实模式和保护模式的区别
内存寻址的三种模式
内存寻址的三种模型1. 地址的种类首先明确一下逻辑地址和线性地址这两个概念：1. 逻辑地址2. 线性地址3. 物理地址1.1 逻辑地址：逻辑地址是编译器生成的，我们使用在linux环境下，使用C语言指针时，指针的值就是逻辑地址。
对于每个进程而言，他们都有一样的进程地址空间，类似的逻辑地址，甚至很可能相同。
1.2 线性地址：线性地址是由分段机制将逻辑地址转化而来的，如果没有分段机制作用，那么程序的逻辑地址就是线性地址了。
1.3 物理地址物理地址是CPU在地址总线上发出的电平信号，要得到物理地址，必须要将逻辑地址经过分段，分页等机制转化而来。
2. 三种寻址模型x86体系结构下，使用的较多的内存寻址模型主要有三种：1. 实模式扁平模型real mode flat model2. 实模式分段模型real mode segment model3. 保护模式扁平模型protected mode flat model下面是对这三种模型的描述实模式和保护模式相对，实模式运行于20位地址总线，保护模式则启用了32位地址总线，地址使用的是虚拟地址，引入了描述符表；虽然二者都引入了段这样一个概念，但是实模式的段是64KB固定大小，只有16KB个不同的段，CS,DS等存储的是段的序号（想想为什么？）。
保护模式则引入了GDT和LDT段描述符表的数据结构来定义每个段。
扁平模型和分段模型相对，区别在于程序的线性地址是共享一个地址空间还是需要分成多个段，即为多个程序同时运行在同一个CS，DS的范围内还是每个程序都拥有自己的CS，DS：前者(flat)指令的逻辑地址要形成线性地址，不需要切换CS，DS；后者的逻辑地址，必须要经过段选择子去查找段描述符，切换CS，DS，才能形成线性地址。
3. 实模式扁平模型该模式只有在386及更高的处理器中才能出现！80386的实模式，就是指CPU可用的地址线只有20位，能寻址0~1MB的地址空间。
实模式与保护模式
实模式与保护模式在是模式下，16位寄存器需要用“段：偏移”这种方法才能达到1MB的寻址能力，如今我们有了32位寄存器，一个寄存器就可以寻址4GB的空间，是不是从此段值就被抛弃了？，在新的政策下地址仍然用“段：偏移”这样的形式来表示，只不过保护模式下的“段”的概念发生了根本性的变化，是模式下段值还是可以看成地址的一部分的，段值为XXXXh表示以XXXX0h开始的一段内存，而保护模式下虽然段值仍然由原来的16位的CS，DS等寄存器表示，但此时它仅仅变成了一个索引，这个索引指向一个数据结构的一个表项，表项中详细定义了段的起始地址，界限，属性等内容这个数据结构就是GDT（global description table）在Protected Mode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（Global Descriptor Table）。
为什么要有GDT？我们首先考虑一下在Real Mode下的编程模型：在Real Mode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的Base Address，一个Segment的最大长度是64 KB，这是16-bit系统所能表示的最大长度。
而Offset则是相对于此Segment Base Address的偏移量。
Base Address+Offset就是一个内存绝对地址。
由此，我们可以看出，一个段具备两个因素：Base Address和Limit（段的最大长度），而对一个内存地址的访问，则是需要指出：使用哪个段？以及相对于这个段Base Address的Offset，这个Offset应该小于此段的Limit。
当然对于16-bit系统，Limit不要指定，默认为最大长度64KB，而 16-bit的Offset也永远不可能大于此Limit。
我们在实际编程的时候，使用16-bit段寄存器CS（Code Segment），DS （Data Segment），SS（Stack Segment）来指定Segment，CPU将段积存器中的数值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址线上就成为20-bit的Base Address。
【转】实模式和保护模式
