1.实模式
实模式是x86架构CPU在启动后的初始状态，也是16位处理器如8086或8088的运行模式。在实模式下，CPU可以直接访问物理内存的第一个1MB区域。
实模式的寻址方式是通过段地址和偏移地址两部分组合来实现的。一个完整的内存地址（通常为20位）在实模式下被分为两个部分：一个16位的段地址（Segment）和一个16位的偏移地址（Offset）。
要获取实际的物理地址（Physical Address），CPU会将段地址左移4位（相当于乘以16，因为在二进制下，每左移一位就是乘以2），然后将结果与偏移地址相加。
假设我们有一个段地址为0x1000，偏移地址为0x0050，那么实际的物理地址将被计算为：
Physical Address = (Segment << 4) + Offset
Physical Address = (0x1000 << 4) + 0x0050
Physical Address = 0x10000 + 0x0050
Physical Address = 0x10050
这就是实模式的寻址方式，它使得CPU可以访问到1MB的物理内存。注意，尽管实模式的寻址方式允许访问1MB内存，但实际上，由于IBM PC的历史原因，顶部的384KB被用于特殊目的，因此实模式程序通常只能使用640KB的常规内存。
2.保护模式
保护模式是x86架构中一种更高级别的运行模式，它提供了更强大的内存保护和特权级管理机制。在保护模式下，内存寻址和访问的过程相对复杂一些，但同时也提供了更高的安全性和灵活性。
在保护模式下，内存寻址的过程如下：
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设置段选择器：首先，你需要从某个段寄存器（如CS、DS、ES等）中获取一个段选择器。这个段选择器指向全局描述符表（GDT）或者局部描述符表（LDT）中的某个条目。
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寻找段描述符：然后，你通过段选择器指向的索引在描述符表（GDT或LDT）中找到对应的段描述符。这个描述符包含了段的基地址、限制和权限。
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计算物理地址：接着，你将段描述符中的基地址与偏移地址相加，得到的结果就是物理地址。如果这个物理地址超出了段描述符中的限制，就会触发一个段错误（Segmentation Fault）。
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访问控制：最后，当你尝试访问这个物理地址时，还会检查你的访问权限是否符合段描述符中的规定。如果不符合，就会触发一个保护错误（Protection Fault）。 理解段寄存器、段选择器、GDTR、段描述符以及内存寻址的过程。
在x86架构的CPU中，段寄存器（例如DS）存放的是一个段选择器（Segment Selector）。这个段选择器是一个16位的值，可以被划分为三个部分：请求特权级（RPL, Request Privilege Level）、表指示符（TI, Table Indicator）和索引（Index）。
以下是一个段选择器的示例：
15 3 2 0
+---------------------------------+ +-+
| 索引 | |TI|RPL|
+---------------------------------+ +-+
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索引（Index）：这是一个13位的值，它是一个指向GDT或LDT的索引。
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表指示符（TI, Table Indicator）：这是一个1位的值，它决定了索引是指向GDT还是LDT。如果TI=0，那么索引指向GDT，如果TI=1，那么索引指向LDT。
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请求特权级（RPL, Request Privilege Level）：这是一个2位的值，它代表了发起访问请求的特权级别。在x86架构中，特权级别有四个（0-3），其中0级是最高的特权级别，3级是最低的特权级别。
假设DS寄存器中的值为0x002B。在这个值中，索引为0x02，表指示符TI为1（指向LDT），请求特权级RPL为3级。这个段选择器代表了特权级3的程序访问LDT中的第三个描述符（索引从0开始）。
段选择器的具体格式可能会根据不同的CPU架构和操作系统有所不同。例如，在64位的x86架构（x86_64或AMD64）中，虽然段寄存器仍然存在，但是大部分段寄存器（除了FS和GS）的值都被忽略，而所有的内存访问都默认在0级特权下进行。
在x86架构中，局部描述符表（LDT）的基地址和界限存储在LDTR（局部描述符表寄存器）中。当我们需要根据LDT的索引获取段描述符时，就需要从LDTR寄存器中读取LDT的基地址。
段描述符的结构
当基于上述32位段描述符结构的分配，下面是一个示例的测试数据：
+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+
