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虚拟地址格式与内核页表（四级页表）
在 x86 64bit 系统中，可以描述的最长地址空间为 2^64（16EB），远远超过了目前主流内存卡的规格，所以在 Linux 中只使用了 48bit 长度，寻址空间为 2^48（256TB），User Space 和 Kernel Space 各占 128T。寻址空间分别为：
- User Space：0x0000 0000 0000 0000～0x0000 7FFF FFFF F000，高 16bit 全 0。
- Canonical Address Space：0x0000 7FFF FFFF F000 - 0xFFFF 8000 0000 0000，无效地址空间。
- Kernel Space：0xFFFF 8000 0000 0000～0xFFFF FFFF FFFF FFFF，高 16bit 全 1。
由于内存空间的扩大，x86 64bit 系统中的虚拟地址格式由 5 部分组成，占 64bit 中的 48bit。相应的，Linux Kernel 在 v2.6.10 中实现了四级页表，后来又在 v4.11 中引入了五级的页表结构。
就四级页表而言，虚拟内存空间被划分成了 4 个层次结构，每一级都有一个页表来记录该层次的映射关系。
- PGD（Page Global Directory，全局页目录）
- PUD（Page Upper Directory，上级页目录）
- PMD（Page Middle Directory，中间页目录）
- PTE（Page Table Entry，页表项）
当 CPU 需要访问一个虚拟地址时，会执行以下页表遍历流程：
- 首先根据虚拟地址的 GLOBAL DIR（9bit），确定在 PGD 中的页表项，开始寻址 PUD。
- 再根据虚拟地址中的 UPPER DIR（9bit），确定 PUD 中的页表项，开始寻址 PMD。
- 再根据虚拟地址中的 MIDDLE DIR（9bit），确定 PMD 中的页表项，开始寻址 PTE。
- 再根据虚拟地址中的 TABLE ID（9bit），确定 PTE 中的页表项，开始寻址 Physical Page（物理内存页框）。
- 最后根据虚拟地址中的 OFFSET（12bit），确定 Physical Page 中的 Page Lane（页条）。
在页表遍历的过程中，如果找到对应的物理页框，则可以进行对应的内存读写操作。反之，如果遇到了寻址失败的情况，则说明对应的物理页框没有被分配或者被换出到外存了，此时需要进行相应的页表调度和页表交换操作。
四级页表的优点是它可以映射非常大的虚拟内存空间，并且每个进程的页表都是独立的，相互干扰。缺点是每次访问内存都需要遍历四级页表，这会导致一定的性能损失。并且，当 Linux 设定的虚拟页大小越小时，单个进程中的页表项和虚拟页也就越多，页表的层级也可能越多，查询性能就越低。同时也需要注意，页面并非是越大越好，因为过大的页面会造成内存碎片，降低了内存的利用率。
因此，Linux 采用了一些优化措施，如 TLB（Translation Look-aside Buffer）缓存等，来加速页表遍历的过程。
