寻址方式
实模式
段寄存器*16+段偏移
保护模式
和实模式中的段相比，保护模式的段有下面几点不同
| 实模式 | 保护模式 | |
| 段基址 | 16位 | 32位 |
| 段界限 | 0ffffh | 不固定 |
| 段属性 | 固定 | 不固定 |
描述符（descriptor）
用来描述一个段，由段基址，段界限，段属性3部分组成，但是这3部分是拆开被放入到8个字节中的。
;;========================================================== ; 描述符图示 ; | 7 | 6 | 5 | 4 | 3 | 2 | 1 | 0 | ; |base2| | base1 | limit1 | ; | \_________________________________ ; | ; | 7 | 6 | 5 | 4 | 3--0 | 7 | 6 | 5 | 4 | 3--0 | ; | G | D | 0 |AVL|limit2| P | DPL | S | TYPE | ; ; 说明: ; 1. P: 存在(Present)位。 ; 2. DPL: 特权级(Descriptor Privilege level)。 ; 3. S: 描述符类型。（1:存储断，0:系统断或门）。 ; 4. TYPE: 读写执行等属性。 ; 5. G: 粒度(Granularity)。（0:字节，1:4k）。 ; 6. D: ⑴ 可执行段（0:16位，1:32位）。 ; ⑵ 向下扩展数据段（上部界限 0:64k，1:4G）。 ; ⑶ 堆栈，（0:sp，1:esp）。 ; 7. AVL: 软件可利用位，就是没用位。 ;===========================================================
gdt（global descriptor table）
一个程序会有好多段，每个段都有一个描述符，而根据段的不同，描述符又有全局描述符，局部描述符等，所有的全局描述符就被连续放在了gdt里，gdtr寄存器存放了gdt基址和大小
选择子（selector）
两个字节，高13位用来指示对应描述符在描述表中的位置，低3位用来指示特权级和描述符类型（gdt还是ldt）。当低3位为0时，由于描述符为8个字节，所以选择子刚好是描述符相对于描述符起始位置的偏移。
;=========================================================== ; 选择子图示: ; | 15--3 | 2 | 1 | 0 | ; | index |TI | RPL | ; 说明： ; 1. RPL(Requested Privilege Level) ; 2. TI(Table Indicator): (0:GDT，1:LDT) ;===========================================================
如何寻址
通过gdtr寄存器获取gdt位置，通过段寄存器（选择子）找到描述符在gdt中的位置从而找到了描述符，通过偏移和描述符中的段基址找到地址
模式之间的跳转
进入保护模式
初始化描述符
主要是段基址的初始化，段基址=实模式下的段*16 + 段首在实模式下的偏移
lgdt
初始化gdt基地址
关中断，打开A20地址线
cli in al, 92h or al, 00000010b out 92h, al
打开保护位，进入保护模式
mov eax, cr0 or al, 1 mov cr0, eax jmp dword SelectorCode32:0
返回实模式
设置段寄存器
- cs以外的段寄存器的设置：实模式下段寄存器的界限和属性都是固定的，如果返回之前没有设置，那么段寄存器会沿用保护模式时的界限和属性，从而冲突导致崩溃。所以通常增加一个Normal段，他的界限和属性符合实模式下属性，将他的选择子赋值给断寄存器，从而让他们的界限和属性符合要求。
- 没有类似于mov cs, ax的语句，你无法直接给cs赋值。cs的界限和属性只能在描述符里设定或者继承跳转之前的cs，所以书中16位代码段的界限必须是0ffffh。
关闭保护位，关闭a20地址线，开中断，返回实模式
和进入保护模式前相反
ldt
ldt的作用
