x86 global页在新的page directory里不存在会发生什么？
这事儿吧，得从头说起，得先明白 x86 的内存管理是怎么回事儿。你说的“全局页”在现代 x86 处理器里，其实就是指那些被标记为全局的 4MB 页（PageGlobal 属性）。它们有个特点，就是不需要在每个进程的页表中都复制一份，节省了不少空间和功夫。这就像是大户人家有个公用的客厅，所有客人都能用，不用每来一个人就单独开一个会客厅。
那么，假设一下，我们正在运行一个进程，它需要访问一块内存。这块内存呢，本来是个被标记为全局的 4MB 页，按照设计，它应该存在于所有进程的页表中，无论你当前在哪个进程里。
CPU 怎么找地址？
CPU 要访问内存，得经过一个叫做“内存管理单元”（MMU）的家伙。MMU 的职责就是把程序看到的“虚拟地址”翻译成实际的“物理地址”。这个翻译过程，主要依赖于一套叫做“页表”的数据结构。
每个进程都有自己独立的页表，这就像是每个家庭都有自己的房门钥匙和房间分布图。当 CPU 要访问一个虚拟地址时，它会先根据当前进程的页表基址，去查找对应的页表项。
页表项里藏着什么？
页表项里有很多信息，其中最关键的就是指向下一级页表或者直接指向物理页框的物理地址。同时，页表项里还有一些控制位，比如“存在位”（Present bit）、“可读写位”（Read/Write bit）、“用户/超级用户位”（User/Supervisor bit），还有我们今天重点说的那个——“全局位”（Global bit）。
全局页的特殊待遇
当一个页被标记为全局页（Global bit 被设置成 1）时，MMU 在查找页表时会有一个特别的处理。它会跳过对当前进程页表基址的依赖，而是直接在一个特殊的、由操作系统维护的全局页目录中查找。这个全局页目录里的项，就是指向那些全局页的。
现在，关键来了：如果在新的 page directory 里找不到这个全局页
你提到了“新的 page directory”。这其实有点模糊，因为“page directory”本身就是多级页表结构中的一层。如果你指的是当前进程的页目录（CR3寄存器指向的那个），而你想要访问的是一个全局页，那么这本身就不太对路。
我们来细化一下情况：
1. 按照设计，全局页应该存在于所有进程的页表中，或者至少是可以通过一个统一的全局目录访问。 如果一个页被标记为全局，CPU 的 MMU 在翻译地址时，会尝试去一个全局页目录中查找。
2. 如果这个全局页确实被标记为全局，但操作系统（或者说硬件的设计逻辑）在查找的这个“全局页目录”或者相应的下一级目录里，找不到对应的页表项（或者说页表项不存在，或者存在但“存在位”是 0），那会发生什么？
直接后果：页错误 (Page Fault)
这绝对会触发一个“页错误”（Page Fault）。页错误是一个中断信号，通知 CPU 有一个内存访问出了问题。
页错误的处理流程：
CPU 暂停当前进程的执行。 它会保存当前的程序计数器（PC）和一些寄存器状态，以便稍后能够恢复。
CPU 切换到操作系统内核模式。
操作系统内核的页错误处理程序被调用。 这个程序是操作系统的核心部分之一，它负责处理各种内存访问问题。
操作系统分析页错误的原因。 它会查看引起页错误的虚拟地址，以及 CPU 提供的错误码，来判断问题出在哪里。
对于你描述的这种情况（全局页在全局查找路径中未找到）：
操作系统内核会发现这个页错误不是因为页面被换出到磁盘（swapout），也不是因为访问权限不够（但也有可能），而是因为在查找全局页的路径中，对应的页表项根本就没有被建立或者被错误地移除了。
操作系统会怎么做？
如果这是个合法但暂未加载的全局页： 理论上，如果操作系统设计上允许某些全局页是按需加载的，那么内核会尝试从预定的位置（比如 ROM、某种共享内存区域）加载这个页的物理内容到物理内存中，然后建立起相应的页表项，将“存在位”设为 1，并指向物理内存中的那个页框。最后，重新执行导致页错误的指令。
如果这个全局页不应该存在（例如，被错误地认为是全局页，但实际并没有对应的物理内存或映射）： 那么操作系统会认为这是一个非法访问。最常见的处理方式就是：
终止进程： 给用户一个“Segmentation fault”（段错误）或者“Access violation”（访问冲突）这样的错误信息，然后强制结束该进程的运行。
