32位微处理器(2)综述

§11.332位微处理器的工作方式一、实地址方式：

自动特点：

①主要为386进行初始化用在实地址环境下，为386保护模式所需的数据结构做好各种配置和准备

实地址方式加电或复位②386类似于8086的体系结构a.操作数：16位，但允许使用32位寻址，但在指令前加上前缀－－表示越权存取b.M：≤1MB，分段管理。段≤64KB此时，线性地址即为物理地址－－CS×16＋EA,无虚拟Mc.386中，M中保留两个固定存储区域初始化程序区：FFFFFFF0H～FFFFFFFFH中断向量区：00000～003FFH（1KB）最底层（16字节）

d.386具有特权级，在实模式下，程序在最高级（0级）上执行386的指令在实模式下均有效（少数除外）设置实模式：一为使80386和8086兼容二为可方便的从实模式转换到保护模式1、32位cpu的地址空间：

逻辑空间、线性空间、物理空间3种

①逻辑空间：程序员编程时所用的地址空间（虚拟、逻辑、编程地址）②线性空间：线性地址：由分段部件产生的地址线性地址或指令译码部件③物理空间：物理地址：在内存中可直接寻址的实际地址逻辑空间、线性地址、物理地址的转换逻辑地址线性地址物理地址段部件su页部件pu（不使用pu时，物理地址＝线性地址）图示：32位有效地址P选择字RL

su

pu物理寄存器＋463232逻辑地址线性地址物理地址321415210段寄存器（偏移地址）3).选择字选择一个对应的描述符（内含段基址），指向一个逻辑地址空间2).无论哪一种类型的程序在系统中运行，都由存储管理机制把虚拟地址转换成物理地址1).程序员编程时只关注有效地址4).偏移地址（由之算出最终的有效地址）指向一个逻辑地址空间5).su根据段描述符表算出32的线性地址（寻址机构算出有效地址)…………段描述符段描述符…………特权级界限值线性基址段描述符表一项64位，8字节段描述符（对应一个段）

⑥各机构操作为流水线操作：即：当前一个操作还在总线上进行时，下一个物理地址已经算出，并开始调入新的地址信息（可以认为转换时间几乎为0）2、描述符表1）描述符表保存在虚拟存储器中.4）由选择器（段寄存器）选中一描述符进行地址转换3）描述符由8各字节组成（段的信息）2）描述符表的每项为描述符选择字………描述符……………段……选择器M。描述符表描述符

8个字节∴先应知描述符的物理地址（选择字高13位×8＋描述符表的起始地址）即：从描述符表中找到段的起始地址（段基址）

3、段寄存器

实模式下:与8086中的CS的使用相同.物理地址＝CS×16＋偏移地址16位64位CS段描述符寄存器段寄存器

保护模式下：CS为选择字，作为进入M中描述符表的变地址，由此值找到表中的一项（64位）对应一个段，该项由系统自动装入段描述符寄存器中4、描述符描述符用以描述段的信息（8个字节）其中：20位（1～19）：段的大小32位（1～32）段的起始地址（物理地址）8位：段的有关特性4位：G.D.U.O

630属性（12位）起始地址（32位）大小（20位）描述符寄存器起始址（32）段大小（20位）属性（12位）新版：描述符寄存器从表中可见：①段限值占最低2个字节以及第7字节的低4位~~20位(记载段的大小,段的大小=字节数-1)使逻辑段的最大容量由64KB增为1MB（220＝1MB）②段基址：共占4个字节（3、4、5、8）三处存放－－32位∴可寻址232＝4KM存储空间