| Base 31:24 | Limit 19:16 | AVL | P | DPL | S | Type |
+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+
| Base 23:16 | Limit 15:0 |
+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+---+
测试数据示例：
Base 31:24: 0x05 // 段基址的高8位为 0x05
Limit 19:16: 0x0F // 段大小的高4位为 0x0F
AVL: 0 // 保留位，未使用
P: 1 // 段存在位，表示该段存在
DPL: 0b00 // 请求特权级为 Ring 0，即最高特权级
S: 1 // 描述符类型位，表示该段为代码段或数据段描述符
Type: 0b0011 // 段类型为数据段，可读写权限
Base 23:16: 0xAB // 段基址的中间8位为 0xAB
Limit 15:0: 0xFFFF // 段大小的低16位为 0xFFFF
这个过程大致如下：
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读取LDTR：首先，我们从LDTR寄存器中读取LDT的基地址。
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计算地址：然后，我们根据段选择器中的索引计算出段描述符在LDT中的地址。在x86架构中，每个段描述符占用8个字节，所以段描述符的地址等于LDT的基地址加上索引值乘以8。
例如，假设LDTR的值为0x1000，段选择器中的索引值为2，那么段描述符的地址就是0x1000 + 2 * 8 = 0x1010。
需要注意的是，虽然我们可以通过这种方式计算出段描述符的地址，但是这个地址并不能直接在普通的程序中使用。这是因为段描述符的访问是由CPU的内存管理单元（MMU）自动处理的，普通的程序不能直接访问物理地址。
段检查 需要进行以下检查：
- 段存在性检查（P）：检查段描述符的存在位（P）是否为1，以确定段是否存在。
- 特权级检查（DPL）：检查段描述符的请求特权级（DPL）与当前特权级是否匹配，以验证是否有权限访问该段。
- 段类型检查（S和Type）：检查段描述符的S位和Type字段，验证描述符的类型是否正确。如果S位为1，表示这是一个代码段描述符或数据段描述符。
- 段限制检查（Limit）：根据段描述符的大小限制（Limit）来验证访问的偏移是否在允许的范围内。
- 地址转换：根据段描述符的基址和偏移地址，将逻辑地址转换为物理地址。
地址计算
偏移地址是根据具体的代码或数据访问操作来提供的。下面是一个操作数据的例子，以说明如何使用偏移地址计算物理地址：
假设我们有一个逻辑地址，由段选择子和偏移地址组成，表示要访问数据的位置。
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获取逻辑地址：假设逻辑地址为：段选择子为0x1234，偏移地址为0x5678。
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根据段选择子获取段描述符：通过段选择子的索引，从全局描述符表（GDT）或局部描述符表（LDT）中获取对应的段描述符。
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获取段基址：从段描述符中获取段基址（Base）。假设段基址为0xABCDEF.
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偏移地址与段基址相加：将偏移地址0x5678与段基址0xABCDEF相加，得到线性地址。
线性地址 = 段基址 + 偏移地址 = 0xABCDEF + 0x5678 = 0xABD357 -
线性地址即为物理地址：由于假设没有启用页机制，线性地址直接就是物理地址。
物理地址 = 线性地址 = 0xABD357
这样，通过将偏移地址与段基址相加，我们计算出了访问数据时的物理地址。
需要注意的是，此处的示例仅用于说明计算物理地址的一般过程，并未考虑具体的处理器架构和操作系统的细节。实际的地址转换过程可能会有更多的复杂性和细节，包括地址溢出、段限制检查、特权级验证等。具体的实现和处理方式可能会有所不同。
2.段页门
os是面向cpu的段页门实现的。 总结如下。
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段（Segmentation）: 是内存访问隔离的工具。每个段代表了一块独立的内存区域，并且每个段可以设定自己的访问权限，以此隔离不同段之间的内存访问。
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页（Paging）: 是虚拟内存系统的基本单元。通过分页，可以将内存的物理地址空间与虚拟地址空间分离，实现灵活的内存访问和管理。
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门（Gates）: 用于实现权限的提升和降低。例如，当用户态的程序需要调用操作系统内核的服务时，需要通过一个系统调用门，使得程序能够安全地从用户模式切换到内核模式。
这三者合起来，就构成了操作系统的内存管理和保护机制，以支持多任务环境下的程序隔离和内存保护等功能。
