页表的创建
kmalloc内存使用了umapped内存，直接对地址偏移即可寻址物理内存，这里不考虑。
考虑用户态内存和vmalloc，都用到了虚拟内存，即需要通过页表查询的方式查询都物理内存。
例如 用户态通过brk申请了一块内存，后续访问这块内存的0x00007F88F16A4690这块地址会发生什么？
首先，X64内核是4级页表，根据X64对线性地址的划分，可以计算出0x00007F88F16A4690这地址的pgd索引是 255， pud索引是 35， pmd索引是 395， pte索引是 164。
因为x64体系结构，pgd索引为 47~39 bit，pud索引为 38~30 bit，pmd索引为 29~21 bit，pte索引为 20~12 bit。
如果这块内存的地址没有存在MMU/TLB，则会触发缺页中断，常见的缺页中断就是该地址第一次访问，先来看下缺页中弄断时，页表是如何创建的：
首先，从current->mm->pgd取出全局页表的首地址，current->mm->pgd是pgd_t类型数据结构，其实就是8字节的unsigned long地址，所以根据 pgd索引可以获得pgd = current->mm->pgd + 255，
接着，取出的pgd中，即获取*pgd中的值，也是一个unsigned long的值。
*pgd为NULL的话，创建一个page1，page1的页框号，就保存在 pgd中，而pud的值，就是该page的对应的虚拟地址加上358字节，换句话说，*pgd具体存着pud的页框号，通过该页框号，能够找到page，然后通过
内存偏移能够找到当前地址对应的pud。
同理，*pud 为null的话，也会创建一个page2，pud 保存page2的页框号，pmd就是page2的虚拟地址加上 3958。
最后，*pmd为null的话，创建一个page3，pmd存入page3的页框号，pte的地址就是page3的虚拟地址加上 1648。
用图来描述，就是下面这样子：
mm->pgd
----
| 0 |
----
.
.
. *pgd
---- pgd ----
| 255| -> | 0 |
---- ----
. .
. . *pud
. ---- pud ----
---- | 35 | -> | 0 |
| 511| ---- ----
---- . .
. . *pmd
---- ---- pmd ----
| 511| | 395| -> | 0 |
---- ---- ----
. .
. .
---- ---- pte(8字节)
| 511| | 164| <-
---- ----
.
.
----
| 511|
----
至此寻址到了内存地址对应的pte，但是虚拟地址对应的物理地址还未创建，上面描述的page1,page2,page3都是为了构建多级页表创建内存而已。
物理内存的创建是在函数do_anonymous_page中完成。do_anonymous_page函数中，对于读操作，分配一个zero page，它是一个固定的页，启动就分配好的页，因为走到 do_anonymous_page
这步时，必然是因为虚拟内存对应的屋里内存还未创建，所以此时用户态的read类型的操作，返回0即可，其实返回任意数据即可。且将这个pte标记没有设置成可写。这样意味着
后续的写操作，会申请新的page，这个page才是虚拟地址对应的物理内存。（在do_wp_page中处理）。
回到上面的图，我们来看一下，一个进程最坏情况下，一个进程页表最大会多大？看上图，一个pmd 4k，一个pud有512个pmd，一个pgd有512个pmd，总共512个pgd，
所以总共会消耗内存：4k512512*512 = 549755813888 bytes = 512G。还有一种更简单的算法，就是64bit有效地址范围是48字节，所以总共内存2^48，而又被4k大小的page分割，所以
会被划分成 248/212 个 page，而一个page需要8字节的pte来表示所以(248/212)*2^3 = 2^39 = 549755813888 = 512G。
pte
这个pte就是被会缓存在TLB中，可见上面极端情况下，一个进程会有 549755813888/8 个pte表，如果进程申请的内存够大，访问够随机，基本次次tlb miss。
pagesie
上面描述的pagesize是4k，如果pagesize大一点会怎么样。我们举个极端例子，内存是512GB，pagesize是256GB，显然，一个进程只需要2 pte就能构建虚拟地址和物理地址映射关系。
而pte的数量急剧减少，被TLB淘汰的概率几乎没有。但是劣势也非常明显，如果进程开辟1字节的内存，就需要申请一个256G的page。
