前提：32位逻辑空间的计算机os，两级页表，每个页中每个条目占4bytes，即32位的数据
以上前提是目前x86架构的32为系统的真实情况；
设页大小为x（byte），则x/4为每个页可以存取的条目的个数，两级页表的地址转换关系如下图所示：
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entry，因为第一级页表entry个数为4，第二级相同；
系统可以寻址的页面数目 = 前两级页表共可以选择多少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；
由图可知p1 p2 d = 32，即2*log2(x / 4) log2(x) = 32====>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，是这么做就是傻x，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，内存可能上升到t级别，到那时再用4k页就是傻x，目前arm v8 64位的linux中，大内存情况下2m是比较合理的，而且os中对其支持的很完美；