以下為自己的總結的x86保護模式知識
x86虛擬位址空間64tb，通過分段/分頁對映到物理記憶體。而linux 實際上只是有限的使用了分段機制（比如使用了段的特權級保護），並沒有利用分段機制實現虛擬化，所以linux下每個程序的虛擬空間，或者說程式設計空間只有4gb，而不是64tb。 假設現在我們要利用x86的分段機制實現虛擬化，將虛擬空間變成64tb，那麼與分頁機制實現的虛擬化相比，有什麼不同的地方呢？討論如下：
在分頁機制下，每個頁大小為4kb，對於x86來說，乙個頁表項一旦建立，4kb的物理記憶體就已經被 「 使用 」了，即使實際上你只使用了乙個位元組。。因此，系統內能同時存在的頁表項的個數x4kb，不能大於實際物理記憶體，其餘的頁表項必須標識為不存在。那麼在分段機制上，段的大小是不固定的，但是一旦在段描述符中確定大小後（假設為n個位元組），與分頁機制一樣，即使你只用了乙個位元組，對x86來說，n個位元組已經被 「 使用 」了。。因此，系統內能同時存在的段的個數是不固定的，但他們的大小之和不能大於系統物理記憶體。
x86有32位位址線，對於linux來說 由於沒有利用分段機制實現虛擬化，虛擬位址的選擇子都是作業系統填的，程式設計師只需要關注偏移位址，不管選擇子是多少，段描述符中基位址都為0，也就是虛擬位址統一對映到偏移位址，這樣一來，16位選擇子不參與位址映**，16+32位位址等於變成了32位位址，64tb虛擬空間被壓縮到了4gb線性空間（也就是說linux下虛擬位址的偏移部分等於線性位址），再由分頁對這4gb空間進行虛擬化。。 假設我們要讓16位位址參與對映，實現64tb虛擬空間，就要注意線性位址不能 「 衝突 」 （在linux中，實際上線性位址是「 衝突 」 的，比如選擇子為1，偏移為0xffff，和選擇子為2，偏移為0xffff，都對映到乙個線性位址0xffff），具體來說就是 線性位址由選擇子和偏移位址共同唯一確定，但畢竟只有32位位址線，對映完4gb線性位址後，多出來的64tb-4gb的虛擬位址如何表示呢，答案是無法表示，那麼會有問題嗎，不會！因為這部分位址所在段的存在位一定是0（見前面第二段）。分頁機制總的虛擬空間只有4gb，正好夠32位數來表示，所以整個虛擬空間都能用線性位址表示出來，而在分段機制中，（64tb-4gb）大小的虛擬位址無法表示（這不一定是4gb～64tb這段位址，而是64tb虛擬位址對映4gb線性位址後，剩下的那塊64tb-4gb大小的位址），但反正也不存在，所以對虛擬化實現沒有影響，要用時，釋放掉之前使用的一些線性位址，把相同大小的虛擬位址對映過去就行了（總之最多對映4gb），總之，64tb虛擬空間中，能表示為線性位址的就4gb，其餘的就無法表示且存在位一定為0。
到此為止。
程式流的轉移：
x86程式流的轉移主要有以下幾種方式： 子程式呼叫，中斷和任務切換。對於x86，只要當前tss段沒有切換，那麼x86就認為任務沒有切換，因此，段間子程式呼叫、非任務門的中斷、呼叫門（儘管linux沒有呼叫門）這些轉移對於x86來說都是「 任務內轉移 」 ，從這個角度劃分，我把程式流的轉移分為下面幾種。
首先大類別上分為任務內轉移與任務間轉移，任務間轉移就是任務切換，這裡不談（參考x86任務切換），所以現在主要討論任務內轉移；任務內轉移又分為段內轉移與段間轉移，段內轉移很簡單，其實就是call或者jump進行短跳轉，指令運算元只給出偏移，預設在當前段內跳轉。如果是call指令，cpu壓入eip，執行ret時返回到原程式。。段間轉移又分為特權級切換的段間轉移和特權級不變的段間轉移，對於特權級不變的段間轉移，一般就是call，jump長跳轉，或者是呼叫門，如果是直接call或者call呼叫門，cpu壓入cs，eip，執行retf遠返回到原程式。對於需要改變特權級的段間轉移，就需要切換到對應特權級的堆疊上，這裡提一下，x86中，**分為一致性**和非一致性**，程式可以轉移到特權級相等或更高的一致性**段（cpl不變），卻只能轉移到相同特權級的非一致性**段中（除非用call呼叫門或者中斷/異常的方式，可以轉移到特權級更高的非一致性**段中，此時cpl變為目標**段的dpl）。因此，對於會改變特權級的段間轉移，只有一種可能，就是低特權級段轉向另乙個高特權級段。這時，需要切換到高特權級堆疊，這個堆疊儲存在任務的tss段中，x86檢測到發生特權級上公升的時候，會從那裡拿到新的高特權級對應的堆疊，載入這個堆疊到ss，esp中，並將原來的堆疊壓入這個新棧，如果是call呼叫門的方式引起的轉移，還會壓入指定個引數（個數在呼叫門描述符中指定）到新堆疊（這些引數也在原堆疊上），最後壓入返回位址cs，eip。
那麼如果是中斷引起的特權級公升高的段間轉移呢？首先從tss段拿到對應新堆疊，載入到ss，esp中，並將原堆疊值壓入新堆疊，這和之前通過call呼叫門轉移到高特權級段是一樣的，但是中斷不傳遞引數，所以沒有引數入棧，另外中斷與普通程式不同，需要儲存標誌暫存器（因為中斷的隨機性），所以eflags入棧，最後cs，eip入棧。。
再說一下，以上轉移在x86眼中都是同乙個任務內的轉移哦。。
X86保護模式程式設計總結（1）
系統設計的步驟 1,初始化相關硬體.並裝入系統.2,取得並測試相應硬體的引數.並初始化如x387等硬體.3,載入gdt到gdtr 第乙個描述符必須為0,至少需要乙個 段和乙個資料段 4,載入idt到idtr 必須先關中斷,載入完後可開啟 5,設定cr0中pe 1 也可和pg位一起設,並用jmp大跳 ...
X86保護模式程式設計總結（4）
cpu標識 eflage標誌位 8086cpu 第12 15位始終置位 intel286cpu 在實模式下,12 15位始終清除 32位cpu 在實模式下,第15位始終清除,第12 14位具有最後被裝入的值.在保護模式下,第14位具有最後被裝入的值,第15位被清除.第18位 intel486和pen...
X86保護模式程式設計總結（6）
中斷和異常 中斷 可遮蔽中斷,在cpu的intr引腳接收的中斷請求,if 1時才允許發生可遮蔽中斷 不可遮蔽中斷,在cpu的nmi輸入腳上接收到,cpu無法關閉不可遮蔽中斷.異常 cpu檢測的異常被分為3種 故障,是在已被檢測到異常的指令之前的指令邊界上報告的異常.故障在恢復到允許指令重新啟動狀態時...