在2.6內(nèi)核中，所有進(jìn)程的內(nèi)核空間（3G－4G）都是共享的。
　　LINUX內(nèi)核在初始化過程中，內(nèi)核頁(yè)表的初始化在保護(hù)模式下，但是此時(shí)尚未開啟分頁(yè)機(jī)制。內(nèi)核填充PGD表（靜態(tài)數(shù)組），使得（3G－4G）的虛擬地址映射到物理地址（0－1G），確切的講，是（3G －3G+896M）的虛擬地址映射到物理地址（0－896M），因?yàn)槭Ｏ碌?3G+896M--4G)虛擬空間可以用來映射物理存儲(chǔ)器的高端地址（大于896M）。然后內(nèi)核將PGD基地址加載到CR3中，將CR0的PG位置1，正式開啟分頁(yè)機(jī)制。此時(shí)，（3G－3G+896M）的虛擬地址正式映射到物理地址（0－896M）。
　　內(nèi)核頁(yè)表PGD將作為進(jìn)程SWAPPER（PID＝0）的頁(yè)表，SWAPPER是系統(tǒng)中的第一個(gè)進(jìn)程，除了SWAPPER，內(nèi)核還創(chuàng)建INIT進(jìn)程。
　　INIT進(jìn)程的頁(yè)表跟內(nèi)核頁(yè)表是一致的，系統(tǒng)中的其它所有用戶進(jìn)程都是INIT進(jìn)程的兒子或后代。
　　而在LINUX中，用戶進(jìn)程的創(chuàng)建都是父進(jìn)程通過FORK()函數(shù)實(shí)現(xiàn)，創(chuàng)建的子進(jìn)程有兩種情形：1）子進(jìn)程與父進(jìn)程完全共享地址空間，此時(shí)它們共享PGD以及PTE；2）子進(jìn)程不與父進(jìn)程共享地址空間，此時(shí)它們有各自的PGD與PTE，但是（在創(chuàng)建之初）子進(jìn)程的PGD與PTE是父進(jìn)程的拷貝。
　　在各個(gè)進(jìn)程的運(yùn)行過程中，他們的頁(yè)表可能會(huì)發(fā)生變化，比如發(fā)生缺頁(yè)異常，或者執(zhí)行EXEC（）系列函數(shù)，但是所有這些頁(yè)表項(xiàng)的變化都屬于用戶空間（0－－3G)。內(nèi)核空間的頁(yè)表幾乎不變，確切的講，（3G－3G+896M）之間的頁(yè)表項(xiàng)不變（也就是說，所有進(jìn)程的3G－－3G+896M的虛擬地址都映射到物理地址0－－896M)。相反，（3G+896M－－4G）之間的頁(yè)表可能會(huì)變，比如內(nèi)核執(zhí)行VMALLOC()函數(shù)，可能就會(huì)修改（3G+896M－－4G）之間的頁(yè)表，為了使所有進(jìn)程的內(nèi)核空間（3G--4G)都保持一致，原則上必須修改每個(gè)進(jìn)程的（3G+896M－－4G）之間的頁(yè)表，這樣做的效率比較低下。LINUX內(nèi)核通過PAGE FAULT機(jī)制保持所有進(jìn)程的（3G+896M－－4G）之間的頁(yè)表一致。
　　比如在vmalloc分配了一塊內(nèi)存，如何通知所有的進(jìn)程修改其頁(yè)表呢？遍歷修改？vmalloc先在kernel virtual space找出一段空間，分配出物理頁(yè)，然后更新到init_mm.pgd所指的page table中。但是當(dāng)前進(jìn)程的page table中kernel virtual space那段還是要通過page fault來更新。當(dāng)發(fā)生page fault時(shí)，內(nèi)核通過讀取cr2來判斷異常的類型，異常發(fā)生時(shí)cpu會(huì)將3位的error_code壓入到棧中。如果發(fā)生了由于內(nèi)核訪問不存在的頁(yè)框引起的異常，就跳轉(zhuǎn)去執(zhí)行vmalloc_fault標(biāo)記處的代碼。這部分代碼負(fù)責(zé)從主內(nèi)核頁(yè)表中取出相應(yīng)信息并更新當(dāng)前進(jìn)程的頁(yè)表。