家好，我是呼嚕嚕，由于x86保護模式是比較復(fù)雜晦澀的，所以特地單拉出來，實模式和保護模式一個重要的更新就是對內(nèi)存的管理與保護，并且隨著軟件的發(fā)展，為了極致地壓榨CPU的性能，硬件和軟件都做出了許多努力，為了更好的管理內(nèi)存，引入分段，分頁，段頁等等。本文會沿著內(nèi)存的主線，穿插于實模式和保護模式之間，并結(jié)合歷史淵源，更好地講解這里面的發(fā)展與變化。
當(dāng)計算機啟動時，實模式運行的時間對我們?nèi)藖碚f是無感的，但是并不是其不重要，本文筆者想講的故事，它的起點來源一個產(chǎn)品，一個劃時代芯片，8086，其是Intel公司推出的最早，也是最流行的面向個人電腦的CPU型號
我們可以看到上圖有10個引腳，由于芯片是對稱的，所以8086芯片一共(只)有20個引腳。不像現(xiàn)在的CPU那樣成百上千的都有，腳這么多可不僅僅是為了爬得快
我們一起來看下8086的引腳圖：
這些引腳有哪些作用？主要有下面這幾種：
NMI（17）：非屏蔽中斷請求信號，不受IF影響，此信號一出現(xiàn)，當(dāng)前指令，執(zhí)行結(jié)束后立即進行中斷處理。
INTR（18）：可屏蔽中斷請求信號，輸入高電平有效。
CLK（19）：系統(tǒng)時鐘，輸入
RESET（21）：復(fù)位信號，輸入，高電平有效。復(fù)位信號使處理器馬上結(jié)束現(xiàn)行操作，對處理器的內(nèi)部寄存器進行初始化
READY（22）：數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好信號線，輸入，高電平有效，由存儲器或I/O端口發(fā)來。CPU在每個總線周期的T3狀態(tài)對READY采樣，若為低電平，則自動插入一個或幾個等待狀態(tài)Tw，直到變?yōu)楦唠娖讲拍苓M入T4狀態(tài)
TEST（23）：等待測試信號，輸入，CPU執(zhí)行 WAIT指令時，每隔5個時鐘周期對引腳進行一次測試，若為高電平，CPU處于等待狀態(tài)；低電平時執(zhí)行下一條指令。
RD（32）：讀控制信號，輸出。RD=0，表示執(zhí)行一個對存儲器或I/O端口的讀操作。
BHE/S7（34）：高八位數(shù)據(jù)總線允許/狀態(tài)復(fù)用引腳輸出。
MN/MX（33）：最小/最大工作方式控制信號，輸入。接高電平時為最小工作方式。
...大家了解一下即可這里需要特別注意地址總線，我們知道CPU除了還能訪問內(nèi)存，還能訪問硬件，這些都是通過總線來實現(xiàn)的。
總線是貫穿整個系統(tǒng)的是一組電子管道，是連接各個部件的信息傳輸線，是各個部件共享的傳輸介質(zhì)，稱作總線，它攜帶信息字節(jié)并負(fù)責(zé)在各個計算機部件間傳遞。總線按系統(tǒng)總線傳輸信息內(nèi)容的不同，可以分為3 種：數(shù)據(jù)總線、地址總線和控制總線。
我們可以發(fā)現(xiàn)8086的尋址空間是1M，這個是怎么得來的呢？尋址空間主要受地址總線寬度影響，地址總線寬度20，也就表示有20根地址線，又因為內(nèi)存的單位是字節(jié)Byte,所以2^20B=1024KB=1MB
對總線感興趣地，拓展可見：什么是計算機中的高速公路-總線？
由于8086那個時代CPU、內(nèi)存都很昂貴， CPU 和寄存器等寬度都是 16 位的，在段不重疊的情況下，能表示的最大地址0xFFFF,最大可尋址2^16=64KB，然而8086有20根地址線，可尋址的最大內(nèi)存空間是1MB。CPU和寄存器的尋址能力遠遠不能滿足使用
所以Inte工程師們耗盡頭發(fā)，發(fā)明了分段技術(shù)，將內(nèi)存分為一個個"段"，段最大可為64KB，段由三部分組成：
那么16 的位的寄存器究竟該如何能訪問20位的地址空間呢？
計算方式是： 實際物理地址=segment段基址 <<4 + offset段內(nèi)偏移地址，左移4位就是乘以16。這樣就實現(xiàn)用16位的寄存器，生成20位的地址。從而擴大CPU尋址能力，實現(xiàn)對1MB內(nèi)存空間的尋址
