1）CPU 的工作模式有哪三种？
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实模式、保护模式、长模式
2）如果下面这段应用程序代码能够成功运行，会有什么后果？
int main()
{
int* addr = (int*)0;
cli(); //关中断,什么信号来都不能终止CPU
while(1)
{
*addr = 0;
addr++;
}
return 0;
}
-
在实模式下，这段代码确实能运行。
3）什么是实模式？
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实模式又称实地址模式，实，即真实，这个真实分为两个方面
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一是运行真实的指令，对指令的动作不作区分，指令让干什么就老老实实干什么。另一方面是发往内存的地址是真实的，对任何地址不加限制地发往内存。
4）实模式下的寄存器有哪些？
5）实模式下访问内存需要获取地址值，这个值是如何计算的呢？
6）分段内存管理模型是什么样的？
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所有的内存地址都是由段寄存器左移 4 位，再加上一个通用寄存器中的值或者常数形成地址，然后由这个地址去访问内存
7）代码段由哪两个寄存器确定？
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CS 和 IP
8）栈段由哪两个寄存器确定？
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SS 和 SP
9）分析下面代码？
data SEGMENT ;定义一个数据段存放Hello World!
hello DB 'Hello World!$' ;注意要以$结束
data ENDS
code SEGMENT ;定义一个代码段存放程序指令
ASSUME CS:CODE,DS:DATA ;告诉汇编程序，DS指向数据段，CS指向代码段
start:
MOV AX,data ;将data段首地址赋值给AX
MOV DS,AX ;将AX赋值给DS，使DS指向data段
LEA DX,hello ;使DX指向hello首地址
MOV AH,09h ;给AH设置参数09H，AH是AX高8位，AL是AX低8位，其它类似
INT 21h ;执行DOS中断输出DS指向的DX指向的字符串hello
MOV AX,4C00h ;给AX设置参数4C00h
INT 21h ;调用4C00h号功能，结束程序
code ENDS
END start
-
LEA 是取地址指令，MOV 是数据传输指令
10）什么是中断？
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停下当前手头上干的事，转而跳转到另一个特定的地址上，去运行特定的代码。
11）在实模式下中断是如何实现的？
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先保存 CS 和 IP 寄存器，然后装载新的 CS 和 IP 寄存器。
12）中断是如何产生的呢？
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第一种情况：中断控制器问CPU在吗，CPU回答在的。随后中断控制器会将中断号发送给 CPU，这是硬件中断。
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第二种情况：CPU 执行了 INT 指令，这个指令后面会跟随一个常数，这个常数即是软中断号。这种情况是软件中断。
13）内存对我们的中断提供了哪些支持？
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内存中有中断向量表。地址和长度由 CPU 的特定寄存器 IDTR 指向。
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实模式下，表中的一个条目由代码段地址和段内偏移组成。
有了中断号以后，CPU 就能根据 IDTR 寄存器中的信息，计算出中断向量中的条目，进而装载 CS（装入代码段基地址）、IP（装入代码段内偏移）寄存器，最终响应中断。
14）什么是保护模式？
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因为CPU在实模式下容易出错，所以有了保护模式。
15）保护模式相比于实模式有哪些变化？
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增加了一些控制寄存器和段寄存器，扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是 32 位的，还可以单独使用低 16 位，这个低 16 位又可以拆分成两个 8 位寄存器，如下表。
16）R0到R3谁大？
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R0 拥有最大权力，可以访问低特权级的资源，反之则不行。
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上面的圆环图，从外到内，既能体现权力的大小，又能体现各特权级对资源控制访问的多少，还能体现各特权级之间的包含关系。R0 拥有最大权力，可以访问低特权级的资源，反之则不行。
17）什么是保护模式段描述符？
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由于 CPU 的扩展导致了 32 位的段基地址和段内偏移，还有一些其它信息，所以 16 位的段寄存器肯定放不下。多出来的这部分就放内存，打包成段描述符。
18）内存中多个段描述符叫什么？
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全局段描述符表
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该表的基地址和长度由 CPU 和 GDTR 寄存器指示。
19）有了段描述符之后是怎么访问内存的？
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段寄存器中不再存放段基地址，而是具体段描述符的索引，访问一个内存地址时，段寄存器中的索引首先会结合 GDTR 寄存器找到内存中的段描述符，再根据其中的段信息判断能不能访问成功。
