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内存寻址的三种模型1. 地址的种类首先明确一下逻辑地址和线性地址这两个概念：1. 逻辑地址2. 线性地址3. 物理地址1.1 逻辑地址：逻辑地址是编译器生成的，我们使用在linux环境下，使用C语言指针时，指针的值就是逻辑地址。
对于每个进程而言，他们都有一样的进程地址空间，类似的逻辑地址，甚至很可能相同。
1.2 线性地址：线性地址是由分段机制将逻辑地址转化而来的，如果没有分段机制作用，那么程序的逻辑地址就是线性地址了。
1.3 物理地址物理地址是CPU在地址总线上发出的电平信号，要得到物理地址，必须要将逻辑地址经过分段，分页等机制转化而来。
2. 三种寻址模型x86体系结构下，使用的较多的内存寻址模型主要有三种：1. 实模式扁平模型real mode flat model2. 实模式分段模型real mode segment model3. 保护模式扁平模型protected mode flat model下面是对这三种模型的描述实模式和保护模式相对，实模式运行于20位地址总线，保护模式则启用了32位地址总线，地址使用的是虚拟地址，引入了描述符表；虽然二者都引入了段这样一个概念，但是实模式的段是64KB固定大小，只有16KB个不同的段，CS,DS等存储的是段的序号（想想为什么？）。
保护模式则引入了GDT和LDT段描述符表的数据结构来定义每个段。
扁平模型和分段模型相对，区别在于程序的线性地址是共享一个地址空间还是需要分成多个段，即为多个程序同时运行在同一个CS，DS的范围内还是每个程序都拥有自己的CS，DS：前者(flat)指令的逻辑地址要形成线性地址，不需要切换CS，DS；后者的逻辑地址，必须要经过段选择子去查找段描述符，切换CS，DS，才能形成线性地址。
3. 实模式扁平模型该模式只有在386及更高的处理器中才能出现！80386的实模式，就是指CPU可用的地址线只有20位，能寻址0~1MB的地址空间。
80386 和保护模式___William LiuIntel CPU 一般可以运行在两种模式之下，即实模式和保护模式。
早期的 Intel CPU （ 8086 ， 8088 ）只能工作在实模式之下，系统中只能运行单个任务，而且只能使用实地址模式。
对于 Intel 80386 以上的芯片则还可以运行在 32 位的保护模式之下。
在保护模式之下的 CPU 可以支持多任务；支持 4GB 的物理内存；支持 64TB 的虚拟内存；支持内存的页式管理和段式管理以及支持特权级。
本文档将首先介绍 Intel 80386 CPU 的几个内部寄存器，然后再由浅入深的分别介绍保护模式下的段式管理，页式管理，虚拟内存，多任务以及特权级管理等几个方面。
Intel 80386 CPU 的内部寄存器这一部分先大致介绍一下 386 的内部寄存器，具体细节在后面的几节中再详细说明。
一般来说， CPU 设计用来系统编程的系统寄存器包括如下几类：•标志寄存器 (EFLAGS)•内存管理寄存器 (GDTR ， LDTR ， IDTR ， TR)•控制寄存器 (CR0 ， CR1 ， CR2 ， CR3 ， CR4)•兼容 8086 通用寄存器（ EAX ， EBX ， ECX ， EDX ）•兼容 8086 段寄存器（ CS ， DS ， ES ， SS ， FS ， GS ）•兼容 8086 数据寄存器（ ESI ， EDI ， EIP ， ESP ）下面分别加以介绍：1) 标志寄存器 EFLAGS ：跟 8086/8088 的 FLAGS 大致差不多。
只不过位宽由 16bit 变成了 32bit ，负责的状态标志也多了一些。
见图一所示：图一： EFLAGS 的结构其中系统标志： VM －虚拟 8086 模式； RF －恢复标志； NT －任务嵌套标志；IOPL － I/O 特权级标志； IF －中断允许标志。
2) 内存管理寄存器：一共有 4 个，用于分段内存管理，都是用于存放指针的，只是所指的再内存单元中的内容有所不同。
简述x86cpu运行的4个级别x86CPU是一种基于Intel架构的CPU，它是目前世界上最广泛使用的CPU之一。
x86 CPU运行时会经过4个不同的级别，这些级别分别是用户态、内核态、超级用户态和虚拟8086模式。
本文将详细介绍这4个级别的含义和作用。
一、用户态用户态是指CPU在执行用户程序时所处的状态。
在用户态下，CPU 只能访问用户程序所占用的内存空间，不能访问操作系统内核的内存空间。
这是为了保护操作系统内核不受用户程序的干扰。
用户程序可以使用CPU提供的一些指令和功能，但是不能直接访问硬件资源，必须通过操作系统提供的系统调用来实现。