為了實現(xiàn)分段，同時8086引入專門為分段而生的段寄存器，如CS、DS、ES、SS：
在采用分段機制之前，工程師要在程序中要訪問內(nèi)存，需要把物理地址寫死在程序中，簡單而粗暴，但是如果其他程序也同時需要同一塊內(nèi)存地址，只能排隊等待，這太讓人著急了，所以采用分段機制的另一個重要的好處是：程序可以重定位
重定向就是將程序中指令的地址改成另一個地址，但該地址處的內(nèi)容還是原內(nèi)存地址處的內(nèi)容。即使分段后，程序還是直接操作同一塊實際物理內(nèi)存，但在程序中的邏輯地址是不一樣的，這樣計算機多道程序得以勉強的"并發(fā)"運行。筆者認(rèn)為分段的初衷更多是程序重定向問題的解決
由于這樣程序中指令了只用到16位地址，縮短了指令長度，也變相地提高了程序執(zhí)行速度。
但隨著8086的普及，人們漸漸發(fā)現(xiàn)"實模式"(那個時候還沒有實模式、保護模式的概念，只有一個工作模式)有個最大問題，就是安全問題，實模式哪怕引入段后，還是直接操作系統(tǒng)的實際內(nèi)存，程序之間的地址沒有隔離，自己寫個程序可以訪問別人的程序地址，甚至是操作系統(tǒng)的程序地址，所以一不小心就直接把操作系統(tǒng)給干掛了，所以那個時候的程序員編寫程序都得小心翼翼的
保護模式概念首次出現(xiàn)于80286，并將以前"老辦法"稱為實模式，80286 雖然有了保護模式，地址總線是 24根，尋址空間變成了 2^24=16MB, 但其CPU、通用寄存器還是16位， 即單獨的一個寄存器還是只能訪問64KB的空間，要想訪問完整的 16MB 內(nèi)存，只能頻繁地變換段基址，非常影響計算機的性能
因此80286太雞肋了，很快Intel推出了80386DX，CPU、寄存器、地址總線都是32位的，尋址空間直接達4GB，在當(dāng)時CPU非常昂貴的時代背景下，可以說"硬件直接拉滿"，從這個時候開始，保護模式才大放異彩！
需要注意的是80386并不是立即升到32位的，先出的80386SX的CPU、通用寄存器還是16位，地址總線是 24根
此時CPU、寄存器、地址總線都支持尋址4GB，更換偏移地址，就能夠訪問內(nèi)存的每一個字節(jié)，那么其實已經(jīng)不需要分段機制了。但是為了向前兼容，兼容性是CPU能否長久保持生命力的一個重要保證，還是保留了分段機制，但保護模式下的段基地址都設(shè)為了0，意味著每個段的起始地址都是一樣的，其實在操作系統(tǒng)層不再分段
那時的程序員訪問內(nèi)存時被迫用多個小段再加上不斷換段基址的方式訪問，非常容易寫著寫著就忘了前面的內(nèi)存地址，對程序員的心智產(chǎn)生極大的負(fù)擔(dān)，不再分段也叫做平坦模式，嗯，對程序員來說以后訪問內(nèi)存操作一路平坦
保護模式與實模式相比有了許多變化，我們先來看下80386和8086寄存器的前后對比，由于80386的寄存器大部分變成32位，同時還必須兼容實模式，所以實模式只用寄存器的前16位
80386寄存器主要為3類：
為了幫助大家理解，筆者特點畫了張圖，其中粉紅色代表80386的擴展部分：
當(dāng)然80386還有其他一些特殊的寄存器，比如IDTR、GDTR、CR0、CR1、CR2和CR3等，這個我們留待下文再講
我們需要思考一個問題，保護模式是如何保護 程序訪問內(nèi)存時安全的？
保護程序訪問內(nèi)存時安全的，其實換個角度就是，讓程序只能訪問安全的內(nèi)存，更進一步地說，我們可以對內(nèi)存進行權(quán)限控制，規(guī)定哪些內(nèi)存可以被哪一類地程序訪問。
所以保護模式下會在訪問內(nèi)存時增加了許多"描述信息",比如段自身的訪問權(quán)限，段的最大長度限制（16位）、段的線性基址（32位）、段的特權(quán)級、段是否在內(nèi)存、讀寫許可等等相關(guān)信息
