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主要目标是为完整的初学者提供足够的信息，以便他们可以自己学习手册，并能够理解与分页相关的基本操作系统概念。
建议指南：
相关问题以及为什么我认为它们不是愚蠢的：
How do x86 page tables work?：标题与此问题几乎相同，但正文询问与cr3和TLB相关的具体问题。这个问题是这个问题的一个子集。
How does x86 virtualization work：正文仅询问来源。
答案 0 :(得分：15)
这是一个非常简短的高级答案：
x86处理器以几种可能的模式之一运行（大致：实际，受保护，64位）。每种模式都可以使用几种可能的存储器寻址模型之一（但并非每种模式都可以使用每种模型），即：实模式寻址，分段寻址和扁平线性寻址。
在现代世界中，只有受保护或64位模式下的扁平线性寻址是相关的，并且这两种模式基本相同，主要区别在于机器字的大小，因此可寻址的内存量
现在，内存寻址模式为机器指令的内存操作数赋予了意义（例如mov DWORD PTR [eax], 25，它将值为25的32位（又名dword）整数存储到内存中。地址存储在eax 32位寄存器中。在扁平线性寻址中，允许eax中的这个数字在一个连续的范围内运行，从零到最大值（在我们的例子中，2 32 - 1）。
但是，扁平线性寻址可以是分页或未分页。没有分页，地址直接指物理内存。 使用分页，处理器的内存管理单元（或MMU）透明地将所需的地址（现在称为虚拟地址）提供给查找机制，即所谓的页表，并获取一个新值，该值被解释为物理地址。原始操作现在在物理内存中的这个新的转换地址上运行，即使用户只看到虚拟地址。
分页的主要好处是页表由操作系统管理。因此，操作系统可以任意地修改和替换页表，例如在“切换任务”时。它可以保留整个页表集合，每个“进程”一个，每当它决定某个特定进程将在给定的CPU上运行时，它会将进程的页表加载到该CPU的MMU中（每个CPU都有自己的页表集）。结果是每个进程看到自己的虚拟地址空间，无论在操作系统必须为其分配内存时哪些物理页面都是空闲的，它们看起来都是一样的。它永远不会知道任何其他进程的内存，因为它无法直接访问物理内存。
页表是存储在普通存储器中的嵌套树状数据结构，由OS编写但由硬件直接读取，因此格式是固定的。通过设置一个特殊的CPU控制寄存器指向顶级表，它们被“加载”到MMU中。 CPU使用称为TLB的缓存来记住查找，因此对于相同的几个页面的重复访问比分散访问快得多，原因是TLB-miss以及通常的数据缓存原因。通常会看到术语“TLB条目”用于引用页表条目，即使它们未在TLB中缓存。
如果您担心进程可能只是禁用分页或尝试修改页表：这是不允许的，因为x86实现权限级别（称为“ring”）和用户代码在权限级别执行，该权限级别太低，无法修改CPU的页表。