在用户态下，CPU的权限较低，只能执行受限制的指令和操作。
二、内核态内核态是指CPU在执行操作系统内核代码时所处的状态。
在内核态下，CPU可以访问系统的所有资源，可以执行所有指令和操作。
操作系统内核可以直接访问硬件资源，控制系统的各种设备和资源。
在内核态下，CPU的权限最高，可以执行任何指令和操作。
操作系统内核通常使用特权级别0来表示内核态。
三、超级用户态超级用户态是指CPU在执行特权级别大于0但小于3的代码时所处的状态。
在超级用户态下，CPU可以访问一些受保护的资源，如I/O 端口和DMA控制器等。
超级用户态通常用于执行一些需要较高权限的操作，如设备驱动程序的编写和调试等。
超级用户态的权限介于用户态和内核态之间，不同的操作系统有不同的实现方式。
四、虚拟8086模式虚拟8086模式是一种特殊的模式，它允许在保护模式下运行16位的MS-DOS应用程序。
在虚拟8086模式下，CPU会将当前的代码段和数据段设置为16位模式，并且可以访问整个1MB的内存空间。
虚拟8086模式可以通过软件模拟来实现，也可以通过硬件支持来实现。
总结以上就是x86 CPU运行的4个级别，它们分别是用户态、内核态、超级用户态和虚拟8086模式。
每个级别都有不同的权限和作用，它们共同构成了x86 CPU的运行机制。
十一.虚拟8086模式继推出80386之后，Intel又推出了80386、Pentium和Pentium PRO。
这些处理器都具有实模式和保护模式两种工作方式。
前面已介绍过，实模式与8086兼容，可以运行DOS及以其为平台的几乎所有软件；但在实模式下，处理器不能发挥自身的优越性能，不能支持多用户、多任务操作系统的运行。
为了充分发挥处理器的功能，同时使DOS及以其为平台的软件继续有效地运行，从80386开始增加了虚拟8086模式。
本文将介绍虚拟8086模式。
这里下载本文源代码。
<一>V86模式1.V86模式虚拟8086模式是保护模式下的一种工作方式，也称为V8086模式，或者简称为V86模式。
在虚拟8086模式下，处理器类似于8086。
寻址的地址空间是1M字节；段寄存器的内容作为段值解释；20位存储单元地址由段值乘以16加偏移构成。
在V86模式下，代码段总是可写的，这与实模式相同，同理，数据段也是可执行的，只不过可能会发生异常。
所以，在虚拟8086模式下，可以运行DOS及以其为平台的软件。
但V86模式毕竟是虚拟8086的一种方式，所以不完全等同于8086。
当标志寄存器中的VM位为1时，处理器就处于V86模式。
此时，其当前特权级由处理器自动设置为3。
2.V86任务8086程序可以直接在V86模式下运行，而V86模式受到称为V86监控程序的控制。
V86监控程序和在V86模式下的8086程序构成的任务称为虚拟8086任务，或者简称为V86任务。
V86任务形成一个由处理器硬件和属于系统软件的监控程序组成的“虚拟8086机”。
V86监控程序控制V86外部界面、中断和I/O。
硬件提供该任务最低端1M字节线性地址空间的虚拟存储空间，包含虚拟寄存器的TSS，并执行处理这些寄存器和地址空间的指令。
80386把V86任务作为与其它任务具有同等地位的一个任务。
它可以支持多个V86任务，每个V86任务是相对独立的。
80386学习（⼀）80386CPU介绍⼀.80386CPU介绍 Inter80386CPU是Inter公司于1985年推出的第⼀款32位80x86系列的微处理器。
80386的数据总线是32位的，其地址总线也是32位，因⽽最⼤可寻址4GB的存储空间。
80386作为x86系列CPU的⼀员，保持着对更早⽣产的x86CPU的向前兼容。
80386在当时主要为⽀持⾼性能的应⽤领域和多⽤户、多任务操作系统⽽设计，提供了硬件级的特权级保护、多任务切换、内存分页等功能。
80386有三种运⾏模式：实模式、保护模式和虚拟8086模式。
在实模式下，80386和8086的⾏为保持⼀致，只能访问20位(1M)的地址空间，内部实际32位的寄存器也只有低16位有效。
实模式主要是为了兼容运⾏在8086CPU上的程序，所以80386加电后，默认就运⾏在实模式下。
要想充分发挥80386的对于多任务的⽀持功能，需要使80386进⼊保护模式。
保护模式是80286以及后续的x86CPU都具有的⼀种⼯作模式。
保护模式下的80386内存寻址范围达到了硬件设计的上限：2^32byte，即4GB。
保护模式提供了诸如内存保护、内存分页机制以及硬件虚拟存储管理等功能，为多⽤户。
多任务的⾼效、可靠、安全的操作系统实现提供了良好的⽀持。
因此，主流的现代操作系统例如Linux、Windows(Windows95及以后)其内核均运⾏在x86的保护模式之上。
