メモリ管理ユニット
OS はハッシュテーブルから1つのエントリを捨てて空きを作り、新たなエントリをそこに入れる。新たなエントリは、通常の木構造のページテーブルを参照することで得る方式もあるし、低速になるがメモリ効率のよい方法としてもっと根本的なメモリ管理のデータ構造を辿って得る場合もある。NXビット制御のサポートはセグメントレジスタで行われているため、256 MiB 単位となる。
この方式の問題は、ハッシュ関数を使うため、キャッシュ上の局所性に乏しい点である。木構造のページテーブルでは、仮想アドレス上近いエントリは近い場所に配置される。PowerPC での OS はこの問題の影響を小さくするため、なるべくハッシュテーブルの大きさを小さくする必要がある。
また、プロセスのページテーブルエントリを削除するのも時間がかかる。これに対処するために OS はなるべくセグメントレジスタの再利用を遅らせようとする。あるいは、メモリの浪費を承知の上で、プロセス単位にハッシュテーブルを持つことも考えられる。G1 ではページテーブルエントリの探索は行わないが、ハッシュ値の生成まではハードウェアが行い、OSがその先を行う。従って、OS が TLB の書き換えを行う。G2、G3 と初期の G4 では、ハードウェアでハッシュテーブルを探索する。最近のチップでは OS がどちらの方式にするかを選択できる。ハードウェアでハッシュテーブル探索しない場合、OS は一般的な木構造のページテーブルを使うことができる。
PA-RISCでは、ハッシュ・ページ・テーブルと呼ばれるより複雑な構造でアドレス変換を行っている。この機構はIA-64にも受け継がれているため、IA-64は一般的なページング方式とPAライクなハッシュ方式とIA-32モードでのセグメント方式の3つの方式をサポートしている。
MIPSアーキテクチャのMMUは実質的にTLBの機能のみで、OSが直接TLBを書き換えるようになっている。ページテーブルの構造は規定されていないため、OSはTLBミスに起因するページフォルトのペナルティを軽減する条件の下で、OS自身のメモリモデルに最適なページテーブル設計を採用することができる。また、TLBエントリからOSのプロセス(実質的にはアドレス空間)を引くための支援機能が当初からサポートされている。