最近又研究了一下記憶體定址，沒有乙份資料能講的透徹，不是不細緻，而是缺乏整體感，都不全面，讓人看完後沒有乙個整體模型，現就我關心的問題記錄如下，如果要很全面很細緻的記錄的話會花費我很多精力，所以只是記錄大概流程，以後再慢慢修正吧。
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一．分段的由來
1.8086
分段的產生主要是因為 8086 處理器，不了解的可以去查一下資料。因為 8086 有 20 根位址線，能訪問 2 的 20 次方共 1mb 的位址空間，但是其暫存器確是 16 位 , 無法儲存 20 位的位址。這時就將 20 位位址分為兩部分，一部分是前 16位 , 儲存在 cpu 的段暫存器中 , 剩下的 4 位儲存在通用暫存器中，這樣就形成了所謂的段位址 : 偏移位址
形式。把 1mb 位址空間分成了 16 份，每份 64kb ，當需要定址時就要把兩部分合併，顯然合併方法就是完整位址 = 段位址 <<4 +偏移位址
, 那麼左移四位就相當於乘以 16.
這裡需要注意 :
理論上每段是 64kb ，但實際偏移位址是 16 位，故其偏移有可能超出本段的範圍，那麼實際上 8086 是允許這樣的，這樣不同的位址可以有不同的段位址 : 偏移位址
的組合方法，亦即兩個段可以覆蓋同一區域。這裡加完之後的 20 位位址即為實體地址。
2.80386
1）實模式
cpu 剛加電或復位時便進入實模式，此模式下工作方式同 8086 基本一致，同樣是只能訪問 1mb 位址空間，並且分段。
2）保護模式
實模式初始化完成後便進入保護模式，此模式下便有了虛擬位址（邏輯位址）、線性位址、實體地址的區分。
邏輯位址，即為程式**中使用的位址，分為段基址和段內偏移位址，但其合成方法有別於 8086 ，不再是簡單的加法，而要複雜得多，就是通過所謂段描述符的機構進行轉換。
線性位址，即邏輯位址轉換完成後形成的乙個 32 位的位址 ，注意 8086 中此處是 20 位， 8086 中線性位址即為實體地址，但此處不一定是，還有分頁機制。
實體地址，真正的物理記憶體的位址，要得到他可真不容易。
二．段描述符表
1.gdt
、ldt
和idt
定義描述符表有三種 , 分別為全域性描述符表 gdt 、區域性描述符表 ldt 和中斷描述符表 idt 。
這三個表是在記憶體中 由作業系統或系統程式設計師所建，並不是固化在**，所以從理論上是可以被讀寫的。這三個表都是描述符**。描述符表是由若干個描述符組成 ，每個描述符占用8 個位元組的記憶體空間，每個描述符表內最多可以有8129個描述符。描述符是描述乙個段的大小，位址及各種狀態的。
1.
全域性描述符表
gdt：
全域性描述符表在系統中只能有乙個 , 且可以被每乙個任務所共享 . 大部分描述符都可以放在 gdt 中，能被多個任務共享的記憶體區就是通過 gdt 完成的 ,
2.
區域性描述符表
ldt:
區域性描述符表在系統中可以有多個 ,通常情況下是與任務的數量保持對等, 但任務可以沒有區域性描述符表 . 任務間不相干的部分也是通過 ldt 實現的 . 這裡涉及到位址對映的問題 . 和 gdt 一樣 , 中斷門和陷阱門放在 ldt 中是不會起作用的 .
3.