20）CS、DS、ES、SS、FS、GS 这些段寄存器，里面存放的就是一个内存段的描述符索引吗？
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由影子寄存器、段描述符索引、描述符表索引、权限级别组成
20.1）影子寄存器是什么？
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靠硬件来操作的，对系统程序员不可见，是硬件为了减少性能损耗而设计的一个段描述符的高速缓存，不然每次内存访问都要去内存中查表，那性能损失是巨大的，影子寄存器也正好是 64 位，里面存放了 8 字节段描述符数据。
21）什么是保护模式平坦模型？
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内存分段的话有很多缺点，现代操作系统都是用分页。但是X86CPU并不能直接使用分页模型，而是在分段模型的基础上，根据需要决定是否要开启分页，这是硬件的规定，我们无法改变。但是我们可以通过设计来把分段变为一种虚设。这个就叫保护模式的平坦模型。
22）回过头去看看我们前面的Hello OS中段描述符表长什么样？
GDT_START:
knull_dsc: dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0
;P=1,DPL=0,S=1
;T=1,C=1,R=1,A=0
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0
;P=1,DPL=0,S=1
;T=0,C=0,R=1,A=0
GDT_END:
GDT_PTR:
GDTLEN dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE dd GDT_START
-
上面代码中注释已经很明白了，段长度需要和 G 位配合，若 G 位为 1 则段长度等于 0xfffff 个 4KB。上面段描述符的 DPL=0，这说明需要最高权限即 CPL=0 才能访问。
23）保护模式下中断是怎样处理的？
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保护模式下的中断要权限检查，还有特权级的切换，所以就需要扩展中断向量表的信息，即每个中断用一个中断门描述符来表示，也可以简称为中断门，中断门描述符依然有自己的格式，如下图所示。
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同样的，保护模式要实现中断，也必须在内存中有一个中断向量表，同样是由 IDTR 寄存器指向，只不过中断向量表中的条目变成了中断门描述符
24）保护模式下cpu收到中断后，会采取哪些措施？
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检查中断号是否大于最后一个中断门描述符（0-255），然后检查描述符类型（是否是中断门或者陷阱门），是否为系统描述符，是不是存在于内存中。
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接着，检查中断门描述符中的段选择子指向的段描述符。
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最后做权限检查，如果 CPL 小于等于中断门的 DPL，并且 CPL 大于等于中断门中的段选择子所指向的段描述符的 DPL，就指向段描述符的 DPL。
25）我们的CPU默认是实模式的，那怎样进入保护模式？
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第一步，准备全局段描述符表，代码如下。
GDT_START:
knull_dsc: dq 0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
GDT_END:
GDT_PTR:
GDTLEN dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE dd GDT_START -
第二步，加载设置 GDTR 寄存器，使之指向全局段描述符表。
lgdt [GDT_PTR] -
第三步，设置 CR0 寄存器，开启保护模式。
;开启 PE
mov eax, cr0
bts eax, 0 ; CR0.PE =1
mov cr0, eax -
第四步，进行长跳转，加载 CS 段寄存器，即段选择子。
jmp dword 0x8 :_32bits_mode ;_32bits_mode为32位代码标号即段偏移
26）为什么要进行长跳转？
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我们无法直接或间接 mov 一个数据到 CS 寄存器中，因为刚刚开启保护模式时，CS 的影子寄存器还是实模式下的值，所以需要告诉 CPU 加载新的段信息。
27）什么是长模式？
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使 CPU 在现有的基础上有了 64 位的处理能力
28）长模式相比于保护模式有什么变化？
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增加了一些通用寄存器，并扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是 64 位，还可以单独使用低 32 位。
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这个低 32 位可以拆分成一个低 16 位寄存器，低 16 位又可以拆分成两个 8 位寄存器
29）长模式下段描述的格式是什么样的？
ex64_GDT:
null_dsc: dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
c64_dsc:dq 0x0020980000000000 ;64位代码段
;无效位填0
;D/B=0,L=1,AVL=0
;P=1,DPL=0,S=1
;T=1,C=0,R=0,A=0
d64_dsc:dq 0x0000920000000000 ;64位数据段
;无效位填0
;P=1,DPL=0,S=1
;T=0,C/E=0,R/W=1,A=0
eGdtLen equ $ - null_dsc ;GDT长度
eGdtPtr:dw eGdtLen - 1 ;GDT界限
dq ex64_GDT