虚拟8086模式的⼯作模式介于实模式和保护模式之间，虚拟8086⽀持多任务、内存分页等功能。
但运⾏的每⼀个独⽴任务均处于实模式之下。
虚拟8086这⼀模式由于其中庸性，应⽤范围相对较⼩。
⼆.80386对于8086的主要改进 80386能够兼容的运⾏之前在8086、80286CPU上运⾏的程序，但80386⽐起16位的8086CPU⽆论是性能还是功能上都有质的提升。
性能⽅⾯的主要改进：更宽的数据总线和地址总线 扩展到32位的地址总线使得80386能够访问更⼤的地址空间，同时32位的数据总线⽐起8086的16位也增加了数据的传输速度。
CPU的主频，即CPU内核工作的时钟频率（CPU Clock Speed）。
通常所说的某某CPU是多少兆赫的，而这个多少兆赫就是“CPU的主频”。
很多人认为CPU的主频就是其运行速度，其实不然。
CPU的主频表示在CPU内数字脉冲信号震荡的速度，与CPU实际的运算能力并没有直接关系。
主频和实际的运算速度存在一定的关系，但目前还没有一个确定的公式能够定量两者的数值关系，因为CPU的运算速度还要看CPU的流水线的各方面的性能指标（缓存、指令集，CPU的位数等等）。
由于主频并不直接代表运算速度，所以在一定情况下，很可能会出现主频较高的CPU实际运算速度较低的现象。
比如AMD公司的AthlonXP系列CPU大多都能以较低的主频，达到英特尔公司的Pentium 4系列CPU较高主频的CPU性能，所以AthlonXP系列CPU才以PR值的方式来命名。
因此主频仅是CPU性能表现的一个方面，而不代表CPU的整体性能。
CPU的主频不代表CPU的速度，但提高主频对于提高CPU运算速度却是至关重要的。
举个例子来说，假设某个CPU在一个时钟周期内执行一条运算指令，那么当CPU运行在100MHz 主频时，将比它运行在50MHz主频时速度快一倍。
因为100MHz的时钟周期比50MHz的时钟周期占用时间减少了一半，也就是工作在100MHz主频的CPU执行一条运算指令所需时间仅为10ns比工作在50MHz主频时的20ns缩短了一半，自然运算速度也就快了一倍。
只不过电脑的整体运行速度不仅取决于CPU运算速度，还与其它各分系统的运行情况有关，只有在提高主频的同时，各分系统运行速度和各分系统之间的数据传输速度都能得到提高后，电脑整体的运行速度才能真正得到提高。
提高CPU工作主频主要受到生产工艺的限制。
由于CPU是在半导体硅片上制造的，在硅片上的元件之间需要导线进行联接，由于在高频状态下要求导线越细越短越好，这样才能减小导线分布电容等杂散干扰以保证CPU运算正确。
摘自“/rosetta/article/details/8933200”64KB－4GB－64TB？我记得大学的汇编课程、组成原理课里老师讲过实模式和保护模式的区别，在很多书本上也有谈及，无奈本人理解和感悟能力实在太差，在很长一段时间里都没真正的明白它们的内含，更别说为什么实模式下最大寻址空间为1MB？段的最大长度不超过64KB？而保护模式下为啥最大寻址能力就变成了64TB？每个段最大也达4GB？更甚者分段和分页这两个高深的概念像我这种菜鸟怎么也理解不了啊！寻址能力都达64TB了，为啥我的电脑内存只有2GB呢？其实不用纠结于这事，这64TB就是所谓的虚拟地址空间，也叫逻辑地址空间，它能够寻址这么多，只是它有这个能力，并不代表你的内存就要装这么大，你内存比它小再多也不会影响你工作，反过来，要是它的寻址能力只有1MB，而你有2GB的内存，那么那1.9GB就没有实际用处了，这就太浪费资源了。
而实际上这个64TB也没有什么实际意义，因为32位的地址总线能寻址的线性地址空间和物理地址空间都是2^32=4GB。
这个64TB是怎么出来的，稍后揭晓。
实模式与保护模式的来历我们先来说一下为什么有实模式和保护模式的区别。
最早期的8086 CPU只有一种工作方式，那就是实模式，而且数据总线为16位，地址总线为20位，实模式下所有寄存器都是16位。
而从80286开始就有了保护模式，从80386开始CPU数据总线和地址总线均为32位，而且寄存器都是32位。
但80386以及现在的奔腾、酷睿等等CPU为了向前兼容都保留了实模式，现代操作系统在刚加电时首先运行在实模式下，然后再切换到保护模式下运行。
再来区别下几个基本概念：逻辑地址、线性地址和物理地址。
这些概念一时没领会没关系。
继续往下看。
三种地址逻辑地址：即逻辑上的地址，实模式下由“段基地址+段内偏移”组成；保护模式下由“段选择符+段内偏移”组成。
线性地址：逻辑地址经分段机制后就成线性地址，它是平坦的；如果不启用分页，那么此线性地址即物理地址。
1:实模式：寻址采用和8086相同的16位段和偏移量，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。