【转】实模式和保护模式 为何要了解Intel 80386的保护模式和分段机制？⾸先，我们知道Intel 80386只有在进⼊保护模式后，才能充分发挥其强⼤的功能，提供更好的保护机制和更⼤的寻址空间，否则仅仅是⼀个快速的8086⽽已。
没有⼀定的保护机制，任何⼀个应⽤软件都可以任意访问所有的计算机资源，这样也就⽆从谈起操作系统设计了。
且Intel 80386的分段机制⼀直存在，⽆法屏蔽或避免。
其次，在我们的bootloader设计中，涉及到了从实模式到保护模式的处理，我们的操作系统功能（⽐如分页机制）是建⽴在Intel 80386的保护模式上来设计的。
如果我们不了解保护模式和分段机制，则我们⾯向Intel 80386体系结构的操作系统设计实际上是建⽴在⼀个空中楼阁之上。
【注意】虽然⼤家学习过X86汇编，对X86硬件架构有⼀定了解，但对X86保护模式和X86系统编程可能了解不够。
为了能够清楚了解各个实验中汇编代码的含义，我们建议⼤家阅读如下参考资料：可先回顾⼀下lab0-manual中的“了解处理器硬件”⼀节的内容。
《Intel 80386 Reference Programmers Manual-i386》：第四、六、九、⼗章。
在后续实验中，还可以进⼀步阅读第五、七、⼋等章节。
(1) 实模式 在bootloader接⼿BIOS的⼯作后，当前的PC系统处于实模式（16位模式）运⾏状态，在这种状态下软件可访问的物理内存空间不能超过1MB，且⽆法发挥Intel 80386以上级别的32位CPU的4GB内存管理能⼒。
实模式将整个物理内存看成分段的区域，程序代码和数据位于不同区域，操作系统和⽤户程序并没有区别对待，⽽且每⼀个指针都是指向实际的物理地址。
这样，⽤户程序的⼀个指针如果指向了操作系统区域或其他⽤户程序区域，并修改了内容，那么其后果就很可能是灾难性的。
通过修改A20地址线可以完成从实模式到保护模式的转换。
详解实模式,保护模式,虚拟8086模式
2014年11月29日 0:59
• 80x86处理器有三种工作模式：实模式，保护模式和虚拟8086模式
• 历史 ○ DOS时代，汇编凭借着特权可以随时访问系统内核，直接操作硬件，对系统安全造成威胁 ○ Windows时代的到来，不仅给我们带来了华丽的界面，更多的是给我们带来了“保护机 制”。将系统内核层层封装，用户仅能通过Windows提供的接口访问内核。即保护模式 ○ 为了兼容以前的MS-DOS程序，虚拟86模式应运而生。虚拟8086模式是以任务形式在保护模式 上执行的, 在80386上可以同时支持由多个真正的80386任务和虚拟8086模式构成的任务 ○ 其实，实模式和虚拟8086模式是为了向下兼容而设置的. 而保护模式是我们的主角, 是我们现
实际上, 80386就是通过在实模式下初始化控制寄存器, GDTR, LDTR, IDTR与TR等管理寄存 器以及页表, 然后再通过加载CR0使其中的保护模式使能位置位而进入保护模式的. 当然, 实模式下不支持硬件上的多任务切换
实模式下的中断处理方式和8086处理器相同, 也用中断向量表来定位中断服务程序地址 中断向量表的结构也和8086处理器一样: 每4个字节组成一个中断向量, 其中包括两个字节
○ 虚拟8086模式是以任务形式在保护模式上执行的, 在80386上可以同时支持由多个真正的 80386任务和虚拟8086模式构成的任务。虚拟8086模式以保护模式为基础, 它的工作方式实际 上是实模式和保护模式的混合
• 实模式
○ 以8086架构进行讲解，8086上一代8088 CPU中的寄存器都是8位的。而8086是16位的，是
显示的视频缓冲区和BIOS的地址空间
• 而在内存低端, 安排了中断向量表和BIOS数据区; 剩下从
第4章指令系统层习题参考解答-汇编语言与计算机组成原理 答案
1.什么是“程序可见”的寄存器?程序可见寄存器是指在用户程序中用到的寄存器，它们由指令来指定。
2. 80x86微处理器的基本结构寄存器组包括那些寄存器？各有何用途？基本结构寄存器组按用途分为通用寄存器、专用寄存器和段寄存器3类。
通用寄存器存放操作数或用作地址指针；专用寄存器有EIP和EFLAGS，分别存放将要执行的下一条指令的偏移地址和条件码标志、控制标志和系统标志；段寄存器存放段基址或段选择子。
3．80x86微处理器标志寄存器中各标志位有什么意义?常用的7位：CF进位标志： 在进行算术运算时，如最高位(对字操作是第15位，对字节操作是第7位)产生进位或借位时，则CF置1；否则置0。
