页表的概念中，还有几个页表结构需要了解，分别为进程页表和内核页表：
进程页表
进程的线性地址空间分为两个部分：
- 从0x00000000到0xbfffffff的线性地址，无论进程运行在用户态还是内核态，都可以寻址。
- 从0xc0000000到0xfffffff的线性地址，只有内核态的进程才能访问。
当进程运行在用户态时，它产生的线性地址小于0xc0000000，当进程运行在内核态时，它执行的是内核代码，所产生的地址大于等于0xc0000000，但是，在某些情况下，内核为了检索或存放数据必须访问用户态线性地址空间。
宏PAGE_OFFSET的值是0xc0000000。这就是线性地址空间中的偏移量，页是内核生存空间的开始之处。页全局目录的第一部分表项映射的线性地址小于0xc0000000，具体大小依赖于特定的进程。相反，剩余的表项对所有的进程来说都应该是相同的，它们等于主内核页全局目录的相应表项。
内核页表
内核维持着一组自己使用的页表，驻留在所谓的主内核页全局目录（master kernel Page Global Directory）中，系统初始化后，这组表还未被任何进程或任何内核线程直接使用，更准确的说，主内核页全局目录的最高目录项部分作为参考模型，为系统中每一个普通进程对应的页全局目录项提供参考模型。
内核初始化自己的页表需要两个阶段，内核映象刚刚被装入内存后，CPU仍然运行于实模式，所以分页功能没有被启用。
x86体系的处理器刚开始时只有20根地址线，寻址寄存器是16位。所以实模式是指寻址采用和8086相同的16位段和偏移量，最大寻址空间1MB1，最大分段64KB。可以使用32位指令。事实上，实模式将整个物理内存看成分段的区域，程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序并没有区别对待，而且每一个指针都是指向实际的物理地址。这虽然灵活但一方面给程序最大的权利，另一方面也带来了维护的困难，因为内存地址没有收到保护，所以可能因为内存被复写，导致系统崩溃。
为了克服这种问题，保护进程地址空间，处理器厂商开发出保护模式2。在保护模式中，寻址能力大大提高，而且因为内存不能直接被程序访问，需要通过逻辑地址到物理地址的转换去访问，所以物理地址对程序透明，每个进程都无法访问其他进程的地址，甚至也无法访问自己的虚地址。如果有访问，则会产生段错误。
Linux只有在刚刚启动时是实模式，然后就进入保护模式。
在第一个阶段，内核创建一个有限的地址空间，包括内核的代码段和数据段，初始页表和用于存放动态数据结构的一共128KB大小的空间。这个最小限度的地址空间仅能够将内核装入RAM并对其初始化核心数据结构。
第二个阶段，内核重复的利用剩余的RAM并适当地建立分页表。