内核恐慌 (Kernel Panic)： 在某些极少数情况下，如果这个问题涉及到内核自身的错误或者更深层次的系统损坏，甚至可能导致整个系统崩溃（Kernel Panic），因为内核无法恢复到一个已知稳定的状态。
更细致一点的分析：
全局页的存在性依赖于操作系统初始化和管理。 当操作系统启动时，会根据需要创建并维护一个或多个全局页表。这些全局页通常包括一些核心的操作系统代码和数据、设备映射等，是所有进程共享的。
“新的 page directory”的说法可能指向的是：
一个刚刚为新进程创建的进程页表，它应该从某个模板复制全局页的信息（但这里反过来了）。
或者更可能是，CPU 在查找全局页时，会查找一个特殊的“全局页目录”或者一个特殊的页表层。如果这个“全局页目录”的某个条目，或者在那个层级中指向下一级的目录或页表项缺失了，就会导致问题。
总而言之，当你尝试访问一个被标记为全局的页，但 CPU 在它被设计的查找路径（通常是某个全局页目录或特殊的页表层）里找不到对应的有效页表项时，其结果是必然的页错误。而这个页错误的后续处理，则完全取决于操作系统内核对这种情况的判断和处理策略。在绝大多数情况下，如果不是一个预期的、可恢复的按需加载场景，它会被视为一个严重的错误，最终导致访问该页的进程被终止。
这种“全局页在新的 page directory 里不存在”的表述，有点像在说，“我都知道这是公用的东西了，但奇怪的是，我在大家共享的列表里却找不到它”。这直接说明了数据结构（页表）的完整性或映射关系出现了问题。
那么，假设一下，我们正在运行一个进程，它需要访问一块内存。这块内存呢，本来是个被标记为全局的 4MB 页，按照设计，它应该存在于所有进程的页表中，无论你当前在哪个进程里。
CPU 怎么找地址？
CPU 要访问内存，得经过一个叫做“内存管理单元”（MMU）的家伙。MMU 的职责就是把程序看到的“虚拟地址”翻译成实际的“物理地址”。这个翻译过程，主要依赖于一套叫做“页表”的数据结构。
每个进程都有自己独立的页表，这就像是每个家庭都有自己的房门钥匙和房间分布图。当 CPU 要访问一个虚拟地址时，它会先根据当前进程的页表基址，去查找对应的页表项。
页表项里藏着什么？
页表项里有很多信息，其中最关键的就是指向下一级页表或者直接指向物理页框的物理地址。同时，页表项里还有一些控制位，比如“存在位”（Present bit）、“可读写位”（Read/Write bit）、“用户/超级用户位”（User/Supervisor bit），还有我们今天重点说的那个——“全局位”（Global bit）。
全局页的特殊待遇
当一个页被标记为全局页（Global bit 被设置成 1）时，MMU 在查找页表时会有一个特别的处理。它会跳过对当前进程页表基址的依赖，而是直接在一个特殊的、由操作系统维护的全局页目录中查找。这个全局页目录里的项，就是指向那些全局页的。
现在，关键来了：如果在新的 page directory 里找不到这个全局页
你提到了“新的 page directory”。这其实有点模糊，因为“page directory”本身就是多级页表结构中的一层。如果你指的是当前进程的页目录（CR3寄存器指向的那个），而你想要访问的是一个全局页，那么这本身就不太对路。
我们来细化一下情况：
1. 按照设计，全局页应该存在于所有进程的页表中，或者至少是可以通过一个统一的全局目录访问。 如果一个页被标记为全局，CPU 的 MMU 在翻译地址时，会尝试去一个全局页目录中查找。
2. 如果这个全局页确实被标记为全局，但操作系统（或者说硬件的设计逻辑）在查找的这个“全局页目录”或者相应的下一级目录里，找不到对应的页表项（或者说页表项不存在，或者存在但“存在位”是 0），那会发生什么？
直接后果：页错误 (Page Fault)
这绝对会触发一个“页错误”（Page Fault）。页错误是一个中断信号，通知 CPU 有一个内存访问出了问题。
页错误的处理流程：
CPU 暂停当前进程的执行。 它会保存当前的程序计数器（PC）和一些寄存器状态，以便稍后能够恢复。
CPU 切换到操作系统内核模式。
操作系统内核的页错误处理程序被调用。 这个程序是操作系统的核心部分之一，它负责处理各种内存访问问题。