在移位类指令中，CF用来存放移出的代码(0或1)。
PF奇偶标志： 为机器中传送信息时可能产生的代码出错情况提供检验条件。
当操作结果的最低位字节中1的个数为偶数时置1，否则置0。
AF辅助进位标志： 在进行算术运算时，如低字节中低4位(第3位向第4位)产生进位或借位时，则AF置1；否则AF置0。
ZF零标志：如指令执行结果各位全为0时，则ZF置1；否则ZF置0。
SF符号标志：其值等于运算结果的最高位。
如果把指令执行结果看作带符号数，就是结果为负，SF置1；结果为正，SF置0。
OF溢出标志： 将参加算术运算的数看作带符号数，如运算结果超出补码表示数的范围N，即溢出时，则OF置1；否则OF置0。
DF方向标志： 用于串处理指令中控制处理信息的方向。
当DF位为1时，每次操作后使变址寄存器SI和DI减小；当DF位为0时，则使SI和DI增大，使串处理从低地址向高地址方向处理。
4．画出示意图，简述实模式下存储器寻址的过程。
20位物理地址如下计算(CPU中自动完成)：10H×段基址+偏移地址=物理地址5. 画出示意图，简述保护模式下(无分页机制)存储器寻址的过程。
采用对用户程序透明的机制由选择子从描述子表中选择相应的描述子，得到欲访问段的段基址、段限等有关信息，再根据偏移地址访问目标存储单元。
保护模式详解
保护模式详解在ia32下，cpu有两种⼯作模式：实模式和保护模式。
在实模式下，16位的寄存器⽤“段+偏移”的⽅法计算有效地址。
段寄存器始终是16位的。
在实模式下，段值xxxxh表⽰的以xxxx0h开始的⼀段内存。
但在保护模式下，段寄存器的值变成了⼀个索引（还有附加信息）这个索引指向了⼀个数据结构的表（gdt/ldt）项,表项（描述符）中详细定义了段的其实地址、界限、属性等内容。
保护模式需要理解：描述符，选择⼦描述符包括，存储段描述符（代码段，数据段，堆栈段），系统描述符（任务状态段TSS，局部描述符表LDT），门描述符（调⽤门，任务门，中断门，陷阱门），下⾯以存储段描述符位例我们看⼀下描述符的结构：描述符共8个字节：0,1字节是段界限（2字节）2,3,4字节是段基址的低24位（3字节）5,6字节是段基址的属性（2字节）7字节是段机制的⾼8位（1字节）属性：(1) P:存在(Present)位。
P=1 表⽰描述符对地址转换是有效的，或者说该描述符所描述的段存在，即在内存中；P=0 表⽰描述符对地址转换⽆效，即该段不存在。
使⽤该描述符进⾏内存访问时会引起异常。
(2) DPL: 表⽰描述符特权级(Descriptor Privilege level)，共2位。
它规定了所描述段的特权级，⽤于特权检查，以决定对该段能否访问。
(3) DT:说明描述符的类型。
对于存储段描述符⽽⾔，DT=1，以区别与系统段描述符和门描述符(DT=0)。
(4) TYPE: 说明存储段描述符所描述的存储段的具体属性。
数据段类型类型值说明----------------------------------0只读1只读、已访问2读/写3读/写、已访问4只读、向下扩展5只读、向下扩展、已访问6读/写、向下扩展7读/写、向下扩展、已访问选择⼦的结构：RPL(Requested Privilege Level): 请求特权级，⽤于特权检查。
保护模式知识
保护模式知识序！对于学习任何编程语言的朋友来说掌握CPU的操作模式都是一件非常重要的事，其中就数保护模式这部分最重要了，现在关于保护模式的中文资料就只有杨季文先生那一家还算全面，但有些人还是觉得看不太懂，为此我就写了这篇文章，看看是否对您的胃口！一、保护模式概述顾名思义,就是对程序的运行加以保护。
我们知道在实模式下通常只能寻址1M的内存空间，且只能是单任务，就是说同一时间不能有两个任务被激活。
从8086/8088的20根地址线，80286的24根地址线到80386的32根地址线，直至今天Puntium4已经发展到了36根地址线，它们分别可以寻址1M、16M、4G、64G的内存空间，然而在实模式下，通常的寻址范围还是1M。
也就是对于在纯DOS下运行的Puntium4也只能是一个快速的8086。
前面已经说了，保护模式就是对程序的运行加以保护，所以说保护模式较实模式的增强的最主要体现还不是寻址能力而是对多任务的支持，所提到的保护就是对不同任务间和同一任务内的程序加以保护，使它们的运行不受对方“有意”或“无意”影响，但同时也要对两个任务都要用到的部分代码实现共享。
