從 Linux 2.6.11 開始，內核使用了獨立於硬件架構的四級頁表。但支持幾級頁表應該是硬件支持爲標準，Linux 如何做到四級頁表的呢？
下面看一段頁表初始的代碼就知道了。
PKMAP 固定內存部分的頁表初始化
首先弄清，以下分析都是建立在配置了大於 1G 內存，並且未開啓 PAE 情況下的 X86 架構的一些宏的值。
一些觀點列出也都默認是以上條件下。
CallStack:
page_table_range_init (arch\x86\mm\init_32.c)
permanent_kmaps_init (arch\x86\mm\init_32.c)
pagetable_init (arch\x86\mm\init_32.c)
paging_init (arch\x86\mm\init_32.c)
setup_arch (arch\x86\kernel\setup.c)
start_kernel (init\main.c)
startup_32 (head_32.S)
static void __init
page_table_range_init(unsigned long start, unsigned long end, pgd_t *pgd_base)
{
int pgd_idx, pmd_idx;
unsigned long vaddr;
pgd_t *pgd;
pmd_t *pmd;
vaddr = start;
pgd_idx = pgd_index(vaddr);
pmd_idx = pmd_index(vaddr);
pgd = pgd_base + pgd_idx;
for ( ; (pgd_idx < PTRS_PER_PGD) && (vaddr != end); pgd++, pgd_idx++) {
pmd = one_md_table_init(pgd);
pmd = pmd + pmd_index(vaddr);
for (; (pmd_idx < PTRS_PER_PMD) && (vaddr != end);
pmd++, pmd_idx++) {
one_page_table_init(pmd);
vaddr += PMD_SIZE;
}
pmd_idx = 0;
}
}+------------------------------+
| PGD | PUD | PMD | PTE | PAGE |
+------------------------------+每一級對應在虛擬地址的偏移，加上掩碼可以計算出相應級的值
PGDIR_SHIFT 22
PUD_SHIFT 22
PMD_SHIFT 22
PAGE_SHIFT 12
相應級對應的虛擬地址中的位數
PGD PUD, PMD PTE PAGE
10, 0, 0, 10, 12
每一級中包含的項數(也是每一級中索引的上限 [0, x))
PTRS_PER_PGD 1024 (2^10)
PTRS_PER_PUD 1 (2^0)
PTRS_PER_PMD 1 (2^0)
PTRS_PER_PTE 1024 (2^10)
比如 PGD 有 10 位，則它可以表示 2^10 個表項， PUD 對應 0 位，則說明頁上層目錄中只有一個目錄項。
當要初始化一段虛擬地址對應的頁表時，首先根據虛擬地址得到其對應的 PGD 數組的項，pgd_inex(vaddr) 就是做這個工作的， 它是一個宏，
#define pgd_index(address) (((address) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))
這樣就得到了該虛擬地址對應 PGD 中的項的索引，這樣就得到了頁全局目錄項，該項中記錄了頁上級目錄的物理地址。
那麼問題來了，X86 只識別兩級頁表，而 Linux 代碼中分佈管理是以四級頁表實現的，如何實現這一點呢，首先要明確，代碼總是建立的硬件實現的基礎上，所以說 Linux 的四級頁表其實是虛擬的四級頁表，也就是在代碼實現上，好像是四級分佈，其實，是用了四級分頁的代碼，來填充兩級頁表，看 pmd_index 的實現便知道了。
#define pmd_index(address) (((address) >> PMD_SHIFT) & (PTRS_PER_PMD - 1))
其實頁目錄的計算都是既定的這些公式，只是規定的位偏移和長度不同而已，取出 PMD 在虛擬地址中對應的值，然後根據該項的取值範圍做掩碼，就可以得到在該級中的項的偏移，由於 PTRS_PER_PMD 爲 1，即該項的索引應該小於 1，即只能爲 0，但知道了項的索引值也不足以明白如何構建的二級頁表，那接着看下去。
當知道各級的項對應的索引後，就可以初始化整個頁表了，首先外層循環填充頁全局目錄，然後填充每一個頁全局目錄項對應的 PUD, PMD, 由函數 one_md_table_init 來實現，傳入頁全局目錄項的虛擬地址，返回頁中間目錄的虛擬地址，因爲只相當於兼容了三級頁表，所以 PUD 的初始化相當於省略掉了，它的實現只有兩條語句，
pud = pud_offset(pgd, 0);
pmd_table = pmd_offset(pud, 0);
pud_offset 得到 pud 的偏移， #define pud_offset(pgd, start) (pgd)， 它直接返回了 pgd 的地址，
pmd_offset 也同樣返回了 pud 的虛擬地址。也就是 pgd 項的地址，然後函數返回。
然後開始初始化頁中間目錄，循環設置每一項，其實只有一項，把這些項設置爲頁表的值， one_page_table_init 來設置頁表，首先申請一個頁表，然後賦值給相應的 pmd 項，這樣就依次把 page_table_range_init 傳入的這段虛擬地址的頁表給建立起來了。
總結一下，由於該架構只支持二級頁表，所以在計算 PUD 和 PMD 時，都是返回的傳入的上級目錄項虛擬地址，也就是 PGD 的目錄項虛擬地址。
按四級來分，示意圖如下：
PGD PUD PMD PT
+-----+ +-----+ +-----+ +-----+
| a |--->| a |-------------->| a |------------>| t0 |
+-----+ +-----+ +-----+ +-----+ +-----+ +-----+
| b |------------>| b |-------------->| b | | t1 |
+-----+ +-----+ +-----+ +-----+ +-----+ +-----+
| c |--->| c |-------------->| c | | t2 |
+-----+ +-----+ +-----+ +-----+
| ... | | ... |PUD 和 PMD 每個目錄只有一項，並且值與 PGD 相應的表項相同。
由於通過 PGD 項得到 PUD 目錄地址和通過 PUD 得到 PMD 基址時，返回的其實就是上一級目錄項的地址，參見 pud_offset pmd_offset，即 PUD 其實就是 PGD 中的一項，PMD 就是 PUD 相對應的目錄項，即 PGD 中的一項，那麼最終形成的頁表結構應該是：
PGD PT
+-------------+ +-----+ +------+
|a(PUD)(PMD) |-------------->| t0 |-------->| Page |
+-------------+ +-----+ +------+
| b | | t1 |
+-------------+ +-----+
| c | | t2 |
+-------------+ +-----+
| ... | | ... |即全局頁目錄頁，也是 PUD， 也是 PMD。
Linux 用宏配置，來實現了代碼上的四級頁表，但真實的兩級頁表。那麼當真實是多級頁表時，只需要配置相應級的偏移量(XXX_SHIFT)及對對應各級的目錄項範圍 (PTRS_PER_XXX) 就可以重用代碼了。