操作系统分析页错误的原因。 它会查看引起页错误的虚拟地址，以及 CPU 提供的错误码，来判断问题出在哪里。
对于你描述的这种情况（全局页在全局查找路径中未找到）：
操作系统内核会发现这个页错误不是因为页面被换出到磁盘（swapout），也不是因为访问权限不够（但也有可能），而是因为在查找全局页的路径中，对应的页表项根本就没有被建立或者被错误地移除了。
操作系统会怎么做？
如果这是个合法但暂未加载的全局页： 理论上，如果操作系统设计上允许某些全局页是按需加载的，那么内核会尝试从预定的位置（比如 ROM、某种共享内存区域）加载这个页的物理内容到物理内存中，然后建立起相应的页表项，将“存在位”设为 1，并指向物理内存中的那个页框。最后，重新执行导致页错误的指令。
如果这个全局页不应该存在（例如，被错误地认为是全局页，但实际并没有对应的物理内存或映射）： 那么操作系统会认为这是一个非法访问。最常见的处理方式就是：
终止进程： 给用户一个“Segmentation fault”（段错误）或者“Access violation”（访问冲突）这样的错误信息，然后强制结束该进程的运行。
内核恐慌 (Kernel Panic)： 在某些极少数情况下，如果这个问题涉及到内核自身的错误或者更深层次的系统损坏，甚至可能导致整个系统崩溃（Kernel Panic），因为内核无法恢复到一个已知稳定的状态。
更细致一点的分析：
全局页的存在性依赖于操作系统初始化和管理。 当操作系统启动时，会根据需要创建并维护一个或多个全局页表。这些全局页通常包括一些核心的操作系统代码和数据、设备映射等，是所有进程共享的。
“新的 page directory”的说法可能指向的是：
一个刚刚为新进程创建的进程页表，它应该从某个模板复制全局页的信息（但这里反过来了）。
或者更可能是，CPU 在查找全局页时，会查找一个特殊的“全局页目录”或者一个特殊的页表层。如果这个“全局页目录”的某个条目，或者在那个层级中指向下一级的目录或页表项缺失了，就会导致问题。
总而言之，当你尝试访问一个被标记为全局的页，但 CPU 在它被设计的查找路径（通常是某个全局页目录或特殊的页表层）里找不到对应的有效页表项时，其结果是必然的页错误。而这个页错误的后续处理，则完全取决于操作系统内核对这种情况的判断和处理策略。在绝大多数情况下，如果不是一个预期的、可恢复的按需加载场景，它会被视为一个严重的错误，最终导致访问该页的进程被终止。
这种“全局页在新的 page directory 里不存在”的表述，有点像在说，“我都知道这是公用的东西了，但奇怪的是，我在大家共享的列表里却找不到它”。这直接说明了数据结构（页表）的完整性或映射关系出现了问题。
网友意见
一直没明白题主的问题，我原来的回答可能对不上题目。
题主问的是TLB的状态，不是内存的状态，如果一个Page-Table的P位是0，G位是1，那么切换的时候应该是被刷掉的：
The processor is always free to invalidate additional entries in the TLBs and paging-structure caches.
---------------------------------
原回答：
1. 页内容没什么变化，load cr3不会改变内存里的内容；
2. 如果这个内存没有被访问，那么代码还会继续工作；
3. 如果这个页正好是当前的代码页，正在被执行，并且没有任务切换（包括中断），那么可能会继续正常执行，直到运行到当前页之外，因为页的物理地址可能是被缓存的，只要你的代码没跳出当前页，MMU可能会缓存当前的物理地址。不同CPU可能不一样，不一定真的跑到页表边界才出问题。
4. 如果这个页是代码页并且正在被执行，一旦发生中断或者任务切换，再就没办法正常切回来了，有时候，访问某些硬件寄存器也会导致一系列的动作发生（比如某些虚拟化指令等等），无法正常执行。
4. 如果是stack segment之类的，只要你执行一下push pop操作，马上就crash；
5. 普通的数据段访问，暂时不好确定，结果应该也是crash。
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