为了兼容64位CPU，linux使用三层页式结构管理，分为页面目录PGD，中间目录PMD, 页表PT（其实是3个数组），页表中的项成为PTE
实际在i386架构上，因为硬件只支持2层，所以PMD被忽略了与PGD一样，所以，就是说经过PMD映射后，还是原来PGD的值。
内核为MMU设置好PGD、PT，然后根据线性地址中的相应段作为下标找到最后的PTE。
linux把高1G地址（0xC0000000-0xFFFFFFFF）用于系统空间，低的3G空间为用户空间。
每个进程都有4G虚拟空间，系统空间所有进程共享。对于系统空而言，其物理地址到虚拟地址的映射就是线性映射，
所以把系统的虚拟地址减去0xC0000000就是其物理地址，同理从物理地址可以转换到虚拟地址。
linux内核才用页式存储，但I386硬件是先段式再页式，内核在建立一个进程时都会设置他的段寄存器设置好。
#define start_thread(regs, new_eip, new_esp) do { \ __asm__("movl %0, %%fs; movl %0, %%gs": :"r"(0)); \ set_fs(USER_DS); \
regs->xds = __USER_DS; \
regs->xes = __USER_DS; \
regs->xss = __USER_DS; \
regs->xcs = __USER_CS; \
regs->eip = new_eip; \
regs->esp = new_esp; \
} while (0)
上面的代码说明linux下除CS外，数据段和堆栈段是不分的。
以下是CS和DS段寄存器的值定义：
#define __KERNEL_CS 0x10 // 0000 0000 00010 0 00 ; index=2
#define __KERNEL_DS 0x18 // 0000 0000 00011 0 00 ; index=3
#define __USER_CS 0x23 // 0000 0000 00100 0 11; index=4
#define __USER_DS 0x2b // 0000 0000 00101 0 11; index=5
从上看出，linux只用GDT，而且GDT数组的2、3、4、5位固定存放了一个线性地址。
GDT在arch/i386/kernel/head.S里初始化，其主要内容在运行中不变。
ENTER(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000
.quad 0x0000000000000000
.quad 0x00CF9A000000FFFF // 0000 0000 1100 1111 1001 1010 0000 0000 0000000000000000 1111111111111111
.quad 0x00CF92000000FFFF
.quad 0x00CFFA000000FFFF
.quad 0x00CFF2000000FFFF
上面看出 基地址都是0，段上限0xFFFFF，段长单位是4K，段都在内存，有区别的是DPL（0是运行级别0级，3是3级）， type 1010是代码段，0010是数据段。（图在38页）
因为基地址是0，所以经过段映射后，地址不变，下面再做页式转换。
页式映射时，每个进程都有各自的页面目录PGD，保存在mm_struct结构体里。
当调度一个进程运行时，内核都先调用switch_mm()函数设置好CR3，MMU会从CR3里取得PGD地址。
switch_mm()函数里有关键一行：
__asm__("movl %0, %%cr3": :"r"(__pa(next->pgd))); // __pa是转换成物理地址
比如call一个地址0x12345678，段式映射后还是这个值，根据10、10、12位的分布，经过页式映射，可以获得物理存储地址，然后去取。
