分页机制在段机制之后进行，以完成线性—物理地址的转换过程。段机制把逻辑地址转换为线性地址，分页机制进一步把该线性地址再转换为物理地址。
硬件中的分页
分页机制由CR0中的PG位启用。如PG=1，启用分页机制，并使用本节要描述的机制，把线性地址转换为物理地址。如PG=0，禁用分页机制，直接把段机制产生的线性地址当作物理地址使用。分页机制管理的对象是固定大小的存储块，称之为页 (page)。分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成，在线性地址空间中的任何一页，可以映射为物理地址空间中的任何一页(我们把物理空间中的一页叫做一个页面或页框(page frame))。
80386 使用4K字节大小的页。每一页都有4K字节长，并在4K字节的边界上对齐，即每一页的起始地址都能被4K整除。因此，80386把4G字节的线性地址空间，划分为1G个页面，每页有4K字节大小。分页机制通过把线性地址空间中的页，重新定位到物理地址空间来进行管理，因为每个页面的整个4K字节作为一个单位进行映射，并且每个页面都对齐4K字节的边界，因此，线性地址的低12位经过分页机制直接地作为物理地址的低12位使用。
为什么使用两级页表
假设每个进程都占用了4G的线性地址空间，页表共含1M个表项，每个表项占4个字节，那么每个进程的页表要占据4M的内存空间。为了节省页表占用的空间，我们使用两级页表。每个进程都会被分配一个页目录，但是只有被实际使用页表才会被分配到内存里面。一级页表需要一次分配所有页表空间，两级页表则可以在需要的时候再分配页表空间。
两级页表结构
两级表结构的第一级称为页目录，存储在一个4K字节的页面中。页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，并指向第二级表。线性地址的最高10位(即位31~位32)用来产生第一级的索引，由索引得到的表项中，指定并选择了1K个二级表中的一个表。
两级表结构的第二级称为页表，也刚好存储在一个4K字节的页面中，包含1K个字节的表项，每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间10 位(即位21~位12)进行索引，以获得包含页的物理地址的页表项，这个物理地址的高20位与线性地址的低12位形成了最后的物理地址，也就是页转化过程输出的物理地址。
页目录项
第31~12位是20位页表地址，由于页表地址的低12位总为0，所以用高20位指出32位页表地址就可以了。因此，一个页目录最多包含1024个页表地址。
第0位是存在位，如果P=1，表示页表地址指向的该页在内存中，如果P=0，表示不在内存中。
第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护。
第3位是PWT(Page Write-Through)位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存(RAM)也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式
第4位是PCD(Page Cache Disable)位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。
第5位是访问位，当对页目录项进行访问时，A位=1。
第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。
第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用。
页面项
80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用。
第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。
4GB的内存只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，内存一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节，所以，存储器的大小正好最多为4GB。