Intel x86 Assembly& Microarchitecture 保护模式
示例
介绍
发明80286时，它支持旧的8086分段（现在称为“实模式”），并添加了一个称为“保护模式”的新模式。此模式在每个x86处理器中都存在，尽管通过各种改进（例如32位和64位寻址）进行了增强。
设计
在保护模式下，完全取消了简单的“将地址添加到移位段寄存器值”。他们保留了段寄存器，但没有使用它们来计算地址，而是使用它们索引到一个表（实际上是两个表之一）中，该表定义了要访问的段。该定义不仅描述了段在内存中的位置（使用基本和限制），而且还描述了段的类型（代码，数据，堆栈甚至系统）以及可以访问它的程序类型（OS内核，普通程序），设备驱动程序等）。
段寄存器
每个16位段寄存器都采用以下格式：
+------------+-----+------+ | Desc Index | G/L | Priv | +------------+-----+------+ Desc Index = 13-bit index into a Descriptor Table (described below) G/L = 1-bit flag for which Descriptor Table to Index: Global or Local Priv = 2-bit field defining the Privilege level for access
全球/本地
全局/本地位定义访问是进入描述符的全局表（毫不奇怪地称为全局描述符表或GDT）还是本地描述符表(LDT)。LDT的想法是，每个程序都可以有自己的描述符表-操作系统将定义一组全局段，并且每个程序都将具有自己的本地代码段，数据段和堆栈段。操作系统将管理不同描述符表之间的内存。
描述符表
每个描述符表（全局或本地）是一个由8,192个描述符组成的64K数组：每个8字节记录定义了所描述的细分的多个方面。段寄存器的描述符索引字段可用于8,192个描述符：并非巧合！
描述符
描述符保存以下信息-请注意，描述符的格式随着新处理器的发布而发生了变化，但是每种类型中都保留了相同的信息：
基本
这定义了内存段的起始地址。
限制
这定义了内存段的大小。他们必须做出决定：大小是否0x0000等于0，所以无法访问？或最大尺寸？
相反，他们选择了第三个选项：“限制”字段是细分中的最后一个可寻址位置。这意味着可以定义一个再见细分；或地址大小的最大值。
类型
段有多种类型：传统的代码段，数据段和堆栈段（请参见下文），但还定义了其他系统段：
本地描述符表段定义了可以访问多少个本地描述符。
任务状态段可用于硬件管理的上下文切换；
受控的“呼叫门”，它可以允许程序调用操作系统-但只能通过经过精心管理的入口点进行调用。
属性
还维护了细分的某些属性，如：
只读vs读写
该段当前是否存在-允许按需进行内存管理；
哪些级别的代码（操作系统，驱动程序和程序）可以访问此网段。
最后真正的保护！
如果操作系统将描述符表保存在不能由单纯的程序访问的段中，则它可以严格管理定义了哪些段，以及为每个段分配和访问了什么内存。程序可以制造自己喜欢的任何段寄存器值-但是如果它有胆量将其实际加载到段寄存器中……CPU硬件将认识到建议的描述符值违反了许多规则中的任何一条，并且而不是完成请求，它将向操作系统引发异常，以允许它处理错误的程序。
此例外通常是＃13，即“一般保护例外”，它在MicrosoftWindows中广为人知...（有人认为英特尔工程师是迷信的吗？）
失误
可能发生的错误包括：
如果建议的描述符索引大于表的大小；
如果建议的描述符是系统描述符而不是代码，数据或堆栈；
如果提议的描述符比请求程序具有更大的特权；
如果建议的描述符标记为“不可读”（例如代码段），但是尝试将其读取而不是执行；
如果建议的描述符标记为“不存在”。
请注意，最后一个对于程序可能不是致命的问题：操作系统可以记录该标志，恢复该段，将其标记为现在存在，然后允许错误的指令成功进行。
或者，也许描述符已成功加载到段寄存器中，但是随后对其进行的访问违反了以下规则之一：
段寄存器加载0x0000了GDT的描述符索引。硬件将其保留为NULL：
如果已加载的描述符标记为只读，但尝试对其进行写操作。
访问的任何部分（1、2、4或更多字节）是否超出了段的限制。