实模式

CPU复位（reset）或加电（power on）的时候以实模式启动，处理器以实模式工作。在实模式下，内存寻址方式和8086相同，由16位段寄存器的内容乘以16（10H）当做段基地址，加上16位偏移地址形成20位的物理地址，最大寻址空间1MB，最大分段64KB。可以使用32位指令。32位的x86 CPU用做高速的8086。在实模式下，所有的段都是可以读、写和可执行的。

基本概念

保护模式下的实模式

保护模式：寻址采用32位段和偏移量，最大寻址空间4GB，最大分段4GB (Pentium Pre及以后为64GB)。在保护模式下CPU可以进入虚拟8086方式，这是在保护模式下的实模式程序运行环境。

运行命令

程序运行的实质是什么?其实很简单,就是指令的执行,显然CPU是指令得以执行的硬件保障,那么CPU如何知道指令在什么地方呢?

80x86系列是使用CS寄存器配合IP寄存器来通知CPU指令在内存中的位置.

程序指令在执行过程中一般还需要有各种数据,80x86系列有DS、ES、FS、GS、SS等用于指示不同用途的数据段在内存中的位置。

程序可能需要调用系统的服务子程序，80x86系列使用中断机制来实现系统服务。

总的来说，这些就是实模式下一个程序运行所需的主要内容（其它如跳转、返回、端口操作等相对来说比较次要。）

保护模式

保护模式---从程序运行说起

无论实模式还是保护模式，根本的问题还是程序如何在其中运行。

因此我们在学习保护模式时应该时刻围绕这个问题来思考。和实模式下一样，保护模式下程序运行的实质仍是“CPU执行指令，操作相关数据”，因此实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，且功能、作用不变。

那么保护模式下最大的变化是什么呢？答案可能因人而异，我的答案是“地址转换方式”变化最大。

方式比较

先看一下实模式下的地址转换方式，假设我们在ES中存入0x1000，DI中存入0xFFFF,那么ES:DI=0x1000*0x10+0xFFFF=0x1FFFF,这就是众所周知的“左移4位加偏移”。

那么如果在保护模式下呢？假设上面的数据不变ES=0x1000,DI=0xFFFF，现在ES:DI等于什么呢？

公式如下：（注：0x1000=1000000000000b= 10 0000 0000 0 00）ES:DI=全局描述符表中第0x200项描述符给出的段基址+0xFFFF

现在比较一下，好象是不一样。再仔细看看，又好象没什么区别！

为什么说没什么区别，因为我的想法是，既然ES中的内容都不是真正的段地址，凭什么实模式下称ES为“段寄存器”，而到了保护模式就说是“选择子”？你觉得呢?

其实它们都是一种映射，只是映射规则不同而已：在实模式下这个“地址转换方式”是“左移4位”；在保护模式下是“查全局/局部描述表”。前者是系统定义的映射方式，后者是用户自定义的转换方式。而它影响的都是“shadow register”从函数的观点来看，前者是表达式函数，后者是列举式函数：

实模式： F(es-->segment)={segment |segment=es*0x10}

保护模式：F(es-->segment)={segment |(es,segment)∈GDT/LDT}

其中GDT、LDT分别表示全局描述符表和局部描述符表。

组成部分

保护模式最基本的组成部分是围绕着“地址转换方式”的变化增设了相应的机构。

1、数据段

前面说过，实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，我将它们统称为“数据段”，本文从此向下凡提到数据段都是使用这个定义。

2、描述符

保护模式下引入描述符来描述各种数据段，所有的描述符均为8个字节（0-7)，由第5个字节说明描述符的类型，类型不同，描述符的结构也有所不同。

若干个描述符集中在一起组成描述符表，而描述符表本身也是一种数据段，也使用描述符进行描述。从现在起，“地址转换”由描述符表来完成，从这个意义上说，描述符表是一张地址转换函数表。

3、选择子

选择子是一个2字节的数，共16位，最低2位表示RPL，第3位表示查表是利用GDT（全局描述符表）还是LDT（局部描述符表）进行，最高13位给出了所需的描述符在描述符表中的地址。（注：13位正好足够寻址8K项）有了以上三个概念之后可以进一步工作了，现在程序的运行与实模式下完全一样！！！各段寄存器仍然给出一个“段值”，只是这个“假段值”到真正的段地址的转换不再是“左移4位”，而是利用描述符表来完成。但现在出现一个新的问题是：

