为了后面学习操作系统的需要，从今天开始我要研究x86的汇编了。所以我决定开始总结并连载x86的汇编系列，这是第一篇——初探保护模式。
我假定读者接触过16位的汇编语言，并理解汇编语言的基本概念、熟悉8086处理器采用的“段寄存器 * 16 + 偏移地址”的寻址方法。
我们从80386处理器入手。首先，到了80386时代，cpu有了三种运行模式，即实模式、保护模式和虚拟8086模式。
实模式指的是8086cpu的运行模式，不过这是后来提出的概念，在8086时代只有当时的运行模式，自然也就没有“实模式”这么个提法。如果世界上只有一种性别的人，也就没有男人，女人这种名称了。8086的汇编中，我们对于实模式的各种机制应该算是比较了解了，其大致包括实模式1mb的线性地址空间、内存寻址方法、寄存器、端口读写以及中断处理方法等内容。
不过到了80386时代，引进了一种沿用至今的cpu运行机制——保护模式(protected mode)。保护模式有一些新的特色，用来增强多工和系统稳定度，比如内存保护，分页系统，以及硬件支持的虚拟内存等。大部分现今基于 x86的操作系统都在保护模式下运行，包括linux、freebsd、以及 微软 windows 2.0 和之后版本 [都指32位操作系统] 。
虚拟8086模式用于在保护模式下运行原来实模式下的16位程序，我们不关心。
事实上，现在的64位处理器，拥有三种基本模式（保护模式、实模式、系统管理模式）和一种扩展模式（ia-32e模式（又分兼容模式和64位模式）） 详见这里
我们先来研究保护模式，学校目前基本还处于只讲8086实模式的时代。至于现代cpu的模式……我们有精力再来研究吧。声明下，我不是在吐槽我们的大学教育，真的。
80386首先扩展了8086的处理器（其实中间有个80286，不过这玩意感觉就是个过渡产品，我们不提了），原先的ax，bx，cx，dx，si，di，sp，bp从16位扩展（extend）到了32位，并改名eax，ebx，ecx，edx，esi，edi，esp，ebp，e就是extend的意思。当然，保留了原先的16位寄存器的使用习惯，就像在8086下能用ah和al访问ax的高低部分一样，不过eax的低位部分能使用ax直接访问，高位却没有直接的方法，只能通过数据右移16位之后再访问。另外，cs，ds，es，ss这几个16位段寄存器保留，再增加fs，gs两个段寄存器。另外还有其它很多新增加的寄存器，我们本着实用原则，到时候用到了我们再说。
我们知道，对cpu来讲，系统中的所有储存器中的储存单元都处于一个统一的逻辑储存器中，它的容量受cpu寻址能力的限制。这个逻辑储存器就是我们所说的线性地址空间。8086有20位地址线，拥有1mb的线性地址空间。而80386有32位地址线，拥有4gb的线性地址空间。但是80386依旧保留了8086采用的地址分段的方式，只是增加了一个折中的方案，即只分一个段，段基址0x00000000，段长0xffffffff（4gb），这样的话整个线性空间可以看作就一个段。这就是所谓的平坦模型（flat mode）。
我们以前就知道，线性地址不仅仅是内存地址，还有其它的存储器编址在里面。对于80386，在保护模式下如果开启分页，内存物理地址的访问不一定就是线性地址了，而是需要根据页映射转换到实际的物理地址去。我们暂时还谈不到分页，所以我们目前计算出的线性地址就是物理地址。
我们先来看保护模式下的内存是如何分段管理的。为了便于理解，我们从一个设计者的角度来研究这个问题，顺便试图按我的理解对一些机制的设计原因做一些阐释。
首先是对内存分段中每一个段的描述，内模式对于内存段并没有访问控制，任意的程序可以修改任意地址的变量，而保护模式需要对内存段的性质和允许的操作给出定义，以实现对特定内存段的访问检测和数据保护。考虑到各种属性和需要设置的操作，32位保护模式下对一个内存段的描述需要8个字节，其称之为段描述符（segment descriptor）。段描述符分为数据段描述符、指令段描述符和系统段描述符三种，大致相同，个体差异。
我们现在看一张这数据段8个字节的分解图吧，至于为什么是这样，以及每一个细节的含义请读者自行查阅intel文档，毕竟我写的不是文档…
显然，寄存器不足以存放n多个内存段的描述符集合，所以这些描述符的集合（称之为描述符表）被放置在内存里了。在很多描述符表中，最重要的就是所谓的全局描述符表（global descriptor table，gdt），它为整个软硬件系统服务。
一个问题解决了，但是又引出了的其他问题。问题一、这些描述符表放置在内存哪里？答案是没有固定的说法，可以任由程序员安排在任意合适的位置。那么问题二、既然没有指定固定位置，cpu如何知道全局描述符表在哪？答案是intel干脆设置了一个48位的专用的全局描述符表寄存器（gdtr）来保存全局描述符表的信息。那这48位怎么分配呢？如图所示，0-15位表示gdt的边界位置（数值为表的长度-1，因为从0计算），16-47位这32位存放的就是gdt的基地址（恰似数组的首地址）。
既然用16位来表示表的长度，那么2的16次方就是65536字节，除以每一个描述符的8字节，那么最多能创建8192个描述符。
貌似说了这么多，我们一直还没提cpu的默认工作方式。80386cpu加电的时候自动进入实模式（实际上不是实模式，刚加电的时刻是一个奇葩的混沌模式，具体说明详见我的另外一篇文章《基于intel 80×86 cpu的ibm pc及其兼容计算机的启动流程》）。既然cpu加电后就一直工作在实模式下了。那怎么进入保护模式呢？说来也简单，80386cpu内部有5个32位的控制寄存器（control register，cr），分别是cr0到cr3，以及cr8。用来表示cpu的一些状态，其中的cr0寄存器的pe位（protection enable，保护模式允许位），0号位，就表示了cpu的运行状态，0为实模式，1为保护模式。通过修改这个位就可以立即改变cpu的工作模式。
不过需要注意的是，一旦cr0寄存器的pe位被修改，cpu就立即按照保护模式去寻址了，所以这就要求我们必须在进入保护模式之前就在内存里放置好gdt，然后设置好gdtr寄存器。我们知道实模式下只有1mb的寻址空间，所以gdt就等于被限制在了这里。即便是再不乐意我们也没有办法，只得委屈就全的先安排在这里。不过进入保护模式之后我们就可以在4g的空间里设置并修改原来的gdtr了。
ok，现在有了描述符的数组了，也有了“数组指针”（gdtr）了，怎么表示我们要访问哪个段呢？还记得8086时代的段寄存器吧？不过此时它们改名字了，叫段选择器（段选择子）。此时的cs等寄存器不再保存段基址了，而是保存其指向段的索引信息，cpu会根据这些信息在内存中获取到段信息。
我们上一张图看看整个寻找和合成地址的过程吧：
大致的寻址我们就先说到这里，其实有很多细节我们先做了隐藏处理。那么在接下来的第二篇里面，我们会对从实模式到保护模式时候的细节再次进行阐述，并给出相关的汇编代码实现。