③第6字节为访问权字节

④第7字节为高4位为语义控制段⑴G位：为界限域选择1或4K倍的倍数G＝0则倍数为1，表示该段的段界限长度以字节为单位

∴段的大小220×倍数1＝1MB

eg：某段的大小＝1FFFFH，则：段的字节数＝段的大小×倍数1＋1＝1FFFF×1B＋1＝20000H

最大值G＝1,则倍数为4，表示该段的段界限长度以页面为单位

∴段的大小220×倍数4K＝4KMB＝4GB=1M页

eg：某段的大小＝1FFFFH，则:段的字节数＝段的大小×倍数4K＋1＝1FFFF×FFFH＋1＝20000,000H最大值段的起始地址是段的最低物理地址段的末地址（界限）是段的最高物理地址（段界限）所以:⑵D位：选择寄存器宽度，即操作数长度D＝0，寄存器为16位默认值：16位地址or16位（8位）操作数D＝1，寄存器为32位默认值：32位地址or32位（16，8位）操作数在实方式下：寄存器位16宽如果用32位，加前缀DOS的当前版本设为D＝0⑶U位：表示描述符所描述的段可用，由操作系统使用⑷P位：存在位P＝1，对应段存在，且已装入内存P＝0，对应段目前不在内存，需从磁盘上调入内存⑸DPL：设置对应段的特权级：由高至低分别为00，01，10，11用来防止一般用户任意访问操作系统的对应数b.如果用一个比DPL低的特权级访问该段将发生越权中断⑺TYPE:（P300）⑹S：段位，指示描述符的类型S＝0，为非代码段或数据段（对应一个系统段）S＝1，为代码段或数据段（对应一般的存储器代码段和数据段）§11.5保护方式一、保护（对数据处理有保护的、可靠的运行方式）

不同任务之间的保护：给每个任务分配虚拟空间，每个任务有各自不同的虚拟--物理地址转换映射，因而可实现任务之间的完全隔离。

同一任务的保护：在一个任务内定义4种执行特权的级别pl，每个段都与一个特权级别pl相联系，由pl决定是否能访问（有规则，通过cup内硬件完成保护功能）

特点：M用三种地址空间描述，MMU将外存的虚拟空间有效地址映射到内存空间；4级保护二、保护方式下的寻址（在su上增加pu）32位有效地址P选择字RL

su

pu物理寄存器＋463232逻辑地址线性地址物理地址321415210段寄存器（偏移地址）指令中的通过段描述表通过页目录表,页表1、有关地址计算

逻辑地址＝16位选择字＋32位有效地址

＝48位（46位）

选择一个对应的描述符--描述符中含有段基址--段基址指向一个逻辑地址空间

由偏移地址算出--指向此逻辑空间中的一个待寻址的存储单元地址(有效地址由程序员关注)组合含义线性地址：在虚拟存储空间内是可定位的地址线性地址＝段基地址＋有效地址(偏移址)（32位）（32位）（32位）物理地址：低12位＝线性地址低12位

（32位）高20位＝f（线性的高20位）2、su的工作过程（变换地址）

根据16位段选择字从描述符表中选择一描述符从中得到一个32的段基址段基址＋有效地址=线性地址(32)选择字32位有效地址………段描述符………32位段基址＋线性地址描述符表

32表基址计算逻辑地址`另：描述符在表中的物理地址：

（由选择字的D3位决定）T1位T1＝0，在GDT中T1＝1，在LDT中（段的描述符的索引值确定位置）另：逻辑地址中实际上包含了段选择字和有效地址，所以常说su将逻辑地址线性地址选择字高13位×8＋表的起始地址3、pu的工作过程（变换地址）1）分页机制的启动：当CR0中的PG＝1，系统启动分页机制（由cup内部的CR和pu控制与实现）2）分页管理的对象：大小固定的4KB的存储块（页），在4KB的边界上对齐即：每页的开始地址都能被4K整除。∴232＝4KMB的线性空间220个页面

（1M个页面）划分3）页结构：386采用两级表结构：页目录表、页表

a、页目录（表）：Ⅰ、表中每项（条目）－－页目录描述符（页目录条目）Ⅱ、每项由4字节组成（32位）表共有1024个项∴表长度为1024×4＝4KB长（一页）……………………页目录描述符……………………页目录（表）Ⅲ、页目录描述符(页目录条目)结构:页表地址（20位）控制位3112110Ⅳ、页目录描述符(页目录条目)选取：由线性地址的高10位（变址）选取和CR3

目录CR3………页目录条目………＋页目录基址寄存器线性地址3122高10位称目录×4b、页表：Ⅰ、表中每项（条目）－－页描述符（页条目）Ⅱ、每项由4字节组成（32位）共有1024个项∴表长度为1024×4＝4KB长(一页)……………………页描述符……………………页表Ⅲ、页描述符(页条目)结构页面地址（20位）控制位3112110Ⅳ、页描述符(页条目)选取：由线性地址的中10位选取和页目录条目的高20位

