工作模式

实模式

实模式又称实地址模式，实，即真实，这个真实分为两个方面，一个方面是运行真实的指令，对指令的动作不作区分，直接执行指令的真实功能，另一方面是发往内存的地址是真实的，对任何地址不加限制地发往内存。

实模式寄存器

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实模式下访问内存

虽然有了寄存器，但是数据和指令都是存放在内存中的。通常情况下，需要把数据从内存装载进寄存器中才能操作，还要有获取指令的动作，这些都要访问内存才行，而我们知道访问内存靠的是地址值。
CPU通过下面去计算地址：
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所有的内存地址都是由段寄存器左移 4 位，再加上一个通用寄存器中的值或者常数形成地址，然后由这个地址去访问内存。这就是大名鼎鼎的分段内存管理模型。

实模式中断

中断即中止执行当前程序，转而跳转到另一个特定的地址上，去运行特定的代码。在实模式下它的实现过程是先保存 CS 和 IP 寄存器，然后装载新的 CS 和 IP 寄存器。
产生中断：
第一种情况是，中断控制器给 CPU 发送了一个电子信号，CPU 会对这个信号作出应答。随后中断控制器会将中断号发送给 CPU，这是硬件中断。
第二种情况就是 CPU 执行了 INT 指令，这个指令后面会跟随一个常数，这个常数即是软中断号。这种情况是软件中断。
为了实现中断，就需要在内存中放一个中断向量表，这个表的地址和长度由 CPU 的特定寄存器 IDTR 指向。实模式下，表中的一个条目由代码段地址和段内偏移组成，如下图所示。
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有了中断号以后，CPU 就能根据 IDTR 寄存器中的信息，计算出中断向量中的条目，进而装载 CS（装入代码段基地址）、IP（装入代码段内偏移）寄存器，最终响应中断。

保护模式

保护模式相比于实模式，增加了一些控制寄存器和段寄存器，扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是 32 位的，还可以单独使用低 16 位，这个低 16 位又可以拆分成两个 8 位寄存器。image.png

特权级

为了区分哪些指令（如 in、out、cli）和哪些资源（如寄存器、I/O 端口、内存地址）可以被访问，CPU 实现了特权级。
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上面的圆环图，从外到内，既能体现权力的大小，又能体现各特权级对资源控制访问的多少，还能体现各特权级之间的包含关系。R0 拥有最大权力，可以访问低特权级的资源，反之则不行。

保护模式段描述符

目前为止，内存还是分段模型，要对内存进行保护，就可以转换成对段的保护。
由于 CPU 的扩展导致了 32 位的段基地址和段内偏移，还有一些其它信息，所以 16 位的段寄存器肯定放不下。放不下就要找内存借空间，然后把描述一个段的信息封装成特定格式的段描述符，放在内存中。
一个段描述符有 64 位 8 字节数据，里面包含了段基地址、段长度、段权限、段类型（可以是系统段、代码段、数据段）、段是否可读写，可执行等。虽然数据分布有点乱，这是由于历史原因造成的。
多个段描述符在内存中形成全局段描述符表，该表的基地址和长度由 CPU 的GDTR 寄存器指示。
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我们一眼就可以看出，段寄存器中不再存放段基地址，而是具体段描述符的索引，访问一个内存地址时，段寄存器中的索引首先会结合 GDTR 寄存器找到内存中的段描述符，再根据其中的段信息判断能不能访问成功。

保护模式段选择子

如果你认为 CS、DS、ES、SS、FS、GS 这些段寄存器，里面存放的就是一个内存段的描述符索引，那你可就草率了，其实它们是由影子寄存器、段描述符索引、描述符表索引、权限级别组成的。如下图所示。
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上图中影子寄存器是靠硬件来操作的，对系统程序员不可见，是硬件为了减少性能损耗而设计的一个段描述符的高速缓存，不然每次内存访问都要去内存中查表，那性能损失是巨大的，影子寄存器也正好是 64 位，里面存放了 8 字节段描述符数据。
低三位之所以能放 TI 和 RPL，是因为段描述符 8 字节对齐，每个索引低 3 位都为 0，我们不用关注 LDT，只需要使用 GDT 全局描述符表，所以 TI 永远设为 0。
通常情况下，CS 和 SS 中 RPL 就组成了 CPL（当前权限级别），所以常常是 RPL=CPL，进而 CPL 就表示发起访问者要以什么权限去访问目标段，当 CPL 大于目标段 DPL 时，则 CPU 禁止访问，只有 CPL 小于等于目标段 DPL 时才能访问。

长模式

首先为了支持 64 位寻址中断门描述符在原有基础上增加 8 字节，用于存放目标段偏移的高 32 位值。其次，目标代码段选择子对应的代码段描述符必须是 64 位的代码段。最后其中的 IST 是 64 位 TSS 中的 IST 指针