以上前提是目前x86架構32位系統的真實情況
設：頁大小為x（byte）
則：x/4就是每個頁中可以訪問的條目個數
圖1：假設在乙個32位的條目中存放此記憶體的位址，則2*log2（x/4）就是圖1中，p1+p2的位數。
2^(p1+p2)：系統可以定址多少個頁面
(x/4)^2：前兩級頁表共可以選擇多少個entry，因為第一級頁表entry個數是x/4，第二級相同，所以相乘既共有多少個entry
系統可以定址的頁面數目=前兩級頁表共可以選擇多少個entry，即2^(p1+p2)=(x/4)^2====>2*log2（x/4）=p1+p2。
此外：如果頁大小為x，那麼為了偏移量能夠定址所有的x位，需要：2的d次方=x，即log2（x）=d。
然而由圖一知，p1+p2+d=32，所以：
2*log2（x/4）+log2（x）=32
可以計算得到x=4096.即頁的大小為4096bit=4k。
以上只是硬體在最充分利用資源情況下的方式，有人說為什麼其他大小的頁面（如8k）不行？不是不行，是這麼做效能無法最優，為什麼？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定址2048個entry，則p2=11，此時p1=8；
問題來了，p1=8，則第一級頁表只能定址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，系統其他地方的開銷是需要平衡的，所以4k是乙個綜合評價後的結果。
但是，以後的大型系統，記憶體很可能上公升到t級別，到那時在用4k頁就是傻x。目前armv8 64位的linux中，大記憶體情況下2m頁是比較合理的，而且os中對其支援很完美。
解答 x86架構下，頁面大小為什麼是4K？
前提 32位邏輯位址空間的計算機系統，頁表，每個頁中每個條目佔4byte，即32位的資料 以上前提是目前x86架構32位系統的真實情況 設 頁大小為x byte 則 x 4就是每個頁中可以訪問的條目個數 圖1 假設在乙個32位的條目中存放此記憶體的位址，則2 log2 x 4 就是圖1中，p1 p2...
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