80386重要寄存器和数据结构
80386微处理器_2014
例 请分析下面的描述符：
80 00 6 B2 0A 4 00 00 2 03 FF 0
解：属性字节：B2h = 10110010 数据段，可写，DPL=1，在内存，未访问过。
段基址：800A0000h 界限：003FFh
课堂练习3： 请分析下面的描述符：
30 00 6 D7 00 4 00 00 2 07 FF 0
解：LDTR = 0010000100001000 TI = 0, LDT描述符在GDT中 索引 = 0010000100001
LDT描述符的起始地址： GDT的基地址＋索引×8
= 01002000h＋0010000100001×8 = 01004108h
LDT描述符的地址范围（占8字节）： 01004108h ~ 0100410Fh
00 00 6 A2 10 4 00 00 2 00 FF 0
解：属性字节：A2h = 1010001பைடு நூலகம் 386LDT描述符，有效，DPL=1。
LDT基址：00100000h 界限：000FFh
分段管理总结
4 (P297 9.21)
课 堂 练 习
： 图访
问 代 码 段
分页管理
在80386中，在设计分段管理的基础上又增加 了分页管理。在多任务系统中，有了分页管理功 能，就只需把每个活动任务当前所需要的少量页 面放在存储器中。
程序员编写程序时，其程序存入磁盘。这样， 从程序员的角度来看，系统中似乎有一个容量很大、 速度也相当快的虚拟存储器；其实，它并不是真正 物理上的内存。
3）保护机制；
特权保护机制、不同任务之间的隔离(不同的虚 拟存储空间)
（三）虚拟8086模式
（1）使80386可以快速地执行多个8086 的应用程序。 （2）段寄存器的用法和实模式时相同。 （3）存储器寻址空间为1MB，可以使用分页机制，支持多
80386简介1
80386简介（一）==============linux的早期版本，也是本课讲解的版本，是在80386上实现的，需要对该CPU先有个粗浅的了解。
重点是保护模式的几个概念。
注意：操作系统是管理硬件的程序，CPU的设计者与操作系统设计者的相互依赖是很强的。
80386是INTEL 1985年推出的CPU芯片，是80x86系列中第一个32位微处理器。
80386的内部和外部数据总线都是32位。
地址总线也是32位，可寻址高达4GB内存。
80386具有实模式、保护模式、虚86（V86）等三种工作方式。
系统加电时自动处于实模式，当操作系统初始化完成，操作系统可将其设为保护模式。
1实模式实模式是为了兼容于8086。
只使用20位地址总线，可寻址1M内存，物理地址=左移4位的段地址+偏移地址，等等，这些内容在“组成原理”中都过。
实模式寻址能力有限，而且不能为操作系统内核提供安全保护，比如它没有管态、目态。
没有为多道程序提供必要的支持，比如没有进程空间的隔离功能。
2保护模式可以使用32位地址总线，可寻址高达4GB内存（含虚存）。
但当时的386电脑一般只配1-8M内存，虚存也很小，有些硬盘本身的容量就不够4G。
保护模式和实模式都使用内存段、中断，但二者有很多不同。
在实模式中内存被划分成段，每个段的大小为64KB，这样段地址可以用16位表示。
有几个段寄存器（CS、DS、SS和ES），物理地址=左移4位的段地址+偏移地址。
而在保护模式下，段是通过一系列被称之为"描述符表"的表所定义的。
段寄存器存储的是指向这些表的指针，段长也不再固定为64位，而是可变的。
用于定义内存段的表有两种：全局描述符表(GDT)和局部描述符表(LDT)。
“描述符”是一个32位的地址指针。
GDT是一个段描述符数组，其中包含所有应用程序都可以使用的基本描述符。
每一个操作系统只定义一个GDT。
LDT也是段描述符的一个数组。
与GDT不同，LDT是一个段，每一个正在运行的进程都有一个自己的LDT。
5.现代微机结构_80386
引脚ERROR
1: 表示是80287, 或者无协处理器
通过执行指令来识别： 指令1 FNINIT 指令2 IN (控制寄存器)
区分有无协处理器 Di
R +5V
若读出的值为0, 则将1→MP, 0→ET 若读出的值为不为0, 则0→MP
(2) CR1: 未使用 (3) CR2: 页故障地址寄存器, 存放出现故障的页 的32位线性地址 (4) CR3: 页目录基地址寄存器, 存放页目录表的 基地址。