把一些协调作用的指令封装，我们称之为函数；把一些协调作用的函数（可能还要再加一些指令）封装，我们称之为段（代码段），而把一些协调作用的断（包括代码段，数据段，各种段）封装，我们就用到了ldt。
在我狭隘的认识中，封装的作用一是使整个程序的结构变得清晰而不是一团糟，二是避免重复劳动。想象一下，如果一个程序有几万个段，那gdt里面的几万张描述符想想就让人有些恐怖，而且选择子的索引位仅有13位，gdt里面也根本无法容纳这么多描述符，所以ldt来了。把一些协调作用的段封装，把他们的描述符放到一个表（ldt），而这个表同时也是一个段，那么gdt里只需要放一张这个表的描述符就可以了。
ldt的使用
更直接地说，怎样使得程序能找到ldt里的段，或者简单地说，如何寻址。
回忆下如何找到gdt里面的段
根据gdtr寄存器找到gdt(使用gdt之前要先ldgt，以便让gdtr指示gdt位置)，根据选择子的中的索引位在gdt中找到描述符的位置，根据描述符的段基址找到段。
找到ldt
基本和gdt一样，不同的是ldtr寄存器指示了ldt的位置（同样使用ldt之前要lldt），而选择子的TI位指示了描述符在ldt里
总结下保护模式下的寻址
- 根据选择子的TI位确定是在gdt里找还是ldt里找
- 根据gdtr或者ldtr找到gdt或者ldt
- 根据选择子的Index位找到描述符
- 根据描述符找到段
特权级
3个特权级
CPL
一般来说，是指当前代码所在段的特权级，存储在CS和SS中，当程序跳转到不同特权级的代码段时，CPL将随之改变。但是当跳转的目标代码段是一致代码段时，CPL不会改变，用一个不恰当的比喻来说，对于一致代码段，你拥有使用权，但是没有所有权。
RPL
如果对选择子的结构还有映像，应该知道除了指示位置的Index位和指示是gdt还是ldt的IT位，还有两位就是RPL。简单的来说，DPL是你访问一个段需要的权利，而CPL和RPL则是你所拥有的权利，详细点，CPL是你本身（也就是一直有）所拥有的权利，RPL则是你某次访问所暂时给你的权利。只有CPL和RPL都符合DPL的要求，访问才是合法的。
DPL
- 数据段，调用门，TSS：规定了最低特权级
- 非一致代码段：规定了特权级
- 一致代码段，通过门访问的非一致代码段：规定了最高特权级
调用门
作用
先用一个例子来说明下通常情况一致代码段和非一致代码段的情形。一致代码段和非一致代码段都是国家的东西，拥有相当高的特权级，一致代码段就是那些公园啊，公路啊，路灯啊这类的，虽然是国家的（特权级很高），但是作为平民我也能用，但是非一致代码段不行，说了国家的，那只有国家才能用。可以作为平民的我很想用，怎么办？走后门呗。调用门的作用就是让我可以用本来不能用的东西，即非一致代码段。要注意的是走后门要用call而不能用jmp。
结构
; 门描述符图示 ; | 7 | 6 | 5 | 4 | 3 | 2 | 1 | 0 | ; | offset2 | attr | selector | offset1 | ; ___________/ \___________________ ; | 7 | 6 | 5 | 4 | 3--0 | 7--5 | 4--0 | ; | P | DPL | S | TYPE | 0 | Param Count |
可以看出和描述符相比，他没有段基址，但是多了一个Selector，这很容易理解，因为他本身不指示一个段。
使用
不通过门代码段之间的跳转：
call SelectorGCode:0
通过门：
CALL_GATE: Gate SelectorGCode, 0, 0, DA_386CGate ;; ... SelectorCGate equ CALL_GATE - DESC_GDT ;; ... call SelectorCGate:0
进入ring3
TSS
一个很复杂的结构，暂时只需要知道他的4-28个字节中存放了3个ss和3个esp（对应了0, 1, 2三个特权级）,在每个ss和esp的末尾填充了2字节的0。因为只有特权级是由低到高的特转需要从TSS中加载，所以没有特权级3的ss和esp。
长跳转（call，特权级是由低到高）的执行过程
- 根据DPL确定使用TSS结构中哪个ss和esp。为方便，把TSS中的记0,原来的记为3。
- 检验ss0,esp0和ss0的描述符
- 暂时保存ss3和esp3，目前为止，ss=ss3,esp=esp3
