我们很容易在网上找到这样一段话，这段话其实是来自于《深入理解linux内核》
Linux分页机制：
作为一个通用的操作系统，Linux需要兼容各种硬件体系，包括不同位数的CPU。对64位的CPU来说，两级页表仍然太少，一个页表会太大，这会占用太多宝贵的物理内存。Linux采用了通用的四级页表。实际采用几级页表则具体受硬件的限制。

四种页表分别称为： 页全局目录、页上级目录、页中间目录、页表。对于32位x86系统，两级页表已经足够了。Linux通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为0，彻底取消了页上级目 录和页中间目录字段。不过，页上级目录和页中间目录在指针序列中的位置被保留，以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。

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很明显这段话是很难理解的，最难理解的地方是：“Linux通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为0”，我曾经对这段话产生两种理解：

我的第一个理解，大概是和这个帖子类似的：http://www.linuxdiyf.com/viewarticle.php?id=183360

pud和pmd全为0，那该是什么样子啊？这样的话，一个虚拟地址岂不是有一部分必须为0，那么linux内核岂不是不能寻址到4G空间，为了解释我内心的矛盾，我善意的将pud和pmd理解为只有1位，并且这一位为0，于是就是这个样子。


这样的话，pud和pmd都占有两位，并且pud和pmd都会占一页，并且只用了这一页的第一项，巨大的浪费啊，我那时如此感叹。


我产生的第二种理解是，pud和pmd所指向的页表的内容全部为0，把上面的那张图略微p一下，来解释我是怎么理解的。



我以为那个页全部为0 ，那么所有的pmd其实寻找的都是物理地址为0的页了，而物理地址为0的页的每一项都是0。
但是等等，所有的虚拟地址都会经过物理地址0来寻找页，怎么可能，我很快知道了我这种想法的错误。

后来我诞生了第三种想法，和第一种想法类似，pud和pmd不在虚拟地址中占位，但是它们的值默认为0，pgd找到一页后，会取这一页（pud）的第一项继续找，找到一页（pmd）再用这一页的第一项找pte,虽然这种情况下，还是多占用了两个页，但是至少不占地址空间了，大概如下面这位仁兄这么想。
http://bbs.chinaunix.net/thread-1919185-1-1.html

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再也不能忍受这种情况了，我决定去内核源代码里去寻找。
相关的头文件为：include/asm-generic/      pgtable.h pgtable-nopmd.h pgtable-nopud.h  
源代码在：          arch/x86/mm/pgtable.c
当然必要时肯定要参照其他架构下的代码。

首先假设给我们一个虚拟地址，我们自己的想法是什么呢？
1. 根据address的golbale_dir+a3,得到pud_offset
2. pud_offset + upper_dir 得到pmd_offset
3. pmd_offset + middle_dir 得到pte_offset
4. pte_offset+ table 得到页表
5.page_table+offset得到这个地址的这个字节。

内核源代码也是这个流程，除去错误处理，代码如下：
pud = pud_offset(pgd, address); 
pmd = pmd_offset(pud, address);
pte   = pte_offset_kernel(pmd, address);
下面的没有了，我猜测是因为要做大页小页，或者其他情况的区分，不过我们可以自己猜测，继续下去是这个样子。
//pg = pg_offset(pte,address);
//pa = paddr(pg,address);
我们不管这两个我臆造的函数，看看前面三个函数都做了些什么。

在有全部四级分页的情况下，pud_offset pmd_offset pte_offset_kernel的代码如下：
static inline pud_t *pud_offset(pgd_t *pgd, unsigned long address)
{
    return (pud_t *)pgd_page_vaddr(*pgd) + pud_index(address);
}
static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address) 
{
    return (pmd_t *)pud_page_vaddr(*pud) + pmd_index(address);
}
static inline pte_t *pte_offset_kernel(pmd_t *pmd, unsigned long address) 
{
    return (pte_t *)pmd_page_vaddr(*pmd) + pte_index(address);
}
可以说，这三个函数没有任何出乎我们意料，或者难以理解的部分，就是按照我们的想法走的。
然后在nopud和nopmd的时候，是什么样子的呢？
static inline pud_t * pud_offset(pgd_t * pgd, unsigned long address)
{
    return (pud_t *)pgd;
}
static inline pmd_t * pmd_offset(pud_t * pud, unsigned long address)
{
    return (pmd_t *)pud;
}
这样一来，两级分页的时候，虚拟地址还是被分成了三个部分，pgd，pg，offset，根本没有pgd和pmd好吗！！！！
pud = pud_offset(pgd, address); 
pmd = pmd_offset(pud, address);
pte   = pte_offset_kernel(pmd, address);
上面这样的流程，直接变成了
pte  = pte_offset_kernel(pgd,address);了。
那么现在在理解作者的那句话，全部置为0 ，就是说根本没有了。


有意思的是我在pgtable_nommu.h里看到pmd_offset的宏定义如下：
#define pmd_offset(a, b) ((void *)0)
那么我猜想，其实这是让虚拟地址直接对应物理地址了，说是转换了，其实没转换。

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其实，这么分析下来，我最大的疑问是：内核里为什么会有这样的代码？这些代码什么情况下被调用。
我的意思是说，难道一个虚拟地址到物理地址的转换难道不是硬件完成的吗？难到cpu遇到一个访问内存的指令，就说啊哈，要访问内存了，
怎么把虚拟地址变成物理地址呢？我们执行内核里上面的代码吧。
这可能吗？上面的代码被编译后也是指令，难道为了执行一条指令每次都要执行这些指令才能得到物理地址？（注意这些并不是缺页异常的处理程序。）

我知道肯定不是这样的，内核之所以会拥有这些代码，是因为或许有某种需求需要内核显式的管理内存，或者需要感知整个内存的使用情况时才需要调用这些函数，
说白了是为了内核的管理功能（尽管我不知道是什么），而不是一个程序的执行过程中的虚拟到物理的转换要执行这些代码。

我的理解对吗？

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遇到问题的时候多看内核代码是解决疑问的唯一方法。书只能作为参考，而且有时已经过时了。比如slab内存分配，其实在新内核里基本都用的slub，不但更加简单而且也更实用。