在x86上，启用分页是否会导致；“无条件跳转”；（因为EIP现在是一个虚拟地址）？

当通过将CR0中的分页位设置为1来启用分页时，所有指针（包括EIP）现在都被解释为虚拟地址而不是物理地址。除非CPU当前执行的内存区域是“标识映射”（虚拟地址映射到相同的物理地址），否则这似乎会导致CPU执行相当于“无条件跳转”的操作——它应该从不同的（物理）地址开始执行代码

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这真的发生了吗？要让操作系统启动代码可靠地处理这种行为，似乎是非常棘手的。或者所有受保护模式的OSs标识映射自己的内核代码吗？

这不需要完整的标识映射；例如，Linux实际上在完成运行后会完全删除启动代码。相关代码在中，其中使用平坦模式（32位标识映射），启用保护模式后立即执行跳转。值得注意的是，由于切换到32位模式，跳转是以机器代码形式编写的。从那里开始，它通过设置页面表。我不确定是否完全需要状态更改后的无条件跳转（例如，这是未按预期进行此类操作的意外副作用）

是与否 是，在非正式意义上，因为现在MMU将虚拟地址转换为线性地址，并且CPU获取虚拟地址。如果我们在执行地址为

4000h

的指令时打开分页，假设下一条指令位于

4003h

，则4003h可能被转换为

8003h

，因此实际上从

4000h

跳到

8003h

。因此，我们必须将当前执行的页面映射到其中，否则我们将不知道CPU将从何处执行代码

否，在技术意义上，这不是跳转，因为CPU没有看到任何跳转指令及其所有副作用（如丢弃OoO指令）此外，CPU仅在整个缓存层次结构丢失后才访问内存，这意味着即使页面映射到不同的地址，您仍然可以执行来自

4003h

的指令

那么，我们是否需要一张身份地图？ 是的，我们需要它。不是完整的身份映射，例如，我通常只映射第7页和第8页（对应于线性范围7000h-8fffh）

通过比较启用分页和启用受保护模式，您可以看到它们有多么不同。分页会立即生效，因此您需要在激活它之前创建所有的页表，并且需要至少一个标识页来处理当前运行的代码，而不依赖缓存。
相反，启用受保护模式更“容易”，您甚至可以在进入受保护模式后创建GDT条目，并且您可以通过更改段寄存器（通常是带跳转的

CS

）来控制何时首次使用它

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实际上，如果您知道自己在做什么（比如复制代码或使用一些硬件内存别名），就不需要严格的标识页，但这是非常特定于上下文的，在一般情况下，它只会使事情变得毫无意义地复杂

经验答案：在这个最小的分页示例上注释掉分页标识映射设置：并观察操作系统的中断。因此，是的，它会“跳跃”。

我真的不明白为什么它会导致任何跳跃，或者启动代码如何工作会是一个问题。分页在内存控制器中，操作系统根据自己的喜好进行设置，它可以将当前正在运行的页面映射为具有相同的物理和虚拟地址。或者不，如果它选择，在这种情况下，它将在物理内存中“跳转”，而不是虚拟内存。在@YannVernier提供的链接的帮助下，我发现在打开分页之前，Linux内核构建了一个页面表，将内核代码映射到两个不同的虚拟内存地址范围：一个与加载它的物理地址相同，另一个是它最终希望从中运行的地址。在启动过程稍晚的时候，它会切换到不同的页表，其中只有第二个映射范围，而不是第一个映射范围。这避免了我所问的问题。我想知道NT是怎么做的？这很有趣。但是在研究了pmjump.S之后，我发现它支持内存保护，但不支持分页。您可以说它在“平坦模式”下运行，因为所有段寄存器的基数都是0。但这个问题是关于启用分页时会发生什么。应该有一个更好的概述。我不太熟悉这个部分。谢谢你的链接+1在内核4.2上，身份映射设置为：谢谢！当你说“我通常只写第7页和第8页的标识映射”时，这是否意味着你要定期编写x86操作系统？@AlexD当我想尝试硬件（CPU新功能、系统组件）时，我通常会编写一个小的启动程序。除了开发整个操作系统（这是一项艰巨的任务），我编写操作系统的一小部分是为了巩固理论、发现或只是为了好玩：）这太棒了。我想看看你的GitHub项目，如果你有。@AlexD ahaha我是在GitHub不存在的时候开始的，我只有56Kbps的PSTN连接（从而限制了每周几小时的互联网访问）。我有很多关于HD的文件/项目，很少有评论和奇怪的名字：）然后我就习惯于写一个文本（只有文本）文件和我的注释，我会给你这些，但我用意大利语写的所有东西