- 加载ss0,esp0。此时ss=ss0,esp=esp0
- push ss3，push esp 3
- 根据门描述符的Param Count字段将参数压栈（Param Count代表有几个参数）。
- push cs3， push eip3(call指令的下一条指令的地址），目前为止，cs=cs3,eip=eip3。
- 加载cs0,eip0,此时cs=cs0,eip=eip0。到此进入了目标段
长跳转（ret，特权级是由低到高）的执行过程
- 加载cs3,eip3(会有检验)，add esp0, 8。
- add esp0, ParamCount*4。
- 加载ss3, esp3。
- add esp3, ParamCount*4。
- 检查ds，es，fs，gs所指向的段的DPL，如果小于CPL，一个空描述符会被加载。
进入ring3
实际上进入ring3的过程就是模拟ret的过程。由于我们的目的只是需要进入ring3,所以ret过程中的参数就不用了。
;; go to ring 3 push SelectorStack3 ; ss3 push TopOfStack3 ; esp3 push SelectorCodeR3 ; cs3 push 0 ; eip3，让程序返回到段首 retf
回到ring0
同样，回到ring0的过程就是call的过程。
- 加载tss
- 通过调用门调用ring0的代码段
过程中特权级的一些总结
- retf之前，我们都处于ring0。
- retf之后，我们来到ring3的代码段，需要注意的是，在ring3代码段我们用到了video段，根据数据段访问规则，我们要把video段的特权级设置成ring3。
- 调用门的特权级：我们在ring3的代码段里访问了调用门，调用门的规则同数据段，所以门描述符的特权级（DPL）要设置成ring3
分页
通过分页机制，所有的线性地址被映射到了物理地址。
分页机制概述
整体机制
分页机制，即线性地址到物理地址的映射机制，就是数学中的f。
- 通过cr3找到页目录基地址(一张表，里面有1024个表项)。
- 通过过线性地址的(31-22)在叶目录里找到相应的表项，即PDE。
- 通过PDE找到页表基地址(完整的话每个PDE对应一张页表，即一共会有1024张页表，而每个页表也有1024个表项)。
- 通过线性地址的(21-12)在页表中找到相应的表项，即PTE。
- 通过PTE找到物理页首地址。
- 通过线性地址的(11-0)在物理页中找到相应地址
PDE
页目录的表项，共1024项。PDE共4个字节。因为每个PDE都指向一个页表，而每个页表一共有1024项，每项(即PTE)为4个字节，即每个页表为4096个字节，假设各个页表连续摆放，那么相邻页表的基地址应该相差4096。和选择子类似，他的低12位放置属性，高20位存放地址。
PTE
同PDE类似。
代码实现
填充页目录(即1024个PDE)
mov ax, SelectorPageDir mov es, ax mov ecx, 1024 xor edi, edi xor eax, eax mov eax, PageTblBase | PG_P | PG_USU | PG_RWW .1: stosd add eax, 4096 loop .1
填充页表(即1024*1024个PTE)
mov ax, SelectorPageTbl mov es, ax mov ecx, 1024*1024 xor edi, edi xor eax, eax mov eax, PG_P | PG_USU | PG_RWW .2: stosd add eax, 4096 loop .2
将cr3的内容指向页目录表的首地址
mov eax, PageDirBase mov cr3, eax
打开cr0的PG位使得分页机制生效
mov eax, cr0 or eax, 8000000h mov cr0, eax
根据内存大小分页
int 15h，获取内存信息
- 参数
- eax: 0e820h
- ebx: 初始为0，之后是返回的值
- es:di: => ARDS
- edix：0534D4150h('SAMP')
- 返回值
- cf: 0表示没有错误，1表示出错
- ebx: 如果0结束，并且如果cf为0则成功返回内存信息
- 代码实现