二级表的地址转换过程:
将虚拟地址的高20位分成两部分, 分别用于指示 两种不同表的表项(作为表内的偏移量)。 如下图所示:
31 22 21 12 11 0
线性地址 页目录偏移
页表偏移
页内偏移
D31～D22指示1024个目录项的一项, 该项的
内容为一个页表的基地址;
D21～D12指示1024个页表项的一项, 该项的内
2、分页管理
CR0中的PG位=0, 不允许分页, 经分段部件出来 的地址(即线性地址=物理地址);
如果PG=1, 则允许分页, 经分段部件出来的线性地 址仍为虚地址, 必须经分页部件转换成物理地址。
(1) 分页的寻址过程 从虚地址到实地址的转换过程 目标: 根据线性地址, 得到物理页面基地址以及 该页面内的偏移量 假设: 基于简单查表的转换机构, 用虚拟页号查表, 表中内容为实际页面的基地址 如下图所示:
SRAM
OE WE CS
D7~D0
SRAM BE0 BE1 BE2
OE WE CS
D15~D8
SRAM
OE WE CS
D23~D16
BE3
地址 地址 译码
SRAM
80386的特殊寄存器
状态和控制寄存器状态和控制寄存器是由标志寄存器EFLAGS 、指令指针EIP 和4个控制寄存器组成，如图所示：1.指令指针寄存器和标志寄存器指令指针寄存器EIP 中存放下一条将要执行指令的偏移量（offset ），这个偏移量是相对于目前正在运行的代码段寄存器CS 而言的。
偏移量加上当前代码段的基地址，就形成了下一条指令的地址。
EIP 中的低16位可以分开来进行访问，给它起名叫指令指针IP 寄存器，用于16位寻址。
标志寄存器EFLAGS 存放有关处理器的控制标志，如图所示。
标志寄存器中的第1、3、5、15位及18～31位都没有定义。
标志寄存器EFLAGS在这些标志位中，我们只介绍在Linux 内核代码中常用且重要的几个标志位：第8位TF （Trap Flag ）是自陷标志，当将其置1时则可以进行单步执行。
当指令执行完后，就可能产生异常1的自陷（参看第四章）。
也就是说，在程序的执行过程中，每执行完一条指令，都要由异常1处理程序 （在Linux 内核中叫做debug()）进行检验。
当将第8位清0后，且将断点地址装入调试寄存器DR0～DR3时，才会产生异常1的自陷。
第12、13位IOPL 是输入输出特权级位，这是保护模式下要使用的两个标志位。
由于输入输出特权级标志共两位，它的取值范围只可能是0、1、2和3共4个值，恰好与输入输出特权级0～3级相对应。
但Linux内核只使用了两个级别，即0和3级，0表示内核级，3表示用户级。
在当前任务的特权级CPL（Current Privilege Level）高于或等于输入输出特权级时，就可以执行像IN、OUT、INS、OUTS、STI、CLI和LOCK等指令而不会产生异常13（即保护异常）。
在当前任务特权级CPL为0时，POPF（从栈中弹出至标志位）指令和中断返回指令IRET可以改变IOPL字段的值。
第9位IF（Interrupt Flag）是中断标志位，是用来表示允许或者禁止外部中断（参看第四章）。
80386 和 保护模式
80386 和保护模式___William LiuIntel CPU 一般可以运行在两种模式之下，即实模式和保护模式。
早期的 Intel CPU （ 8086 ， 8088 ）只能工作在实模式之下，系统中只能运行单个任务，而且只能使用实地址模式。
对于 Intel 80386 以上的芯片则还可以运行在 32 位的保护模式之下。
在保护模式之下的 CPU 可以支持多任务；支持 4GB 的物理内存；支持 64TB 的虚拟内存；支持内存的页式管理和段式管理以及支持特权级。
本文档将首先介绍 Intel 80386 CPU 的几个内部寄存器，然后再由浅入深的分别介绍保护模式下的段式管理，页式管理，虚拟内存，多任务以及特权级管理等几个方面。
Intel 80386 CPU 的内部寄存器这一部分先大致介绍一下 386 的内部寄存器，具体细节在后面的几节中再详细说明。
一般来说， CPU 设计用来系统编程的系统寄存器包括如下几类：•标志寄存器 (EFLAGS)•内存管理寄存器 (GDTR ， LDTR ， IDTR ， TR)•控制寄存器 (CR0 ， CR1 ， CR2 ， CR3 ， CR4)•兼容 8086 通用寄存器（ EAX ， EBX ， ECX ， EDX ）•兼容 8086 段寄存器（ CS ， DS ， ES ， SS ， FS ， GS ）•兼容 8086 数据寄存器（ ESI ， EDI ， EIP ， ESP ）下面分别加以介绍：1) 标志寄存器 EFLAGS ：跟 8086/8088 的 FLAGS 大致差不多。
