use*_*390 8 x86 x86-64 page-tables
此设置中的每个 PTE（页表项）都有一个 G 位（G = 全局），它控制该项映射的物理页的范围。
如果设置了 G 位，则该条目对于所有进程都是全局的，并且它们都可以访问它映射的物理页，但须遵守其他访问权限。如果 G 位为零，则该条目不是全局的，而是进程私有的。[内核为其页面设置 G 位，但通过禁用其页面上的 U 位（U = 用户模式）来阻止用户模式访问。]
如果在用户模式 PTE（设置了 U 位的 PTE）上设置 G 位，这不是一种安全漏洞，因为系统上的每个进程现在都可以访问 PTE 映射的页面？
我错过了什么吗？有没有办法在用户模式 PTE 上设置 G 位，但仅在一组受信任的进程中使其全局，而不是系统上的所有进程？我们可以在 PTE 中同时设置 G 和 U 位吗？
是的，在 x86 上，G 位仅在存在其他类型的控制时（例如将其限制为 Ring 0，这是内核使用的）或在不受保护的操作系统1上才有用。
将 G 位视为系统调用的优化：内核将其页面映射为全局页面，因此不需要进行 TLB 刷新。您仍然需要在进程之间的上下文切换上进行 TLB 刷新，但这些通常比内核<->用户模式切换少几个数量级。
您可以想象这样一个场景，其中 G 页对用户进程有用，例如共享内存：如果内核意识到这一点并为两个进程使用映射，则两个进程G==1之间的切换不需要使共享内存的 TLB 条目无效。不过，如今 TLB 重新填充实际上并没有那么糟糕，因为现代 x86 缓存了许多表条目，甚至超出了 TLB，以允许快速重新填充。
我不认为设置 G 和 U 位是不允许的，但内核实际上不会那样设置。
最后一点，您实际上可以想象只读全局映射对于vdso机制之类的东西很有用。所有进程都会映射该页面，但无法修改它，内核会根据需要更新它。当然，我不知道如何实际完成这项工作，因为内核需要写访问权限，并且似乎没有办法在中表达“环3只读，环0读/写”页表。也许内核可以为此页面使用另一个映射，但我不确定这是否合法：拥有一个覆盖“G”映射的映射（因为如果 G 映射位于 TLB 中，则 CPU 可能永远不会看到覆盖的映射）。
1从技术上讲，它在单用户操作系统上可能很有用，其中所有用户模式进程都具有相同的权限，但内核仍然受到用户模式的保护，但据我所知，这种模型在当代操作系统中并不存在。