 4B = 0.804MB），对比单级页表的4M是不是一个巨大的节约？
那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？我们从页表的性质来看，保存在主存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址；假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有1M个页表项来映射，而二级页表则最少只需要1K个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。
二级页表可以不在主存
其实这就像是把页表当成了页面。回顾一下请求分页存储管理，当需要用到某个页面时，将此页面从磁盘调入到内存；当内存中页面满了时，将内存中的页面调出到磁盘，这是利用到了程序运行的局部性原理。我们可以很自然发现，虚拟内存地址存在着局部性，那么负责映射虚拟内存地址的页表项当然也存在着局部性了！这样我们再来看二级页表，根据局部性原理，1024个第二级页表中，只会有很少的一部分在某一时刻正在使用，我们岂不是可以把二级页表都放在磁盘中，在需要时才调入到内存？我们考虑极端情况，只有一级页表在内存中，二级页表仅有一个在内存中，其余全在磁盘中（虽然这样效率非常低），则此时页表占用了8KB（1K * 4B + 1 * 1K * 4B = 8KB），对比上一步的0.804MB，占用空间又缩小了好多倍！
参考如下：
https://www.cnblogs.com/justin-y-lin/p/11270209.html
https://www.starlab.io/blog/deep-dive-mmu-virtualization-with-xen-on-arm