中斷描述符表
idt:
和 gdt 一樣 , 中斷描述符表在系統最多只能有乙個 , 中斷描述符表內可以存放
256個描述符 , 分別對應 256 個中斷 . 因為每個描述符占用 8 個位元組 , 所以 idt 的長度可達 2k. 中斷描述符表中可以有任務門、中斷門、陷阱門三個門描述符 ，其它的描述符在中斷描述符表中無意義。
4.
gdtr
暫存器gdtr 是乙個長度為 48bit 的暫存器，內容為乙個 32 位的基位址和乙個 16 位的段限。其中 32 位的基址是指 gdt 在記憶體中的位址。由系統設定初始化時設定，之後不會改變。
5.
ldtr
暫存器ldtr 是區域性描述符暫存器，由乙個可見的 16 位暫存器（段選擇子）和乙個不可見的描述符暫存器組成（描述符暫存器實際上是乙個不可見的高速緩衝區）。
注意 gdtr 和 ldtr 有區別，原因是每個 ldt 都在 gdt 中存在索引，所以 ldtr 有個段選擇符，用來記錄當前 ldt 在 gdt 中的索引位置，任務切換時，先將新任務的 ldt 在 gdt 中的索引存入 ldtr 的段選擇符，然後再把相應的描述符內容載入到 ldtr 的段描述符暫存器，這樣此任務以後的指令就不需要再次查詢 gdt 表了。
2.ldt
、tss
和gdt
的關係每個任務都有自己 ldt 和 tss ，這是確定的，但是所有任務的 ldt 表和 tss 和 gdt 的關係是什麼？
任務切換
在這裡還要引入乙個段選擇子的概念。段選擇子是乙個段暫存器 ，高
13位用來指示描述符在描述符表中的索引號 ，低兩位是表示使用描述符的特權級別；另外一位（ t1 ）是 gdt 和 ldt 的訊號量，如果 t1=0 ，則使用 gdtr ，如果 t1=1 ，則使用 ldtr 。
系統中的段暫存器共有六個： cs 、 ss 、 ds 、 es 、 fs 和 gs 。每個段暫存器都有其相應的乙個隱藏描述符暫存器，用來儲存此暫存器所選段的段描述符。當選擇子被裝入段暫存器時，微處理器會自動將其對應的描述符裝入描述符暫存器。
系統任務切換時， ldt 切換，而 gdt 不切換（因為真個系統只有乙個 gdt ），這時新任務的 ldt 描述符的選擇子就被裝入到 ldtr 中。然後根據其索引號在 gdt 表中查詢到相應的 ldt 描述符項，把此描述符的內容載入到 ldtr 的段描述符暫存器中，這樣下次就不用查詢 gdt 表了。
4.位址對映
大致流程：
a． 檢視段選擇符，如果其中 t1=0 ，說明是查詢 gdt 表，如果 t1=1 ，則查詢 ldt 表。
b． 如果是 gdt ，則從 gdtr 中取出 gdt 表在記憶體中的基位址，然後和段選擇符的索引 index*8 相加，得到描述符項在 gdt 中的位址，然後從此項中取出段基址，再把段基址和偏移量運算得到線性位址。
c． 如果是 ldt ，則從 ldtr 中的描述符暫存器中取出 ldt 表在記憶體中的位址，然後和段選擇符的索引 index*8 相加，得到描述符項在 ldt 中的位址，然後從此項中取出段基址，再把段基址和偏移量運算得到線性位址。
d． 如果不採用分頁機制那麼線性位址就已經是實體地址了。
X86保護模式下的記憶體定址
段選擇器 32位彙編中16位段暫存器 cs ds es ss fs gs 中不再存放段基址,而是段描述符在段描述符表中的索引值,d3 d15位是索引值,d0 d1位是優先順序 rpl 用於特權檢查,d2位是描述符表引用指示位ti,ti 0指示從全域性描述表gdt中讀取描述符，ti 1指示從區域性描述...
Intel80x86記憶體定址
intel80x86記憶體定址 cpu通過分段單元把乙個邏輯位址轉換為線性位址，接著，分頁單元把線性位址轉換為實體地址 從80386開始，intel處理器能執行兩種不同的位址轉換模式，為實模式和保護模式。保留實模式是要與早期的cpu保持相容。下面重點討論保護模式。乙個邏輯位址分為段選擇符和指定段內相...
x86彙編 第二章 定址方式
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