我不了解Linux，所以我会回答Windows。某些内核空间是“全局”的，这是 PTE 中设置的一个标志，表明它被多个进程使用。这INVPCID可以在寄存器操作数中配置指令以在 TLB 无效中包含或排除这些条目。这些页表条目在进程之间共享，并且全部出现在每个进程的页表中的同一位置。这样，只需要更新单个 PTE，并且不需要同步其他进程的其他 PTE，因为它们都在物理地址共享单个 PTE。
http://www.cs.miami.edu/home/burt/journal/NT/memory.html http://www.cs.miami.edu/home/burt/journal/NT/memory.html
某些内核内存对于所有进程来说都是不可见的，并且是每个进程私有的（不会改变它仍然是ring 0的事实）。在 32 位 Windows 系统上，这将是 0xC0000000–0xC0200000，其中包含所有用户空间 PTE 和 PDE，其中 0xC0000000 是允许方程式的 PTE_BASE
#define MiGetPteAddress (x) ((PMMPTE)(((((ULONG)(x)) >> 12) << 2) + (ULONG_PTR)MmPteBase))
#define MiAddressToPte(x) MiGetPteAddress(x)
优雅地转换故障虚拟地址cr2到 PTE 的地址。这是每个进程私有的，因为每个进程都有相同的基本 PTE 分配基地址；如果它对所有进程都可见，它将很快占用虚拟内存，因为每组页面都必须按顺序分配。它不需要对所有进程都可见，因为一个进程对另一个进程的页表条目不感兴趣。页面错误始终在当前进程的上下文中进行处理，并且 0xC0000000–0xC0200000 在每个进程上下文中表示不同的内容。
然而，用于分配内核 PTE（用于内核地址）的内核空间 0xC0200000–0xC0400000 将是全局的，并由所有进程共享，但其中代表 0xC0000000–0xC0200000 的部分除外，根据我的计算，该部分将是 0xC0300000–0xC0300800，这是PDE 的用户模式端为 PDE_BASE = 0xC0300000–0xC0300FFF。
然而，不可能将用户 PDE 和内核 PDE 部分分开，使得前者是私有的，后者是全局的（即使 0xC0300000–0xC0300800 私有（指向不同的物理地址）和 0xC0300000–0xC0300FFF 指向相同的物理地址）每个进程），因为整个 PDE 区域 (0xC0300000–0xC0300FFF) 将位于同一物理帧上，并构成由cr3，以及cr3对于每个进程来说都是不同的，这意味着整个 PDE 区域（所有 PDE）必须为每个进程私有（每个进程复制和安装）。如果内核页表页面（包含内核页表的页面）被调出并调入新的物理位置，则所有 PDE 都必须同步，因为所有进程在不同的 cr3 物理地址处都有副本，而不是相同的物理 PDE 。我不确定它是如何（有效）ATM 的，因此明智的做法是施加限制，不允许内核页表被调出并将它们放在非分页池中；这样内核 PDE 将在所有 CR3 页面上保持不变。在 64 位上，可能会施加限制，即内核 PDPT 无法调出。在 32 位 Windows 上，进程以物理 CR3 页面启动，其 PDE 位于偏移量 1100000000(base 2)*4 字节，指向其本身，该页面是硬写入的，可能是通过短暂关闭 cr0 中的分页（因为写入不会）在没有需要写入的递归条目的情况下成功，从而产生悖论）。请注意，PD 条目本身是涵盖范围 0xC0000000–0xC0400000 的页表，即它指向 1023 个页表和 1 个页目录（本身）（2^10 个条目），因此允许通过其虚拟地址修改 PTE 。 CR3页面位于0xC0300000的原因是因为该地址具有相同的页目录和页表索引1100000000和1100000000，因此它自身循环两次，因此产生CR3页面，您可以通过地址修改PDE（还有其他像这样的特殊地址，例如 0xE0380000）。设置完成后，将进行适当的内核映射。在 64 位 Windows 上，这与使用指向自身的单个 PML4 表页设置进程类似，这样，由于环回量可变，可以填充和访问任何 PML4E、PDPTE、PDE 或 PTE。在 64 位 Windows 上，当进程终止时，进程的所有物理页都会移至空闲列表，其中包括所有用户物理 PDPT 页、PD 页、PT 页和 PML4/CR3 页。内核不会被标记为空闲列表。
一般来说，如果您知道 PML4 中的哪个条目是物理 PML4 页的递归条目，则可以计算出服务（用于转换）特定虚拟地址范围和特定虚拟地址的 PTE 结构的虚拟地址在那个范围内。您将 PML4 中的偏移量（32 位为 10 位；64 位为 9 位）附加到其自身的条目，附加到您要查找其服务 PTE 虚拟地址的虚拟地址的开头（这就是添加 0xC0000000在前面的 32 位方程中）并删除最后 12 位，然后将虚拟地址末尾的 PT 中的偏移量乘以 8（或 4），将其弥补为 12 位（因此右移 12左移 3 位（对于 32 位条目左移 2 位）。 1 个环回消除了 1 层间接，您将获得 PTE 的虚拟地址。 2 个环回将为您留下用于转换该特定虚拟地址等的 PDE 的虚拟地址。 32 位窗口上的 PTE_BASE 是左移 110000000 的偏移量，以形成 32 位，PDE_BASE 是左移 32 位的偏移量 110000000110000000。它用在宏中，并且根据定义，具有此前缀的任何虚拟地址将分别成为 PTE 或 PDE 的一部分。 Windows 为页表层次结构选择偏移量 1100000000，但它可以是 2^9 组合中的任何一种。
KAISER，或 KPTI，旨在缓解崩溃，最有可能有 2cr3每个进程的 s。捕获到内核后，用户模式的受限 cr3 将包含单个内核 PML4E（足以访问执行交换的初步中断调度例程函数）将被包含所有内核 PML4E 的完整 cr3 替换。
至于windows上的物理内存，请看这里：https://superuser.com/a/1549970/933117 https://superuser.com/a/1549970/933117