mov ebx, 0 mov di, _MemChkBuf .loop: mov eax, 0E820h mov ecx, 20 mov edx, 0534D4150h int 15h jc MEM_CHK_FAIL add di, 20 inc dword [_dwMCRNumber] cmp ebx, 0 jne .loop jmp MEM_CHK_OK MEM_CHK_FAIL: mov [_dwMCRNumber], 0 MEM_CHK_OK:
内存信息结构
_ARDStruct: _dwBaseAddrL: dd 0 _dwBaseAddrH: dd 0 _dwLenL: dd 0 _dwLenH: dd 0 _dwType: dd 0
获取可用内存数
根据dwType的值得到
cmp dword [dwType], 1 jne .3 mov eax, [dwBaseAddrL] add eax, [dwLenL] cmp eax, [dwMemSize] jb .3 mov [dwMemSize], eax .3:
根据内存大小分配页目录和页表
分页的作用
对于程序员来说，“分层“这个概念应该是耳熟能详的了，无论是java的虚拟机机制，网络的7层模型，甚至操作系统本身，都用到了分层。而分页就是分层的一个应用。
如果没有分页机制，我们用到的线性地址实际上就是物理地址，也就是说我们将会直接和物理地址打交道。而当分页机制启用之后，我们就不需要和物理内存去打交道了，我们只需要面对线性地址，至于我们用到的那块内存到底在哪里，分页机制会处理好。
具体来说。假设我们设计了好几套PDE和PTE，即存在好几套分页机制，那么通过改变cr3的值，就可以运用不同的分页机制。这样做的好处是，就像个例子中所体现的，我们在某一套分页机制A下使用某个线性地址addr，同时可以在另一套分页机制B下使用同一个线性地址addr而不用担心对A机制下的那块线性地址addr的内存产生不良的影响，因为通过不同的分页机制A和B，addr被映射到了不同的物理地址。
中断
实模式下的中断
学过win32汇编的人都知道，对一些常用的功能，我们不用自己写一条条类似与"mov"这样的指令自己去实现，微软已经实现了这些功能，并把他们封装在api里，我们只需要调用api就可以了。
同样在实模式下，对一些常用的功能，硬件厂商也实现了这些功能，当然，他们没有将代码封装在api里，因此我们不能像在windows直接用"call"(甚至用invoke这样的伪指令)根据api函数名去调用api(直接通过函数名调用api涉及到输入输出表)。
当计算机刚刚启动，在内存的开始位置，即从0x0000:0x0000开始，存放着中断向量表。每个表项占4个字节。当碰到类似"int 13h"这样的指令时，计算机首先在"0x0000:0x13*4"位置找到中断向量"0xfe 0xe3 0x00 0xf0"，然后跳转到f000:e3fe。
保护模式下的中断
和实模式下不同，保护模式下用中断描述符表(idt)代替了中断向量表，并且他的位置不在是固定放在内存起始位置，而是由idtr寄存器指示，就像由gdtr指示全局描述符表一样。
由于保护模式下的寻址方式和实模式下不同，idt中的表项自然不能和实模式一样简单的用4个字节(2字节的段基址和2字节的段偏移)。实际上，idt的里存的是一个一个的门描述符，门的概念之前已经介绍过。
这样，保护模式下"int N"的调用过程就比较清楚了，首先通过idtr寄存器找到idt的地址，然后通过N找到idt中的表项，即某一个门描述符，然后通过这个门描述符的选择子，找到中断实现代码所在的段，通过门描述符的偏移，找到中断实现代码的具体位置。
外部中断
通常我们把之前所讲的类似"int N"这种形式的中断称为内部中断，或者叫软中断，还有一种中断，不是通过程序内部的代码来触发，而是通过一些硬件动作来触发，我们称之为外部中断，或者叫硬中断。
看一下保护模式下的中断向量表(部分)：
| 向量号 | 描述 | 源 |
|---|---|---|
| 0x0 | 除法错 | div或idiv指令 |
| 0x2 | 非屏蔽中断 | 非屏蔽外部中断 |
| 0x3 | 调试中断 | int 3指令 |
| 0x14-0x1f | intel保留，未使用 | |
| 0x20-0xff | 用户自定义 | 外部中断或int n指令 |
