多層分頁表
為 64 位元定址空間準備一個扁平分頁表會大得不可能——其中大部分都涵蓋著沒有程式碰過的位址。解法和圖書館不用一張巨型索引卡、而用一棵較小表所組成的樹一樣：你只建立你真正造訪的分支。多層分頁表（multi-level page table）是一個表的層級結構，每一層把位址縮小一點，直到最後一層指出頁框。
以下用淺白步驟說明查詢如何「走」這棵樹，採 x86-64 上常見的四層架構。虛擬分頁號碼被切成數個小段，每層一段。頂層暫存器（cr3）指向第一層表；位址的第一段拿去索引它，找到第二層表的實體位址；下一段索引那張表，找到第三層表；以此類推，直到最後一段索引最後一張表、得到頁框，再與偏移量結合。好處是稀疏性：若定址空間有一整塊沒用到，它對應的上層表項就直接標成空的，底下的表根本不存在，於是一個只用幾 MiB 的行程只需要少少幾張小表，而不是一張巨大的扁平表。
代價是現在一次完整轉譯需要好幾次記憶體讀取（每層一次）——這稱為「分頁表走訪（page-table walk）」。這正是 TLB 存在的原因：它快取最終答案，讓常見路徑跳過這多層走訪。日常寫程式時你很少想到層數，但這個結構解釋了為什麼碰觸四處亂散的位址，會比碰觸鄰近的位址慢（更多 TLB 未命中、更多走訪）。
在 x86-64 上採四層、4 KiB 分頁時，48 位元的虛擬分頁號碼被切成四個 9 位元的索引外加 12 位元的偏移量。硬體依序讀四張表，每個索引挑出下一張表，直到第四張給出頁框。若只用了 8 MiB，上層的表項幾乎全是空的，因此只存在寥寥幾張表。
四張小表，取代一張大得不可能的扁平表。
層數越多，表越稀疏、越省儲存，但 TLB 未命中時的走訪越長。這棵樹之所以省記憶體，正是因為沒用到的區域不花任何成本；這也是為什麼一個行程能擁有巨大的定址空間，實際的分頁表佔用卻很小。