图中有个cr3，它是一个寄存器，专门用于保存页全局目录的基地址，内核的主内核页全局目录的基地址保存在swapper_pg_dir全局变量中，但需要使用主内核页表时系统会把这个变量的值放入cr3寄存器，进程们自己的页全局目录基地址保存在自己的进程描述符的pgd中，当进程切换时，进程的页表也是需要切换的，就是把新的进程的进程描述符的pgd存入cr3中。这些目录和页表每一个都是用一个页框进行保存，比如一个进程有一个页全局目录，1024个页中间目录，1024个页表，那系统要为这个进程分配1个页框用于保存页全局目录，1024个页框用于保存页中间目录，1024个页框用于保存页表。当然，进程一般情况下是不会需要这么多页中间目录和页表的。
- 内核页表：即书上说的主内核页表，在内核中其实就是一段内存，存放在主内核页全局目录init_mm.pgd(swapper_pg_dir)中，硬件并不直接使用。
- 进程页表：每个进程自己的页表，放在进程自身的页目录task_struct.pgd中。
在保护模式下，从硬件角度看，其运行的基本对象为“进程”(或线程)，而寻址则依赖于“进程页表”，在进程调度而进行上下文切换时，会进行页表的切换：即将新进程的pgd(页目录)加载到CR3寄存器中。
1、内核页表中的内容为所有进程共享，每个进程都有自己的“进程页表”，“进程页表”中映射的线性地址包括两部分：
- 用户态
- 内核态
其中，内核态地址对应的相关页表项，对于所有进程来说都是相同的(因为内核空间对所有进程来说都是共享的)，而这部分页表内容其实就来源于“内核页表”，即每个进程的“进程页表”中内核态地址相关的页表项都是“内核页表”的一个拷贝。
2、“内核页表”由内核自己维护并更新，在vmalloc区发生page fault时，将“内核页表”同步到“进程页表”中。以32位系统为例，内核页表主要包含两部分：
- 线性映射区
- vmalloc区
其中，线性映射区即通过TASK_SIZE偏移进行映射的区域，对32系统来说就是0-896M这部分区域，映射对应的虚拟地址区域为TASK_SIZE~TASK_SIZE+896M。这部分区域在内核初始化时就已经完成映射，并创建好相应的页表，即这部分虚拟内存区域不会发生page fault。
vmalloc区，为896M~896M+128M，这部分区域用于映射高端内存，有三种映射方式：vmalloc、固定、临时。以vmalloc为例(最常使用)，这部分区域对应的线性地址在内核使用vmalloc分配内存时，其实就已经分配了相应的物理内存，并做了相应的映射，建立了相应的页表项，但相关页表项仅写入了“内核页表”，并没有实时更新到“进程页表中”，内核在这里使用了“延迟更新”的策略，将“进程页表”真正更新推迟到第一次访问相关线性地址，发生page fault时，此时在page fault的处理流程中进行“进程页表”的更新
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