另外一个重要的增强就是对虚拟存储器的支持，从一定意义上说可以使程序设计人员不必考虑物理内存的大小。
有了新的模式,当然要有大量的新增寄存器的支持,学习这些寄存器也是学习保护模式的关键.新增寄存器如下:注:不可见的寄存器用红色标明,在后面会有讲解.以上这些都是要在后面讲到的，并且还会讲一下扩展的保护模式和扩展的V86模式！三个重要的系统表GDT、LDT和IDT首先说明的是，这三个表是在内存中由操作系统或系统程序员所建，并不是固化在哪里，所以从理论上是可以被读写的。
这三个表都是描述符表.描述符表是由若干个描述符组成,每个描述符占用8个字节的内存空间,每个描述符表内最多可以有8129个描述符.描述符是描述一个段的大小,地址及各种状态的.描述符表有三种,分别为全局描述符表GDT、局部描述符表LDT和中断描述符表IDT。
什么叫实模式,什么叫保护模式
什么叫实模式,什么叫保护模式?概念……没背过特点……DOS就是实模式的，现在的Winows、Unix之类东西都是保护模式的。
实模式下只能访问那可怜的1M内存，要想突破这个限制，麻烦得很，你还记得DOS下那一堆什么XMS （扩充内存）、EMS（扩展内存）吧？本来是连续的64M内存，在DOS下访问，还得调用什么中断，好麻烦。
Watcom C++之所以当时有些名气就是占了这个便宜，说集成开发环境，那和BC是没法比，但就因为它提供了DOS4GW支持，可以很方便的是你的程序在DOS访问4G 内存，写32位的程序。
至于保护模式，特性挺多，如线性地址、虚拟内存、权限保护之类的东西都是CPU提供的功能，为开发现代操作系统提供了很多便利。
x86CPU在初始化的时候都是先进入实模式，然后操作系统再切换到保护模式。
详情你找本书看看吧。
有一本《386保护模式编程》你可以看看，写得挺多。
dos下内存是很简单的，指针指向的几乎就是实际的物理地址。
实模式的指针是16bit的，就是直接访问的内存是640k,640k~1M之间的内存是通过中断把页切换到640k里读写完之后又Move到640k以外的。
Dos4GW又提供了别的中断来访问1M~8M以外的内存。
你理解在操作系统限制的时候做这些突破是多么“技巧”的一个年代吧。
其实386已经支持32位指针了，这时又引入了GDT,LDT等概念。
怎么说呢....靠，这样吧，比如你有一大衣柜（GDT），有无数的小抽屉(LDT)。
这个抽屉是你的，那个是你MM的，你MM翻你的抽屉就会发现套套，你翻你MM的抽屉会发现情书...所以要保护!《386保护模式编程》书我看问题的追溯到8086/8088在80866/88时代，地址线只有20条，只能寻址到1M8086采用段式存储管理，每个段最多寻址64k ，原因：指针是16bit的到80286是地址线达到32条，可以寻址到4G的虚拟空间此时提出了保护模式可采用分页式存储管理，以寻址到4G的空间现在的操作系统都是基于80286的保护模式区别与8086提供的实地址方式简介（转）这篇文章将会着重介绍内存寻址的不同方法。
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实模式和保护模式的区别实模式和保护模式的区别2009-08-31 20:19 551人阅读评论(1) 收藏举报从80386开始，cpu有三种工作方式：实模式，保护模式和虚拟8086模式。
只有在刚刚启动的时候是real-mode，等到linux操作系统运行起来以后就运行在保护模式（所以存在一个启动时的模式转换问题）。
实模式只能访问地址在1M以下的内存称为常规内存，我们把地址在1M 以上的内存称为扩展内存。
在保护模式下，全部32条地址线有效，可寻址高达4G字节的物理地址空间;扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持;支持多任务，能够快速地进行任务切换和保护任务环境;4个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码和数据的安全和保密及任务的隔离;支持虚拟8086方式，便于执行8086程序。
1.虚拟8086模式是运行在保护模式中的实模式，为了在32位保护模式下执行纯16位程序。
它不是一个真正的CPU模式，还属于保护模式。
2.保护模式同实模式的根本区别是进程内存受保护与否。
可寻址空间的区别只是这一原因的果。
