例如 使用者態通過brk申請了一塊記憶體，後續訪問這塊記憶體的0x00007f88f16a4690這塊位址會發生什麼？
首先，x64核心是4級頁表，根據x64對線性位址的劃分，可以計算出0x00007f88f16a4690這位址的pgd索引是 255， pud索引是 35， pmd索引是 395， pte索引是 164。
因為x64體系結構，pgd索引為 47~39 bit，pud索引為 38~30 bit，pmd索引為 29~21 bit，pte索引為 20~12 bit。
首先，從current->mm->pgd取出全域性頁表的首位址，current->mm->pgd是pgd_t型別資料結構，其實就是8位元組的unsigned long位址，所以根據 pgd索引可以獲得pgd = current->mm->pgd + 255，
接著，取出的pgd中，即獲取*pgd中的值，也是乙個unsigned long的值。
*pgd為null的話，建立乙個page1，page1的頁框號，就儲存在 pgd中，而pud的值，就是該page的對應的虛擬位址加上358位元組，換句話說，*pgd具體存著pud的頁框號，通過該頁框號，能夠找到page，然後通過
記憶體偏移能夠找到當前位址對應的pud。
同理，*pud 為null的話，也會建立乙個page2，pud 儲存page2的頁框號，pmd就是page2的虛擬位址加上 3958。
最後，*pmd為null的話，建立乙個page3，pmd存入page3的頁框號，pte的位址就是page3的虛擬位址加上 1648。
用圖來描述，就是下面這樣子：
mm->pgd
----
| 0 |
----
. .
. *pgd
---- pgd ----
| 255| -> | 0 |
---- ----
. .
. . *pud
. ---- pud ----
---- | 35 | -> | 0 |
| 511| ---- ----
---- . .
. . *pmd
---- ---- pmd ----
| 511| | 395| -> | 0 |
---- ---- ----
. .
. .
---- ---- pte(8位元組)
| 511| | 164| <-
---- ----..
----
| 511|
----
物理記憶體的建立是在函式do_anonymous_page中完成。do_anonymous_page函式中，對於讀操作，分配乙個zero page，它是乙個固定的頁，啟動就分配好的頁，因為走到do_anonymous_page
這步時，必然是因為虛擬記憶體對應的屋裡記憶體還未建立，所以此時使用者態的read型別的操作，返回0即可，其實返回任意資料即可。且將這個pte標記沒有設定成可寫。這樣意味著
後續的寫操作，會申請新的page，這個page才是虛擬位址對應的物理記憶體。（在do_wp_page中處理）。
回到上面的圖，我們來看一下，乙個程序最壞情況下，乙個程序頁表最大會多大？看上圖，乙個pmd 4k，乙個pud有512個pmd，乙個pgd有512個pmd，總共512個pgd，
所以總共會消耗記憶體：4k512512*512 = 549755813888 bytes = 512g。還有一種更簡單的演算法，就是64bit有效位址範圍是48位元組，所以總共記憶體2^48，而又被4k大小的page分割，所以
會被劃分成 248/212 個 page，而乙個page需要8位元組的pte來表示所以(248/212)*2^3 = 2^39 = 549755813888 = 512g。
這個pte就是被會快取在tlb中，可見上面極端情況下，乙個程序會有 549755813888/8 個pte表，如果程序申請的記憶體夠大，訪問夠隨機，基本次次tlb miss。
上面描述的pagesize是4k，如果pagesize大一點會怎麼樣。我們舉個極端例子，記憶體是512gb，pagesize是256gb，顯然，乙個程序只需要2 pte就能構建虛擬位址和物理位址對映關係。
而pte的數量急劇減少，被tlb淘汰的概率幾乎沒有。但是劣勢也非常明顯，如果程序開闢1位元組的記憶體，就需要申請乙個256g的page。
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