8086 CPU一般是这样：CS寄存器初始化为0xF000，IP寄存器初始化为0xFFF0，所以按照CPU实模式地址计算法则，CPU执行的第一条指令地址是CS*10h+IP，即0xFFFF0处
对于80386以上的CPU：
第一点，80386及其以上的现代CPU（以下简称CPU）加电Reset之后并不是直接进入实模式；
第二点，CPU在合成地址的时候不区分实模式和保护模式。
CPU进入保护模式的方法是CR0寄存器的PE Bit置为1。而在CPU刚加电的时候，CR0寄存器的PE位实际上没有置1，但是此时也不是实模式，Intel并没有给给出表示此时CPU状态的术语名词。自从80386以来，因为增加了保护模式的缘故，CS等段寄存器不再是简简单单的段寄存器了，而是一个包含了段选择器（segment selector）、段基址（segment base），以及段限制（segment limit）的一组复杂寄存器。显然段基址决定着内存段的基地址。不过需要说明的是作为程序员只能操作CS寄存器中的“段选择器”这16位的大小，其它的区域作为隐藏区域对程序员不可见，我们无法访问。
合成地址时，假设段选择器（我们能访问的那16位）装入了0xF000，那么CPU会先将F000 * 10h也就是F0000h装入段基址里。之后需要合成地址的时候不考虑别的，而是直接从之前合成好的段基址里读出基地址F0000h加上IP寄存器里的偏移生成地址。如果CS寄存器的值不发生改变，段基址部分就不会发生改变。所以我们说，CPU在合成地址的时候不区分实模式和保护模式，CPU只是机械的从隐藏区域读出来段基址和IP寄存器的数值相加。
Intel这样做是为了效率，虽然实模式的地址计算很快，但是保护模式计算一个地址还要有去内存中寻找段描述符等工作，这会大大影响CPU的效率
放弃，无法理解。。。。。
原文：http://0xffffff.org/2013/03/14/15-x86-boot/
32硬件平台下，进程拥有4GB的线性地址空间（并不是物理地址空间）
启动分段机制，未启动分页机制：逻辑地址--> (分段地址转换) -->线性地址==物理地址
启动分段和分页机制：逻辑地址--> (分段地址转换) -->线性地址-->（分页地址转换) -->物理地址
逻辑地址空间：从应用程序的角度看，逻辑地址空间就是应用程序员编程所用到的地址空间，比如下面的程序片段： int val=100; int * point=&val;
其中指针变量point中存储的即是一个逻辑地址。在基于80386的计算机系统中，逻辑地址由16位的段寄存器（也称段选择子，段选择子）和32位的偏移量构成。
进程线性地址空间：
内存高地址区域是被操作系统内核所占据的，Linux操作系统占据了高地址区域的1GB内存（Windows系统默认保留2GB给操作系统，但是可以配置为保留1GB）。如果我们想知道一个进程具体的内存空间布局的话，可以去/proc目录找以进程的pid所命名的目录下一个叫maps的文件，使用cat命令查看即可（需要root权限）。
32位Linux系统中，代码段从线性地址0x08048000处开始的。数据段一般是在下一个4KB（分页机制默认选择4KB一个内存页）对齐的地址处开始。运行时堆是在数据段之后又一个4KB对齐处开始的，并通过malloc()函数调用向上增长（Linux下的malloc()一般依靠调用brk()或者mmap()系统调用实现）。再接着跳过动态链接库的区域就是进程的运行时栈了，需要注意的是栈是由高地址向着低地址增长的（看图中esp寄存器内容增长方向）。栈空间再往上就是操作系统保留区域了，用于驻留内核的代码和数据。即就是在一个进程的眼里，只有它和操作系统在一起。
我们具体来看看代码段，以C语言为例，程序代码段的入口_start地址处的启动代码（startup code）是在目标文件ctr1.o（属于C运行时库的部分）中定义的，对于特定平台上的C程序都一样。其执行流程如下：
0x080480c0 <_start>: 调用 __libc_init_first 函数 调用 _init 函数 调用 atexit 函数 调用 main 函数 调用 _exit 函数
例子：
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> int main(int argc, char *argv[]) { int a = 1; // 栈区 static int b = 2; // 全局静态区（读/写段） const int c = 3; // 只读段 char *str1 = "Hello"; // str1指针在栈区，"hello"字符串在只读段 char str2[] = "world"; // 只在栈区（字符串） char *str3 = (char *)malloc(20); // str3变量在栈区，指针指向堆区 return EXIT_SUCCESS; }
注释中我们看到了各个元素所在内存段的位置。而编译好的main函数代码本身是存在于代码区的（一般代码段也是只读段）。我们这个程序运行后如果是动态链接的C语言运行时库的话，动态库会存在图示的动态库映射区。无论使用C语言运行时库的程序无论有多少，运行时库的代码在内存里只会有一份，对于不同的程序，进行地址映射即可。
栈也经常被叫做栈帧（Stack Frame）或者活动记录（Activate Record）。栈里通常存储以下内容：
1.函数的临时变量;
2.函数的返回地址和参数;
3.函数调用过程中保存的上下文。
在i386中，使用esp和ebp寄存器划定范围。esp寄存器始终指向栈顶，随着压栈和出栈操作而改变值。ebp寄存器随着调用过程，暂时的指向一个固定的栈位置，便于寻址操作的进行。
线程中的地址空间：
从Linux内核的角度来说，它并没有线程这个概念。在内核中，线程看起来就像是一个普通的进程。
一个进程所创建的所有线程没有创建新的地址空间，而是共享着进程所拥有的4G的线性空间，文件系统资源、文件描述符、信号处理程序以及被阻断的信号等内容。不过即便是共享地址空间，但是每个线程还是有自己的私有数据的，比如线程的运行时栈。
#include <unistd.h> #include <assert.h> #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <pthread.h> void *thread_func(void *args) { printf("tid: %u pid: %u thread id: %un", getpid(), syscall(224), pthread_self()); while(1) { sleep(10); } } int main(int argc, char *argv[]) { pthread_t thread; int count = 0; while (pthread_create(&thread, NULL, thread_func, NULL) == 0) { sleep(1); count++; } perror("Create Error:"); printf("Max Count:%dn", count); return EXIT_SUCCESS; }
要动态链接lpthread
#include <unistd.h>
#include <assert.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
int *p_num;
void *thread_1(void *args)
{
int test_num = 1;
printf("test_num: %dn", test_num);
p_num = &test_num;
sleep(2);
printf("test_num: %dn", test_num);
}
void *thread_2(void *args)
{
sleep(1);
if (p_num != NULL) {
*p_num = 2;
}
}
int main(int argc, char *argv[])
{
pthread_t thread1, thread2;
pthread_create(&thread1, NULL, thread_1, NULL);
pthread_create(&thread2, NULL, thread_2, NULL);
pthread_join(thread1, NULL);
pthread_join(thread2, NULL);
return EXIT_SUCCESS;
}
thread1修改了thread2内容，所以线程内存空间是共享的
Done！！！
引用：
http://0xffffff.org/2013/05/23/18-linux-process-address-space/
http://0xffffff.org/2013/08/02/20-linux-thread-address-space/