64ビットLinuxカーネルは、互換モードで32ビットアプリケーションのページテーブルをどのように管理しますか？

現在、私は「Linuxカーネルについて」という本を読んでいます。その中には次のような声明があります。

物理アドレス拡張がない32ビットアーキテクチャでは、2つのページングレベルで十分です。 Linuxでは、デフォルトではDirectory-on-PageフィールドとDirectory-in-Pageフィールドにゼロビットが含まれているため削除されます。ただし、ポインタシーケンスでは、ページの親ディレクトリとページの中間ディレクトリの位置が維持されるため、同じコードを32ビットアーキテクチャと64ビットアーキテクチャで動作できます。カーネルは、ページの親ディレクトリとページの中間ディレクトリのエントリ数を1に設定し、これら2つのエントリをページのグローバルディレクトリの正しいエントリにマッピングして、ページの親ディレクトリとページの中間ディレクトリの場所を保存します。 。

したがって、4段階のページングレベルを持つ64ビットLinuxカーネルのページテーブル階層は次のようになります。

PML4 (Linux: PGD) -> 512 * PDPT (Linux: PUD) -> 512 * PD (Linux: PMD) -> 512 * PT

したがって、テキストでは2つのレベルで十分です（通常の32ビットページングと同様）。これがPUDとPMDが「削除」される理由ですが、これら2つのテーブルのうちの1つの長さが1で、シーケンス内の正しい順序が格納されます。 。
私の理解によると、これはPML4（PGD）がPD（PMD）に対応し、PTへの直接ポインタで構成されることを意味します。したがって、PUDとPMDは「スキップ」します。しかし、これは正しくないようです。モードをカーネルモードに切り替えた後にカーネルページにアクセスするには、64ビットページテーブルを使用してページングを実行する必要があるためです。さらに、このマッピングスキームは、4GBの境界（カーネルページなど）を超えるメモリマッピングを許可しません。
別の説明は、32ビットアドレスが64ビットにゼロ拡張され、階層の最初の2つのテーブルに最初のエントリが使用されることです。その後、残りのビットを使用して、残りの2つのテーブルのエントリとページフレーム内のオフセットを選択できます。ただし、各テーブルエントリのビット数が32ビットモードと64ビットモードで異なるため、これも正確ではないようです。したがって、これが問題を引き起こす可能性があります。
だから私が考慮していない部分があったようです。誰かが状況を明確にできることを願っています。