表（10位）………页描述符………＋页目录条目线性地址2112×43112110页表地址（20）页表(页目录描述符)4）pu的工作过程：3个步骤

①、线性地址的高10位×4＋CR3＝值--选中页目录表中的一个条目（页目录描述符）

②、线性地址的中10位×4＋页目录条目中的20位页表地址(扩展成32位)＝值--选中页表中的一项（页描述符）③、线性地址低12位＋页描述符中的

页面地址＝页物理地址扩展成32位,后添设03112可见：

页目录（表）映射页表，页表映射页。

偏移………………………＋页描述符线性地址110

12位页面地址（20）物理地址用户内存被访问的页

eg.把线性地址＝04834056H转换成物理地址已知：CR3＝05000000H，（页目录基址寄存器）低12位为0

解：线性地址＝00000100100000110100000001010110

012H034H

056H(10位)(10位)(12位)1）页目录描述符物理地址＝线性地址高10位×4＋CR3＝012H×4＋CR3＝05000048H设对应该地址的页目录描述符的32位为0000BXXXH则页表地址＝0000BH（扩展成32位为0000B000H，低12位为0）2）线性地址的中10位：034H页描述符物理地址＝线性地址中10位×4＋页表地址＝034×4＋0000B000＝0000B0D0H设:对应该物理地址的页描述符的32位为03000XXXH则:页面地址＝03000H（扩展成32位为03000000H）3）页物理地址＝线性地址低12位＋页面地址＝056＋03000000＝03000056H4、几点说明

1）386在执行每条指令时，硬件将自动的进行复杂的地址计算

3个操作的重叠，对程序员而言，转换时间几乎为02）各机构按地址流水线的执行过程:有效地址计算逻辑地址线性地址线性地址物理地址3）分段：把虚拟M组织成其容量大小可变的区间的集合，这些区间称为段.段的信息段描述符编成表，以便硬件查找识别存入内M中，其位置由3个寄存器来确定系统有3张：定义所有段中断GDTLDT

1DT4）分页：大小固定的存储块（4KB）线性空间、物理空间以页为单位来组织即：pu只需把每个活动任务当前所需的少量页面放在内M中，可提高存取效率§11.6虚拟8086方式（V86模式）概述：虚拟8086方式是既能有效利用保护功能，又能执行8086代码的工作方式，它使386可快速地同时执行多个8086的应用程序.又述:V86是在保护模式中引入了虚拟8086工作模式，也可以理解为V86模式是运行在保护环境中的8086模式.一、V86模式特点：1）V86模式是让386模拟1MB空间的寻址环境，但不限于1MB的存储空间（因为它可以同时支持几个虚拟8086环境）2）在多用户系统中，每一个虚拟8086环境都可有自己的操作系统和应用程序eg.有3个任务：操作系统为每个任务分配时间片（1ms）一个任务另一个任务另一个任务每个任务都得到Cpu的运行时间,系统好像同时执行多个任务切换切换（时间片技术:允许多个应用程序同时执行）则：每过1ms4）V86模式是面向任务的，它允许386生成多个模拟的8086微处理器eg.386的操作系统是UNIX，但用户可以在V86窗口下执行8086的操作系统和用户程序,使得每个任务认为它正在一台独立的8086计算机上运行3）在保护模式下，386的EFR中的VM＝0，若使VM＝1，则进入V86模式3、有pu，则pu将线性地址物理地址，且物理地址可定位于4GB内存中的386可寻址的任何地方（但程序访问的仍然是1MB以内的存储器）二、V86模式的寻址

1、段寄存器的意义同8086相同段寄存器左移4位＋偏移地址＝线性地址2、可寻址的最大空间为00000H～FFFFFH的1MB存储器页表三、V86模式下的分页

分页：当虚拟任务的地址空间大于1MB的物理空间时，需要分页1、在保护模式下，CR0中的PG位是1，启动分页机制（V86下不能对CR0进行修改）2、∵使用A的A19～A0又∵线性地址为：①∴线性地址高10位全为0即:系统只能访问页目录表的第一个页目录描述符00031222120120高10位中间10位低12位②又∵A21，A20常为0（线性地址中10位只有8位有效地址）即：系统只能访问28＝256个页表项（页描述符）即20位线性地址（高位