為了後面學習作業系統的需要，從今天開始我要研究x86的彙編了。是以我決定開始總結并連載x86的彙編系列，這是第一篇——初探保護模式。
我假定讀者接觸過16位的彙編語言，并了解彙編語言的基本概念、熟悉8086處理器采用的“段寄存器 * 16 + 偏移位址”的尋址方法。
我們從80386處理器入手。首先，到了80386時代，cpu有了三種運作模式，即實模式、保護模式和虛拟8086模式。
實模式指的是8086cpu的運作模式，不過這是後來提出的概念，在8086時代隻有當時的運作模式，自然也就沒有“實模式”這麼個提法。如果世界上隻有一種性别的人，也就沒有男人，女人這種名稱了。8086的彙編中，我們對于實模式的各種機制應該算是比較了解了，其大緻包括實模式1mb的線性位址空間、記憶體尋址方法、寄存器、端口讀寫以及中斷處理方法等内容。
不過到了80386時代，引進了一種沿用至今的cpu運作機制——保護模式(protected mode)。保護模式有一些新的特色，用來增強多工和系統穩定度，比如記憶體保護，分頁系統，以及硬體支援的虛拟記憶體等。大部分現今基于 x86的作業系統都在保護模式下運作，包括linux、freebsd、以及 微軟 windows 2.0 和之後版本 [都指32位作業系統] 。
虛拟8086模式用于在保護模式下運作原來實模式下的16位程式，我們不關心。
事實上，現在的64位處理器，擁有三種基本模式（保護模式、實模式、系統管理模式）和一種擴充模式（ia-32e模式（又分相容模式和64位模式）） 詳見這裡
我們先來研究保護模式，學校目前基本還處于隻講8086實模式的時代。至于現代cpu的模式……我們有精力再來研究吧。聲明下，我不是在吐槽我們的大學教育，真的。
80386首先擴充了8086的處理器（其實中間有個80286，不過這玩意感覺就是個過渡産品，我們不提了），原先的ax，bx，cx，dx，si，di，sp，bp從16位擴充（extend）到了32位，并改名eax，ebx，ecx，edx，esi，edi，esp，ebp，e就是extend的意思。當然，保留了原先的16位寄存器的使用習慣，就像在8086下能用ah和al通路ax的高低部分一樣，不過eax的低位部分能使用ax直接通路，高位卻沒有直接的方法，隻能通過資料右移16位之後再通路。另外，cs，ds，es，ss這幾個16位段寄存器保留，再增加fs，gs兩個段寄存器。另外還有其它很多新增加的寄存器，我們本着實用原則，到時候用到了我們再說。
我們知道，對cpu來講，系統中的所有儲存器中的儲存單元都處于一個統一的邏輯儲存器中，它的容量受cpu尋址能力的限制。這個邏輯儲存器就是我們所說的線性位址空間。8086有20位位址線，擁有1mb的線性位址空間。而80386有32位位址線，擁有4gb的線性位址空間。但是80386依舊保留了8086采用的位址分段的方式，隻是增加了一個折中的方案，即隻分一個段，段基址0x00000000，段長0xffffffff（4gb），這樣的話整個線性空間可以看作就一個段。這就是所謂的平坦模型（flat mode）。
我們以前就知道，線性位址不僅僅是記憶體位址，還有其它的存儲器編址在裡面。對于80386，在保護模式下如果開啟分頁，記憶體實體位址的通路不一定就是線性位址了，而是需要根據頁映射轉換到實際的實體位址去。我們暫時還談不到分頁，是以我們目前計算出的線性位址就是實體位址。
我們先來看保護模式下的記憶體是如何分段管理的。為了便于了解，我們從一個設計者的角度來研究這個問題，順便試圖按我的了解對一些機制的設計原因做一些闡釋。
首先是對記憶體分段中每一個段的描述，内模式對于記憶體段并沒有通路控制，任意的程式可以修改任意位址的變量，而保護模式需要對記憶體段的性質和允許的操作給出定義，以實作對特定記憶體段的通路檢測和資料保護。考慮到各種屬性和需要設定的操作，32位保護模式下對一個記憶體段的描述需要8個位元組，其稱之為段描述符（segment descriptor）。段描述符分為資料段描述符、指令段描述符和系統段描述符三種，大緻相同，個體差異。
我們現在看一張這資料段8個位元組的分解圖吧，至于為什麼是這樣，以及每一個細節的含義請讀者自行查閱intel文檔，畢竟我寫的不是文檔…
顯然，寄存器不足以存放n多個記憶體段的描述符集合，是以這些描述符的集合（稱之為描述符表）被放置在記憶體裡了。在很多描述符表中，最重要的就是所謂的全局描述符表（global descriptor table，gdt），它為整個軟硬體系統服務。
一個問題解決了，但是又引出了的其他問題。問題一、這些描述符表放置在記憶體哪裡？答案是沒有固定的說法，可以任由程式員安排在任意合适的位置。那麼問題二、既然沒有指定固定位置，cpu如何知道全局描述符表在哪？答案是intel幹脆設定了一個48位的專用的全局描述符表寄存器（gdtr）來儲存全局描述符表的資訊。那這48位怎麼配置設定呢？如圖所示，0-15位表示gdt的邊界位置（數值為表的長度-1，因為從0計算），16-47位這32位存放的就是gdt的基位址（恰似數組的首位址）。
既然用16位來表示表的長度，那麼2的16次方就是65536位元組，除以每一個描述符的8位元組，那麼最多能建立8192個描述符。
貌似說了這麼多，我們一直還沒提cpu的預設工作方式。80386cpu加電的時候自動進入實模式（實際上不是實模式，剛加電的時刻是一個奇葩的混沌模式，具體說明詳見我的另外一篇文章《基于intel 80×86 cpu的ibm pc及其相容計算機的啟動流程》）。既然cpu加電後就一直工作在實模式下了。那怎麼進入保護模式呢？說來也簡單，80386cpu内部有5個32位的控制寄存器（control register，cr），分别是cr0到cr3，以及cr8。用來表示cpu的一些狀态，其中的cr0寄存器的pe位（protection enable，保護模式允許位），0号位，就表示了cpu的運作狀态，0為實模式，1為保護模式。通過修改這個位就可以立即改變cpu的工作模式。
不過需要注意的是，一旦cr0寄存器的pe位被修改，cpu就立即按照保護模式去尋址了，是以這就要求我們必須在進入保護模式之前就在記憶體裡放置好gdt，然後設定好gdtr寄存器。我們知道實模式下隻有1mb的尋址空間，是以gdt就等于被限制在了這裡。即便是再不樂意我們也沒有辦法，隻得委屈就全的先安排在這裡。不過進入保護模式之後我們就可以在4g的空間裡設定并修改原來的gdtr了。
ok，現在有了描述符的數組了，也有了“數組指針”（gdtr）了，怎麼表示我們要通路哪個段呢？還記得8086時代的段寄存器吧？不過此時它們改名字了，叫段選擇器（段選擇子）。此時的cs等寄存器不再儲存段基址了，而是儲存其指向段的索引資訊，cpu會根據這些資訊在記憶體中擷取到段資訊。
我們上一張圖看看整個尋找和合成位址的過程吧：
大緻的尋址我們就先說到這裡，其實有很多細節我們先做了隐藏處理。那麼在接下來的第二篇裡面，我們會對從實模式到保護模式時候的細節再次進行闡述，并給出相關的彙編代碼實作。