只不过位宽由 16bit 变成了 32bit ，负责的状态标志也多了一些。
见图一所示：图一： EFLAGS 的结构其中系统标志： VM －虚拟 8086 模式； RF －恢复标志； NT －任务嵌套标志；IOPL － I/O 特权级标志； IF －中断允许标志。
2) 内存管理寄存器：一共有 4 个，用于分段内存管理，都是用于存放指针的，只是所指的再内存单元中的内容有所不同。
汇编学习笔记（15）-80386从16位32位
汇编学习笔记（15）-80386从16位32位简述 80386相⽐于8086 地址线从20位扩展为32位，这意味着80386可以最多访问4G的内存，同时所有的寄存器都扩展为32位寄存器，80386扩展了原来的寄存器，增加了⼀些新的指令，并增加了新的寄存器 80386的寄存器主要分如下⼏类：通⽤寄存器，段寄存器，指令寄存器，标志位寄存器，系统地址寄存器，控制寄存器，测试寄存器，调试寄存器。
80386的指令集也⼤多集成8086的指令集，只是将其扩充为32位寄存器⽽已。
寄存器通⽤寄存器通⽤寄存器是在8086的8个通⽤寄存器(AX,BX,CX,DX,BP,SP,SI,DI)的基础上将其扩展了32位寄存器,名称为在原先的名字前⾯加了个E，分别为EAX, EBX, ECX, EDX, EBP, ESP, ESI, EDI原先的16位和8位寄存器即 AX, AL ,AH等都还是可以使⽤的，同时AX 是EAX的低16位，类似于 AX和AL的关系，EAX的⾼16位⽆法单独使⽤。
段寄存器原先的段寄存器保持不变还是16位，同时增加了FS 和 GS两个新的段寄存器(这两寄存器的全称是啥没查到)指针寄存器扩展为32位，改名为EIP，IP仍然有效，是EIP的低16位标记寄存器标志寄存器也扩展为32位，并层架如下四个标志位 IO 特权(IOPL): 当执⾏IO指令的时候需要IO的特权级⼩于等于此标志位，占2位 嵌套任务标志(NT): ⽤来指⽰中断返回指令 IRET的⼯作⽅式 重启标志(RF): 与故障和调试有关 虚拟8086标志(VM): 表⽰当前⼯作在虚拟8086模式下控制寄存器R0:PG: 分页控制 PG=1: 启⽤内存的分页管理模式 PG=0: 禁⽤内存的分页管理模式PE: 分段控制 PE=1: 启⽤内存的分段管理模式, 同时进⼊保护模式 PE=0: 禁⽤内存的分段管理模式, 同时进⼊实模式MP: 算数存在位EM: 模拟位EM=0: 硬件执⾏浮点指令运算EM=1: 软件模拟浮点执⾏运算TS: 任务切换位ET: 扩展位R1: 保留未使⽤R2: 缺页中断时存储缺的页的地址R3: 页⽬录的地址，只能⽤前20位，后20位必须为0，所以是4K对齐的系统地址寄存器先简单介绍⼀下，在下⼀章会详细介绍他们GDTR: 全局表描述符表寄存器 48位，存放全局段描述符表的地址，前32位存放基地址，后16位是表界限，单位1字节。
80386保护模式工作原理
DPL
TYPE
描述符表
描述符可用于描述多种对象：存储段、任务状态 段、调用门、任务门、中断门、陷阱门和LDT。 为了便于组织管理，80386把描述符组织成线性表。 由描述符组成的线性表称为描述符表。 每个描述符表本身形成一个特殊的内存数据段。 这样的特殊数据段最多包含8192个描述符。该段 由操作系统维护、并由处理器中的存储管理单元 硬件(MMU)访问。 在80386中有三种类型的描述符表：全局描述符表 GDT、局部描述符表LDT 和 中断描述符表IDT。 在整个系统中，全局描述符表GDT和中断描述符 表IDT只有一张，局部描述符表可以有若干张，每 个任务有一张。
两级页表结构
表项格式
P位表示该表项是否有效。P=1表项有效；P=0表项无效。 在通过页目录表和页表进行地址转换过程中，无论在页目 录表还是在页表中遇到无效表项，都会引起缺页异常。 处理器在访问过某个表项之后总是将其A位置1。一般由操 作系统将其周期性的刷新为0。 处理器在对某个物理页进行过写操作之后，总是将其所对 应的页表中表项的D位置1。 U/S和R/W位用于对页进行保护。
对输入/输出的保护
80386采用I/O特权级IPOL和I/O许可位图的方法来控制输入 /输出，实现输入/输出保护。 IOPL存放在标志寄存器EFLAG中，它规定了可以执行所有 与I/O相关的指令和访问I/O空间中所有地址的最低特权级。 只有当CPL <=IOPL时，才被允许随意访问I/O空间中的任 何地址。 每个任务都有一个I/O许可位图，它由二进制位串组成。位 串中的每一位依次对应一个I/O地址。 I/O许可位图存放在 每个任务所对应的任务状态段(TSS)中。 当CPL > IOPL时，如果该指令所访问的I/O地址所对应的当 前任务的I/O许可位为0，则80386允许该I/O操作，如果I/O 许可位为1，则禁止该I/O操作。 IOPL的设置和I/O许可位图的创建只能由操作系统进行。
80386保护模式工作原理
DPL
TYPE
描述符表
描述符可用于描述多种对象：存储段、任务状态 段、调用门、任务门、中断门、陷阱门和LDT。 为了便于组织管理，80386把描述符组织成线性表。 由描述符组成的线性表称为描述符表。 每个描述符表本身形成一个特殊的内存数据段。 这样的特殊数据段最多包含8192个描述符。该段 由操作系统维护、并由处理器中的存储管理单元 硬件(MMU)访问。 在80386中有三种类型的描述符表：全局描述符表 GDT、局部描述符表LDT 和 中断描述符表IDT。 在整个系统中，全局描述符表GDT和中断描述符 表IDT只有一张，局部描述符表可以有若干张，每 个任务有一张。
GDT和LDT
GDT含有每一个任务都可能访问的描述符，通常包含操作 系统所使用的代码段、数据段和堆栈段的描述符，也包含 多种特殊描述符，如LDT描述符。在任务切换时，并不切 换GDT。通过GDT可以使各任务都需要的段能够被共享。
每个任务的局部描述符表LDT含有该任务自己的代码段、 数据段和堆栈段的描述符，也包含该任务所使用的一些门 描述符，如任务门和调用门描述符等。随着任务的切换， 系统当前的局部描述符表LDT也随之切换。通过LDT可以 使各个任务私有的各个段与其它任务相隔离，从而达到受 保护的目的。
两级页表结构
页映射表的第一级称为页目录表，存储在一个4K字节的物 理页中。页目录表共有1K个表项，其中，每个表项为4字 节长，包含对应第二级表所在物理地址空间页的基地址。 页映射表的第二级称为页表，每张页表也安排在一个4K字 节的页中。每张页表都有1K个表项，每个表项为4字节长， 包含对应物理地址空间页的基地址。 由于页目录表和页表均由1K个表项组成，所以使用10位的 索引就能指定具体表项，即用10位的索引值乘以4加基地址 就得到了某个表项的物理地址。 任务切换时，页目录表和页表也要相应进行切换，使得不 同任务的线性地址空间被映射到不同的物理地址空间中。 当前页目录表的物理基地址存放在CR3寄存器中。
- 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性，平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
- 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
- 3、如文档侵犯您的权益，请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间：9:00-18:30)。
80386重要寄存器和数据结构
描述符(Descriptor）
具有固定长度的结构体(struct)，共８个字节。
这个结构体保存着一个段基地址的所有信息，包含：
1.段基地址
2.段长度
3.段属性
描述符有两种，这两种结构体包含的内容几乎都一样，只有一些细小的差别，这两种描述符分别是：
1.非系统描述符：用来描述数据段，代码段和堆栈段的结构；
2.系统段描述符：用来描述LDT和TSS的，（LDT和TSS在后面有说明）。
全局描述符表(GDT: Global Descripter Table)
顾名思义，它是一个表结构。
这个表存储在内存中，相当于C语言中的一个结构体数组。
数组的每一项就是上面所说的描述符。
GDT在一个多任务系统中一般只设置一个，其基址由一个GDTR确定（GDT靠GDTR定位），GDT地址在设置好之后几乎不会被改变。
这个表中可以包含如下四种信息的描述符：
1.全局数据段，代码段和堆栈段信息。
这些段一般由操作系统内核使用。