实模式将整个物理内存看成分段的区域,程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序没有区别对待，而且每一个指针都是指向"实在"的物理地址。
这样一来，用户程序的一个指针如果指向了系统程序区域或其他用户程序区域，并改变了值，那么对于这个被修改的系统程序或用户程序，其后果就很可能是灾难性的。
为了克服这种低劣的内存管理方式，处理器厂商开发出保护模式。
这样，物理内存地址不能直接被程序访问，程序内部的地址（虚拟地址）要由操作系统转化为物理地址去访问，程序对此一无所知。
至此，进程（这时我们可以称程序为进程了）有了严格的边界，任何其他进程根本没有办法访问不属于自己的物理内存区域，甚至在自己的虚拟地址范围内也不是可以任意访问的，因为有一些虚拟区域已经被放进一些公共系统运行库。
这些区域也不能随便修改，若修改就会有: SIGSEGV （linux 段错误）;非法内存访问对话框（windows 对话框）。
CPU启动环境为16位实模式，之后可以切换到保护模式。
但从保护模式无法切换回实模式3.事实上，现在的64位奔腾4处理器，拥有三种基本模式和一种扩展模式，a)基本模式：****保护模式：纯32位保护执行环境。
****实模式：纯16位无保护执行环境。
****系统管理模式：当SMI引脚为有效进入系统管理模式，首先保存当前的CPU 上下文。
它有独立的地址空间，用来执行电源管理或系统安全方面的指令。
b)扩展模式：****IA-32e模式，64位操作系统运行在该模式。
该模式有两种子模式:1）**兼容模式：该模式下，64位操作系统运行在32位兼容环境，能正常运行16，32位应用程序就像基本的保护模式一样，访问32位地址空间，但不能运行纯16位实模式程序（就是不能运行虚拟86模式程序了）。
2）**64位模式：在该模式下，处理器完全执行64位指令，使用64位地址空间和64操作数，运行16，32位程序必须切换到兼容模式。
IA-32e子模式的切换完全基于代码段寄存器。
这样一来，运行在IA-32e模式中（64位）的OS完全可以无缝的运行所有16，32，64为应用程序，通过设置32位后的CS。
2012-05-11 21:16:40| 分类：操作系统LINUX | 标签：|字号大中小订阅第一:实模式下程序的运行回顾程序运行的实质是什么?其实很简单,就是指令的执行,显然CPU是指令得以执行的硬件保障,那么CPU如何知道指令在什么地方呢?80x86系列是使用CS寄存器配合IP寄存器来通知CPU指令在内存中的位置。
程序指令在执行过程中一般还需要有各种数据,80x86系列有DS、ES、FS、GS、SS等用于指示不同用途的数据段在内存中的位置。
程序可能需要调用系统的服务子程序，80x86系列使用中断机制来实现系统服务。
总的来说，这些就是实模式下一个程序运行所需的主要内容（其它如跳转、返回、端口操作等相对来说比较次要。
）第二：保护模式---从程序运行说起无论实模式还是保护模式，根本的问题还是程序如何在其中运行。
因此我们在学习保护模式时应该时刻围绕这个问题来思考。
和实模式下一样，保护模式下程序运行的实质仍是“CPU执行指令，操作相关数据”，因此实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，且功能、作用不变。
那么保护模式下最大的变化是什么呢？答案可能因人而异，我的答案是“地址转换方式”变化最大。
第三：地址转换方式比较先看一下实模式下的地址转换方式，假设我们在ES中存入0x1000，DI中存入0xFFFF,那么ES:DI=0x1000*0x10+0xFFFF=0x1FFFF,这就是“左移4位加偏移”。
那么如果在保护模式下呢？假设上面的数据不变ES=0x1000，DI=0xFFFF，现在ES:DI等于什么呢？公式如下：（注：0x1000=1000000000000b= 10 0000 0000 0 00）ES:DI=全局描述符表中第0x200项描述符给出的段基址+0xFFFF现在比较一下，好象是不一样。
再仔细看看，又好象没什么区别！为什么说没什么区别，因为我的想法是，既然ES中的内容都不是真正的段地址，凭什么实模式下称ES为“段寄存器”，而到了保护模式就说是“选择子”？其实它们都是一种映射，只是映射规则不同而已：在实模式下这个“地址转换方式”是“左移4位”；在保护模式下是“查全局/局部描述表”。