2: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。
第一:实模式下程序的运行回顾.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?对了,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。
）第二：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。
第三：地址转换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”？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。
第四：保护模式基本组成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GDR和LDR，其中GDR用于表示GDT在内存中的段地址和段限（就是表的大小），因此GDR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）。
LDR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LDR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）。
第五：新要求---任务篇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（也许我错了：））。
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。
第六：附加要求---分页篇为什么叫附加要求，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。
分页引入的主要目标就是解决不同任务相互之间发生地址冲突的问题。
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）。
第七：总结保护模式下增加了什么？1、寄存器GDR LDR IDR TR CR32、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第八：保护模式常用名词解释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5、PL 泛指以上4种特权级6、任务特权=CPL7、I/O特权由EFLAGS寄存器的位13、14确定的权限8、一致代码段一种特殊的代码段，它在CPL>=DPL时允许访问正常的代码段在CPL=DPL RPL<=DPL时才允许访问原文地址/c51blog/user1/13968/archives/2007/9636.shtml 实模式、保护模式和虚拟8086模式一直以来，都搞不清楚这几个概念。
在网上搜了一下，把它晒上，不会再忘记！有其它的内容，请看到的朋友请补充。
从80386开始，cpu有三种工作方式：实模式，保护模式和虚拟8086模式。
只有在刚刚启动的时候是real-mode，等到linux操作系统运行起来以后就运行在保护模式。
实模式只能访问地址在1M以下的内存称为常规内存，我们把地址在1M 以上的内存称为扩展内存。
在保护模式下，全部32条地址线有效，可寻址高达4G字节的物理地址空间; 扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持; 支持多任务，能够快速地进行任务切换和保护任务环境; 4个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码和数据的安全和保密及任务的隔离; 支持虚拟8086方式，便于执行8086程序。
虚拟8086模式是运行在保护模式中的实模式，为了在32位保护模式下执行纯16位程序。
它不是一个真正的CPU模式，还属于保护模式。
保护模式同实模式的根本区别是进程内存受保护与否。
可寻址空间的区别只是这一原因的果。
实模式将整个物理内存看成分段的区域,程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序没有区别对待，而且每一个指针都是指向"实在"的物理地址。
这样一来，用户程序的一个指针如果指向了系统程序区域或其他用户程序区域，并改变了值，那么对于这个被修改的系统程序或用户程序，其后果就很可能是灾难性的。
为了克服这种低劣的内存管理方式，处理器厂商开发出保护模式。
