解密：cpu保存模式下内存访问向下兼容的原理

在实模式下. 我们都知道，偏移地址已添加到段地址中. 在这里直接进入保护模式. （不考虑分页机制）

1. 首先，在保护模式下，以便与实模式分段机制兼容. 还使用片段处理. 全局描述符表（GDT）的引入用于注册地址，即与实模式不同，该地址可以随机指向. 如果要以保护模式访问地址（请参阅是否可以访问该地址），则必须先注册. 因此起到了保护作用.

2. 描述符表必须存储在内存中，同时必须有要访问的寄存器. 此处，添加了全局描述符表寄存器（GDTR），高32位指向描述符表的线性地址. （如果没有分页机制，则为物理地址）. 第一个16位表是描述符（简而言之，它是描述符地址的某些特征，它占用8个字节，最大为8192个描述符，并且只有2到16的幂的空间），是GDT最大64kb）.

3. 全局描述符表可以放在任何位置，但是cpu以实模式启动，因此只能访问1MB. 您可以将其放在此1MB中的任何位置. 同时进入保护模式时，可以再次更改表格.

4. 描述符为8个字节，为64位. 表示一些限制.

/访问内存/

1. 实模式和保护模式之间的切换是一个称为CR0的寄存器. （第一个位置是0或1）

2. 在实模式下以32位或更高的寄存器运行时，请使用前16位来表示段地址. 需要指出的是，在8086下（寄存器20位）的寻址是段地址* 16加上偏移地址，而32位cpu的寄存器都是32位或更高的cpu，这是在您发送对于16位段地址（后16位用0填充），它将自动* 16，即段地址直接是前20位，随后的12位全为0. 向后兼容.

3. 无论采用哪种模式，只要位于32位（高位）cpu中，这些原始的16位段寄存器（例如cs，ds，ip等）（不多一些）都不会保存段地址，但是细分选择器. 这些寄存器也被重命名，称为段选择器. （初始化地址后，请同时查看标志位. 如果以实模式（8086模式）运行，则段地址由32位的前20位表示，最大存储量为2到20的幂，并且高12位全为0. 以保护模式运行时32位全都派上用场了.

4.32位处理器的实际段寄存器（没有提到32位段寄存器有多少位. 过去，16位段寄存器仅用于存储段地址，而32位段寄存器并不是那么简单，我也不了解具体情况. ）它由16位cs ds ip和前面的其他段选择器组成.

5. 传递给段选择器的是段选择器（16位）

6. 地址中指示的实数段地址=（表中描述符的偏移地址（偏移地址是索引号* 8）+表的基地址）（表的基地址以GDTR表示），然后将真实的段地址放入缓存中，如图第三步）.

7. 实际地址=段（基）地址+偏移地址.

8. 不仅是数据. 指示也是如此.

9. 最终的主要区别在于，如果向后兼容性为20位，则32位寄存器仅使用前20位，而后12位均为0（无论如何，它们都不一定为0，因此不使用）. 与16位兼容. 到16位.

您可以看到细分和分页:

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