对于"int n"这样来触发中断的方式，我们已经知道中断过程如何执行，但是对于外部中断，我们还需要做一件事情：建立硬件中断与向量号的对应关系。即什么硬件中断，对应什么向量号，一旦这个关系建立，就可以根据硬件中断找到中断向量号，然后就向用"int N"指令一样来找到相关的中断代码。
8259A
事实上，之前忽略了一个问题，对于"int N"这种方式，我们并没有什么疑问，因为他本来就在内存里，cs、eip这些个寄存器指示着它，那就该他执行了。但是对于外部中断，计算机(cpu)是如果知道这个中断发生了呢？
答案是通过cpu上的NMI和INTR两根引脚来接受中断信息。对于NMI(对应中断向量号2)我们不做讨论，我们主要讨论的是INIR。
cup通过INIR引脚与主8259A相连，主8259A有通过某一根中断信号线(IRQ2)与从8259A相连，每一个8259A有8根中断信号线，这样两块8259A就有15根信号线(主片的一根用来连从片了)。
现在已经比较清楚了，对我们的电脑，外部中断(可屏蔽)有15种，每种对应一个向量号，在计算机刚刚启动的时候，bios将主片的8根信号线被设置为对应向量号08H~0FH。而在保护模式下，08H~0FH向量号已经被占用了，所以只能重新设置对应关系。
设置8259A
设置的过程实际上就是往主片(对应端口为0x20和0x21)和从片(对应端口为0xA0和0xA1)写如一些特定的ICW。当然，要遵循一定的顺序。
往主片和从片写入ICW1(0x20和0xa0)
ICW1的结构:
| 5-7 | 对PC系统必须为0 |
| 4 | 对ICW1必须为1 |
| 3 | 1=level triggered模式 |
| 2 | 1=4字节，0=8字节中断向量 |
| 1 | 1=单个，0=级联 |
| 0 | 1=需要ICW4，2=不需要 |
mov al, #0x11 ! initialization sequence out #0x20, al ! send it to 8259A-1 .word 0x00eb, 0x00eb ! jmp $+2, jmp $+2 out #0xA0, al ! and to 8259A-2 .word 0x00eb, 0x00eb
以上代码摘自linux-0.11内核源代码的/boot/setup.s文件。其中".word 0x00eb, 0x00eb"作用相当于nop，但是nop所耗费的时钟较短，要差不多6-7个nop指令才能达到这个效果。
往主片和从片(0x21和0xa1)写入开始中断线的对应中断向量号(ICW2)
由保护模式下的中断向量表可以得知，0x20之前的中断向量已经被使用，所以我们把主片和从片的向量号分别对应到"0x20-0x27"、"0x28-0x2f"。
mov al, #0x20 ! start of hardware int's (0x20) out #0x21, al .word 0x00eb, 0x00eb mov al, #0x28 ! start of hardware int's 2 (0x28) out #0xA1, al .word 0x00eb, 0x00eb
往主片写入用哪根线连从片，往从片写入连主片的哪根线(ICW3)
通常我们用ir2连从片因此：
mov al, #0x04 ! 8259-1 is master, ir2 link to 8259-2 out #0x21, al .word 0x00eb, 0x00eb mov al, #0x02 ! 8259-2 is slave, link to 8259-1's ir2 out #0xA1, al .word 0x00eb, 0x00eb
往主从片写入用的什么模式(ICW4)
其实ICW4还有一些其他位，但是现在仅关注0位，1表示8086模式，0表示MCS 80/85模式。
mov al, #0x01 ! 8086 mode for both out #0x21, al .word 0x00eb, 0x00eb out #0xA1, al .word 0x00eb, 0x00eb
屏蔽
到这里为止，我们已经建立好了硬件中断和中断向量号之间的关系，现在，我们可以根据需要开启或者屏蔽一些硬件中断。
mov al, #0xFF ! mask off all interrupts for now out #0x21, al .word 0x00eb, 0x00eb out #0xA1, al