在 Linux 内核中，一个虚拟地址可以根据不同页表级数划分成不同的区域，每个区域用于不同级页表的索引，但是由于不同的架构支持的页表级数不一致，有的支持 3 级页表，有的支持 4 级或 5 级页表，Linux 统一对页表进行统一管理，其中 PGD(Page Global Directory) 称为页全局目录，可以理解为顶层页表.
不同级数的页表使用虚拟地址不同的区域，以此作为索引在不同级页表索引下一级页表的 Entry. Linux 为了兼容不同级数的页表，将虚拟地址划分成 PGD_INDEX、P4D_INDEX、PUD_INDEX、PMD_INDEX、PTE_INDEX 和 PAGE_OFFSET 区域，有的区域可能长度为 0. 但无论如何 Linux 提供了统一的视角，虽然硬件上不支持所有级数的页表，但软件上支持 5 级页表，另外软件上也统一了每一级的页表分别是:
- PGD(Page Global Directory) Table: 五级页表中的第 5 级页表
- P4D(Page 4th Directory) Table: 五级页表中的第 4 级页表
- PUD(Page Upper Directory) Table: 五级页表中的第 3 级页表
- PMD(Page Middle Directory) Table: 五级页表中的第 2 级页表
- PTE(Page Table): 五级页表中的第 1 级页表
PGD Table 由 4KiB 物理页构成，在 64 位系统，Linux 将 4KiB 页表页划分成 64Bit 的区域，每个区域称为 PGD Entry, 总共 512 个 PGD Entry，每个 PGD entry 的布局如上，不同架构可能存在差异，但其主要用于获得下一级页表的物理基地址和访问权限. 在 32 位系统中，Linux 将 4KiB 页表划分成 32Bit 区域，总共 1024 个 PGD Entry.
在多任务系统中，每个进程都有各自的地址空间，每个地址空间都是相互独立的，因此进程只能看到自己的地址空间，另外地址空间被划分成两部分: 用户空间和内核空间. 对于所有的进程来说，他们的用户空间是相互独立的，但内核空间却是同一个, 那么如何实现这样的逻辑的呢? Linux 为每个进程分配一个 PGD 页表，其中用户空间对于的 PGD Entry 是进程私有的，而内核空间对应的 PGD Entry 都是来自 init_mm 的 PGD 页表，在切换进程时 CR3 加载不同进程的 PGD 页表, 以此实现了不同的地址空间切换，最后进程能看到什么，全由 PGD 页表决定，因此 PGD 就是进程地址空间的众生相. 那么接下来通过一个实践案例了解 Linux 对 PGD 的使用，其在 BiscuitOS 上的部署逻辑如下:
