根据我从Intel® 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual Volume 3 (3A, 3B, 3C & 3D): System Programming Guide的理解，基于每个核心启用分页：关闭或开启。
因此，OS＆＃34;如何处理＆＃34;在物理地址？最直接的是，它将如何管理页表结构和相关的页面框架？
我能想到的两件事：
答案 0 :(得分：2)
基于每个核心启用分页：关闭或开启。
是的，每个核心都有自己的一组控制寄存器。
操作系统会在启动期间以及启用分页之前映射a 线性地址部分直接指向物理地址。
通常，操作系统会在启动期间启用分页。在此之前，它首先创建一个多级页表。必须至少有一个虚拟到物理页面映射，以便在启用分页时，至少可以访问一个页面而不会触发页面错误。然后，OS将第一级页表（页目录）的物理基地址存储在CR3控制寄存器中。最后，要实际启用分页，OS sets CR0[PG] to 1。当指令将CR0 [PG]从0更改为1时，所有后续指令都有效地开始使用寻呼单元（有一个例外，见下文）。这意味着由核心的地址生成单元生成的所有有效地址，并由分段单元映射到相应的线性地址（如果适用）被寻呼单元拦截，以使用该映射单元映射到物理地址。页表。这里的关键点是CR3包含物理地址，而不是逻辑地址或线性地址，这会破坏地址转换的无限循环。
这意味着操作系统使用的数据结构及其代码也必须映射到虚拟页面。通常，每个进程的虚拟地址空间被划分为用户模式部分和内核模式部分。每个进程的虚拟地址空间的内核分区映射到相同的物理页面。因此，无论哪个进程调用内核，内核都可以使用相同的虚拟地址和调用进程的相同虚拟地址空间。通过在页表条目中设置标志来保护内核页面。
操作系统实际上会禁用分页来执行这些类型的任务， 然后重新启用它。
从技术上讲，操作系统可以随时禁用分页。但这不是必要的。页表本身也映射到虚拟地址，以便操作系统可以在不禁用分页的情况下维护它们。这是通过以一种称为self-mapping或recursive mapping的特殊方式设置一个第一级页表条目来完成的（该文章包含很好的解释这个概念的数字）。
但是，可能会在操作系统无法控制的情况下禁用分页。发生系统管理模式中断（SMI）时会发生这种情况，在该系统管理模式中断上禁用分页和保护模式分段。 SMI处理程序（由OS注册）以称为SM模式的特殊模式运行，该模式类似于实模式。从SM模式返回并且在SMI发生之前启用了保护模式分段和分页时，它们将自动重新启用。
答案 1 :(得分：1)
大多数操作系统将所有物理内存映射到一系列虚拟地址，并使用仅内核映射。例如https://www.kernel.org/doc/Documentation/x86/x86_64/mm.txt是Linux的内存映射。
注意最高64TB＆＃34;直接映射＆＃34;区域。如果您知道物理地址，则可以访问内核虚拟地址空间中的0xffff880000000000 + phys_addr。
Linux使用1G大页面进行直接映射，因此TLB未命中率很少。
当没有足够的虚拟地址空间来轻松地将所有物理RAM映射到虚拟地址空间的一部分时，事情会变得复杂，就像32位的RAM超过2GiB一样。然后内核必须将部分物理RAM视为＆＃34; highmem＆＃34;不能直接用于某些事情（例如页面表）。