2.对LDT的描述，这个描述符的基址就是是LDT所在内存中的起始地址
3.对TSS的描述，这个描述符的基址是TSS所在内存中的起始地址
4.一些门描述符（调用门，中断门等…）。
其中#1属于非系统段描述符，#2 #3 #4属于系统段描述符。
描述符各自
的属性值决定了它们具体是哪类描述符。
其中，LDT，TSS属于具体每个
任务，一般成对出现在GDT中。
全局描述符表寄存器(GDTR：Global Descripter Table Register)
GDTR是一个CPU寄存器，和AX BX.. CS DS...一个概念。
GDTR共48位，包含两部分内容：
1.开头32位用来保存一个内存地址，指出GDT在内存中的位置（如果没有
开启分页，它就是一个32位的物理地址）；
2.随后16位为GDT的长度信息，即GDT共有有多少项。
局部描述符表(LDT：Local Descripter Table)
与GDT的结构类似，所不同的是，LDT用来描述每个具体用户任务代码段，堆栈段和数据段信息。
LTD是针对每个用户任务的，类似TSS这样的全局信息相关的描述项自然只存在GDT中，LDT中不会有。
LDT描述项一般和正在运行的用户任务数相等。
每个用户任务都可能有自己的LDT，保存着本任务相关信息。
LDT的基址作为一条记录保存在GDT中（参见上面GDT#2）。
局部描述符表寄存器(LDTR：Global Descripter Table Register)
LDTR也是一个寄存器，和GDTR类似，不同的是它只有16位。
LDTR中存放的是一个16位选择子，寻址时用选择子内容去GDT中定位寻找LDT的基址。
LDTR当作为选择子，任务切换时只要改变其中存放的选择子内容就能实现LDT的切换。
任务寄存器(TR：Task Register)
也是一个16为的选择子，作用和LDTR类似，都是用来索引全局描述符表(GDT)中的一项。
所不同的是TR选择和指向的是一个任务状态段地址（TSS:Task Status Segment）。
任务状态段(TSS：Task State Segment)
正如前文所说，任务状态段（TSS）信息是在GDT中描述的。
任务状态段也是是内存中的一个数据结构。
这个结构中保存着和任务相关的信息。
当运行着的任务准备切换时，CPU会把当前任务用到的寄存器内容（CS EIP DS SS...）包括LDT 的选择子等信息保存在TSS中以便任务切换回来时候继续使用。
选择子(Selector)
选择子按照用途共有三种，其格式完全一样，仅仅用途不同。
1.TR中的选择子，指向GDT中一个TSS的描述项。
2.LDTR中的选择子，指向GDT中一个LDT的描述项。
3.用户程序中的逻辑地址组成部分（这个地址即虚拟地址48位=16位选择
子+32位偏移地址)。
它用来选择程序用到的数据段，代码段等在LDT中
的描述项。
此处的选择子由编译，连接或者操作系统决定的。
80386中除了上述寄存器以外，还有一些用户程序不可访问的高速缓冲寄存器寄存器，为的是提高CPU计算性能。
分页机制
控制寄存器（Control Registor）CR3中保存着一个页基址A，如果分页被启用，线性地址经需要经过两级页变换成最终的物理地址：具体过程见下图.
分页机制
参见上图，线性地址从高到底被分成三个部分高10位B，中间10位C，末12位D。
变换过程不再描述，语言描述可能看上去复杂，图表相对清晰，这里结合上图给出一个变换过程公式，结合上图应该可以比较清楚的看出分页机制。
页基址 = A;
页基址 = 页基址 + B * 4; /* 查一级目录页表,在（页基址+B*4）处取得二级页表的的基址,这里等号代表查表 */
页基址 = 页基址 + C * 4; /* 查二级目录页表,在（页基址+B*4）处取得物理基址,这里等号代表查表 */
物理地址 = 物理基址 + D;
上述公式中B和C为什么要乘以4？因为页表按4位对齐的。
页目录项后四位不用。
类似的，GDT/LDT中一项长度为8字节，选择子去GDT/LDT中索引如下：
描述符地址 = Base + Selector * 8.
80386内存管理和任务切换过程
一个80386操作系统中运行两个用户任务A和B，如图：
任务A运行时CPU和内存状态如下
任务A运行时CPU和内存状态
切换到任务B运行时，CPU和内存状态如下
切换到任务B运行时CPU和内存状态。