1、PGD: Page Global Directory
       Linux系统中每个进程对应用户空间的pgd是不一样的，但是linux内核 的pgd是一样的。当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置，具体过程如下：do_fork() --> copy_mm() --> mm_init() --> pgd_alloc() --> set_pgd_fast() --> get_pgd_slow() --> memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir +USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))
         这样一来，每个进程的页面目录就分成了两部分，第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间，较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。每个进程有它自己的PGD( Page Global Directory)，它是一个物理页，并包含一个pgd_t数组。
关键字：
             PTE:  页表项（page table entry）
             PGD(Page Global Directory)
             PUD(Page Upper Directory)
             PMD(Page Middle Directory)
             PT(Page Table)
PGD中包含若干PUD的地址，PUD中包含若干PMD的地址，PMD中又包含若干PT的地址。每一个页表项指向一个页框，页框就是真正的物理内存页。

2、TLB

        Translation lookaside buffer,即旁路转换缓冲，或称为页表缓冲；里面存放的是一些页表文件（虚拟地址到物理地址的转换表）。又称为快表技术。如果匹配到逻辑地址就可以迅速找到页框号（页框号可以理解为页表项），通过页框号与逻辑地址的后12位的偏移自合得到最终的物理地址。如果没在TLB中匹配到逻辑地址，就出现TLB不命中（TLB Misss），需要通过常规的页表查询。如果TLB足够大，那么这个转换就会变得迅速。但是事实是TLB的容量非常小，一般都是几十项到几百项不等。
       在有些的处理器架构中，为了提供效率，还将TLB进行分组，以X86架构为例，一般都分为以下四个组：
       第一组：缓存一般页表（4KB页面）的指令页表缓存（Instruction-TLB）
       第二组：缓存一般页表（4KB页面）的数据页表缓存（Data-TLB）
       第三组：缓存大尺寸页表（2MB/4M页B面）的指令页表缓存（Instruction-TLB）    
       第四组：缓存大尺寸页表（2MB/4MB页面）的数据页表缓存（Data-TLB）
       举一个例子：假设一个应用程序需要使用8KB的物理内存，如果使用常规页（4KB）并且使TLB总能命中，那么至少需要在TLB表中存放两个表项，在这种情况下，只要寻址的内容都在该内容页内，那么只要两个表项就足够了。如果该应用程序需要使用512个内容页也就是2MB大小，那么需要512个页表表项才能保证不会出现TLB不命中的情况。但是TLB容量有限，随着程序的变大或者使用内存的增加，那么势必会增加TLB的使用项，最后导致TLB出现不命中的情况。此时，大页的优势就显示出来了，如果使用2MB作为分页的基本单位，那么只需要一个页表项就可以保证不出现TLB不命中的情况；对于消耗内存以GB（2^30）为单位的大型程序，可以采用1GB为单位作为分页的基本单位，减少TLB不命中的情况。