系统如何知道GDT/LDT在内存中的位置呢？

为了解决这个问题，显然需要引入新的寄存器用于指示GDT/LDT在内存中的位置。在80x86系列中引入了两个新寄存器GDTR和LDTR，其中GDTR用于表示GDT在内存中的段地址和段限（就是表的大小），因此GDTR是一个48位的寄存器，其中32位表示段地址，16位表示段限（最大64K，每个描述符8字节，故最多有64K/8=8K个描述符）。LDTR用于表示LDT在内存中的位置，但是因为LDT本身也是一种数据段，它必须有一个描述符，且该描述符必须放在GDT中，因此LDTR使用了与DS、ES、CS等相同的机制，其中只存放一个“选择子”，通过查GDT表获得LDT的真正内存地址。对了，还有中断要考虑，在80x86系列中为中断服务提供中断/陷阱描述符，这些描述符构成中断描述符表（IDT），并引入一个48位的全地址寄存器存放IDT的内存地址。理论上IDT表同样可以有8K项，可是因为80x86只支持256个中断，因此IDT实际上最大只能有256项（2K大小）。

问题总结

基本问题

前面介绍了保护模式的基本问题，也是核心问题，解决了上面的问题，程序就可以在保护模式下运行了。

但众所周知80286以后在保护模式下实现了对多任务的硬件支持。我的第一反应是：为什么不在实模式下支持多任务，是不能还是不愿？

思考之后，我的答案是：实模式下能实现多任务。

因为多任务的关键是有了描述符，可以给出关于数据段的额外描述，如权限等，进而在这些附加信息的基础上进行相应的控制，而实模式下缺乏描述符，但假设我们规定各段的前2个字节或若干字节用于描述段的附加属性，我觉得和使用描述符这样的机制没有本质区别，如果再附加其他机制...基于上述考虑，我更倾向于认为任务是独立于保护模式之外的功能。

下面我们来分析一下任务。任务的实质是什么呢？很简单，就是程序嘛！！

所谓任务的切换其实就是程序的切换！！

现在问题明朗了。实模式下程序一个接一个运行，因此程序运行的“环境”不必保存；保护模式下可能一个程序在运行过程中被暂停，转而执行下一个程序，我们要做什么？很容易想到保存程序运行的环境就行了（想想游戏程序的保存进度功能），比如各寄存器的值等。

显然这些“环境”数据构成了一类新的数据段（即TSS）。延用前面的思路，

给这类数据段设置描述符（TSS描述符），将该类描述符放在GDT中（不能放在LDT中，因为80x86不允许：）），最后再加一个TR寄存器用于查表。TR是一个起“选择子”作用的寄存器，16位。

好了，任务切换的基本工作就是将原任务的“环境”存入TSS数据段，更新TR寄存器，系统将自动查GDT表获得并装载新任务的“环境”，然后转到新任务执行。

附加要求

为什么叫附加要求，因为现在任务还不能很好地工作。前面说过，任务实质上是程序，不同的程序是由不同的用户写的，所有这些程序完全可能使用相同的地址空间，而任务的切换过程一般不会包括内存数据的刷新，不是不可能，而是如果那样做太浪费了。因此必须引入分页机制才可能有效地完成对多任务的支持。

分页的实质就是实现程序内地址到物理地址的映射，这也是一个“地址转换”机制，同样可以使用前面的方案（即类似GDT的做法）：首先建立页表这样一种数据段，在80x86中使用二级页表方案，增设一个CR3寄存器用于存放一级页表（又称为页目录）在内存中的地址，CR3共32位，其低12位总是为零，高20位指示页目录的内存地址，因此页目录总是按页对齐的。CR3作为任务“环境”的一部分在任务切换时被存入TSS数据段中。

当然还得有相应的缺页中断机制及其相关寄存器CR2（页故障线性地址寄存器）。

保护模式下增加了什么？

1、寄存器 GDR LDR IDR TR CR3

2、数据段描述符表(GDT LDT) 任务数据段(TSS) 页表(页目录二级页表)

3、机制权限检测(利用选择子/描述符/页表项的属性位)

线性地址到物理地址的映射

常用名词

前面内容中出现过的不再解释。

1、RPL 选择子当中的权限位确定的权限

2、CPL 特指CS中的选择子当中的权限位确定的权限

3、EPL EPL=Max(RPL,CPL),即RPL和CPL中数值较大的，或说权限等级较小的

4、DPL 描述符中的权限位确定的权限