linux内核分析：x86，BIOS到bootloader，内核初始化，syscall, 进程与线程

lec6:x86架构

计算机工作模式

其中cpu管理了数据的存放 和运算，所以cpu里面还有一个控制单元

x86的cpu内部

 8 个 16 位的通用寄存器，也就是刚才说的 CPU 内部的数据单元，分别是 AX、BX、CX、DX、SP、BP、SI、DI。这些寄存器主要用于在计算过程中暂存数据。其中 AX、BX、CX、DX 可以分成两个 8 位的寄存器来使用，分别是 AH、AL、BH、BL、CH、CL、DH、DL，其中 H 就是 High（高位），L 就是 Low（低位）的意思。

每个进程都分代码段和数据段，为了指向不同进程的地址空间，有四个 16 位的段寄存器，分别是 CS、DS、SS、ES。

其中，CS 就是代码段寄存器（Code Segment Register），通过它可以找到代码在内存中的位置；DS 是数据段的寄存器，通过它可以找到数据在内存中的位置。

SS 是栈寄存器（Stack Register）

在 CS 和 DS 中都存放着一个段的起始地址。代码段的偏移量在 IP 寄存器中，数据段的偏移量会放在通用寄存器中。

这时候问题来了，CS 和 DS 都是 16 位的，也就是说，起始地址都是 16 位的，IP 寄存器和通用寄存器都是 16 位的，偏移量也是 16 位的，但是 8086 的地址总线地址是 20 位。怎么凑够这 20 位呢？方法就是“起始地址 *16+ 偏移量”，也就是把 CS 和 DS 中的值左移 4 位，变成 20 位的，加上 16 位的偏移量，这样就可以得到最终 20 位的数据地址。对于 8086CPU，最多只能访问 1M 的内存空间，还要分成多个段，每个段最多 64K。

在 32 位处理器中，有 32 根地址总线，可以访问 2^32=4G 的内存。使用原来的模式肯定不行了，但是又不能完全抛弃原来的模式，因为这个架构是开放的。

那我们索性就重新定义一把吧。CS、SS、DS、ES 仍然是 16 位的，但是不再是段的起始地址。段的起始地址放在内存的某个地方。这个地方是一个表格，表格中的一项一项是段描述符（Segment Descriptor）。这里面才是真正的段的起始地址。而段寄存器里面保存的是在这个表格中的哪一项，称为选择子（Selector）。 

当然为了快速拿到段起始地址，段寄存器会从内存中拿到 CPU 的描述符高速缓存器中。

因而到了 32 位的系统架构下，我们将前一种模式称为实模式（Real Pattern），后一种模式称为保护模式（Protected Pattern）。

当系统刚刚启动的时候，CPU 是处于实模式的，这个时候和原来的模式是兼容的。也就是说，哪怕你买了 32 位的 CPU，也支持在原来的模式下运行，只不过快了一点而已。

为啥x86要分两种结构

x86是一种常见的计算机处理器架构，它在设计上包含了实模式（Real Mode）和保护模式（Protected Mode）这两种工作模式。这种设计的目的是为了向后兼容早期的x86处理器，并为操作系统和应用程序提供更高级的功能和保护机制。

实模式是x86架构的最初模式，它是为了向后兼容早期的16位x86处理器而设计的。在实模式下，处理器只能访问最多1MB的内存，并且没有内存保护和多任务处理的能力。实模式下的寻址是通过段地址和偏移地址的组合来实现的，这种方式较为复杂且容易出错。

保护模式是x86架构引入的一种新的工作模式，为操作系统和应用程序提供了更高级的功能和保护机制。在保护模式下，处理器可以访问远大于1MB的内存，并且支持内存分页、虚拟内存、多任务处理、特权级别等功能。保护模式使用平坦的内存模型，即将所有的内存视为连续的线性地址空间，简化了内存管理和寻址方式。

通过实模式和保护模式的切换，x86处理器可以在向后兼容旧版本软件的同时，提供更高级的功能和保护机制。当计算机启动时，处理器处于实模式下，操作系统可以选择将处理器切换到保护模式，并利用保护模式的功能来管理内存、实现多任务处理等。这种设计使得x86架构在演变过程中能够兼顾向后兼容性和功能扩展性。