前者是系统定义的映射方式，后者是用户自定义的转换方式，而它影响的都是“shadow register”。
从函数的观点来看，前者是表达式函数，后者是列举式函数：实模式： F(es-->segment)={segment |segment=es*0x10} 保护模式：F(es-->segment)={segment |(es,segment)∈GDT/L DT} 其中GDT、LDT分别表示全局描述符表和局部描述符表。
第四：保护模式基本组成保护模式最基本的组成部分是围绕着“地址转换方式”的变化增设了相应的机构。
1、数据段前面说过，实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，我将它们统称为“数据段”，本文从此向下凡提到数据段都是使用这个定义。
2、描述符保护模式下引入描述符来描述各种数据段，所有的描述符均为8个字节（0-7)，由第5个字节说明描述符的类型，类型不同，描述符的结构也有所不同。
若干个描述符集中在一起组成描述符表，而描述符表本身也是一种数据段，也使用描述符进行描述。
从现在起，“地址转换”由描述符表来完成，从这个意义上说，描述符表是一张地址转换函数表。
3、选择子选择子是一个2字节的数，其16位，最低2位表示RPL，第3位表示查表是利用GDT（全局描述符表）还是LDT（局部描述符表）进行，最高13位给出了所需的描述符在描述符表中的地址。
（注：13位正好足够寻址8K项）有了以上三个概念之后可以进一步工作了，现在程序的运行与实模式下完全一样！！！各段寄存器仍然给出一个“段值”，只是这个“假段值”到真正的段地址的转换不再是“左移4位”，而是利用描述符表来完成。
但现在出现一个新的问题是：系统如何知道GDT/LDT在内存中的位置呢？为了解决这个问题，显然需要引入新的寄存器用于指示GDT/LDT在内存中的位置。
在80x86系列中引入了两个新寄存器GDR和LDR，其中GDR用于表示GDT在内存中的段地址和段限（就是表的大小），因此GDR是一个48位的寄存器，其中32位表示段地址，16位表示段限（最大64K，每个描述符8字节，故最多有64K/8=8K个描述符）。
LDR用于表示LDT在内存中的位置，但是因为LDT本身也是一种数据段，它必须有一个描述符，且该描述符必须放在GDT中，因此LDR使用了与DS、ES、CS等相同的机制，其中只存放一个“选择子”，通过查GDT表获得LDT的真正内存地址。
对了，还有中断要考虑，在80x86系列中为中断服务提供中断/陷阱描述符，这些描述符构成中断描述符表（IDT），并引入一个48位的全地址寄存器存放IDT的内存地址。
理论上IDT表同样可以有8K项，可是因为80x86只支持256个中断，因此IDT实际上最大只能有256项（2K大小）。
第五：新要求---任务篇前面介绍了保护模式的基本问题，也是核心问题，解决了上面的问题，程序就可以在保护模式下运行了。
但众所周知80286以后在保护模式下实现了对多任务的硬件支持。
我的第一反应是：为什么不在实模式下支持多任务，是不能还是不愿？思考之后，我的答案是：实模式下能实现多任务（也许我错了：））。
因为多任务的关键是有了描述符，可以给出关于数据段的额外描述，如权限等，进而在这些附加信息的基础上进行相应的控制，而实模式下缺乏描述符，但假设我们规定各段的前2个字节或若干字节用于描述段的附加属性，我觉得和使用描述符这样的机制没有本质区别，如果再附加其他机制...基于上述考虑，我更倾向于认为任务是独立于保护模式之外的功能。
下面我们来分析一下任务。
任务的实质是什么呢？很简单，就是程序嘛！！所谓任务的切换其实就是程序的切换！！现在问题明朗了。
实模式下程序一个接一个运行，因此程序运行的“环境”不必保存；保护模式下可能一个程序在运行过程中被暂停，转而执行下一个程序，我们要做什么？很容易想到保存程序运行的环境就行了（想想游戏程序的保存进度功能），比如各寄存器的值等。
显然这些“环境”数据构成了一类新的数据段（即TSS）。
延用前面的思路，给这类数据段设置描述符（TSS描述符），将该类描述符放在GDT中（不能放在LDT中，因为80x86不允许：）），最后再加一个TR寄存器用于查表。
TR是一个起“选择子”作用的寄存器，16位。
好了，任务切换的基本工作就是将原任务的“环境”存入TSS数据段，更新TR寄存器，系统将自动查GDT表获得并装载新任务的“环境”，然后转到新任务执行。