那么這些信息，首先需要一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來保存所有的相關(guān)描述信息，這就是 段描述符，段描述符8個字節(jié)長，也就是64bit。需要注意每個段都需要一個段描述符。
下面我們就是80386段描述符的結(jié)構(gòu)圖：
段描述符核心就是:段基地址，段界限，訪問權(quán)限D(zhuǎn)PL。 段描述符的具體參數(shù)，筆者這里就不詳細(xì)貼出來了，太多太雜，感興趣地可以自行去看Global Descriptor Table - OSDev Wiki
如果我們直接通過一個64bit段描述符來引用一個段的時候，就必須使用一個64bit長的段寄存器裝入這個段描述符，但是我們剛剛看到段寄存器仍然是16bit，這是Intel為了兼容實模式。所以我們就無法直接通過段寄存器來直接引用64bit的段描述符。
而且每個段都有自己的段描述符，這些信息非常龐大，不是一個或者幾個寄存器就能夠保存的下去的，需要在內(nèi)存中開辟出一段空間，當(dāng)操作系統(tǒng)啟動時，加載到內(nèi)存中。在這個專門的內(nèi)存空間中，所有的段描述符都依次排放在一起，這就構(gòu)成一個 全局描述符表GDT（Global Descriptor Table ），GDT是全局的，所以對一個系統(tǒng)來說是唯一的
又因為全局描述符表GDT是在內(nèi)存中的，CPU是無法直接找到的，需要告訴它，這就是需要一個全新的寄存器GDTR，來專門告訴CPU，GDT在內(nèi)存的位置
問題又來了，現(xiàn)在全局描述符表GDT有了，有了它我們就能去找內(nèi)存所有的段，但是我們?nèi)绾稳ゲ檫@張表呢？我們這里借鑒一下實模式(同時也是為了兼容實模式)，在保護模式下，段寄存器（比如 ds、ss、cs）中存放的不再是尋址段的基地址，而是一個一個"GDT表索引"，稱為段選擇符（或稱段選擇子）
在保護模式下，通過段寄存器存放的段選擇符（或稱段選擇子），由段選擇符從全局描述符表GDT中找到8個字節(jié)長的段描述符，段描述符里存儲著段基址，再加上偏移地址就可以得到實際內(nèi)存物理地址。這里我們只考慮了段模式，頁模式暫不展開，其實頁模式也是基于段模式的
我們段寄存器還是16位，那么段選擇符也是16位的，其中的13bit用來作"索引index",下面我們看下80386段選擇符的結(jié)構(gòu)圖：
當(dāng)?shù)刂吩L問時，如果段選擇符的請求特權(quán)級別RPL 的權(quán)限低于段描述符的特權(quán)級DPL時(一共分為四層：0、1、2、3，其中0為最高特權(quán)級，3 為最低特權(quán)級)，就會拒絕訪問，于是就達到了"保護"的作用！
LDT局部描述符表,LDT結(jié)構(gòu)和GDT是差不多的，主要區(qū)別在于GDT是全局的，而LDT是局部的(local)，GDT在整個操作系統(tǒng)中是唯一的，而LDT在系統(tǒng)中可以存在多個
每一個LDT自身作為一個段存在，存放在LDT類型的段里，這個LDT既然也是段，那么它也會有一個描述符，就放在GDT里面。寄存器LDTR內(nèi)容是一個段選擇符，它是用來到GDT里面尋找LDT的
LDT只是一個可選的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，我們可以完全不使用它，使用它或許可以帶來一些方便性，但同時也帶來復(fù)雜性，如果我們想讓自己的操作系統(tǒng)內(nèi)核保持簡潔，以及可移植性，則最好不要使用它。這里只做簡單地科普介紹
IDT，Interrupt Descriptor Table，即中斷描述符表，和GDT類似，記錄著0~255的中斷號和調(diào)用函數(shù)之間的關(guān)系，與中段向量表有些相似，但要包含更多的信息。
中斷機制是操作系統(tǒng)中極為重要的一個部分。操作系統(tǒng)在管理輸人輸出設(shè)備時,在處理外部的各種事件時,都需要通過中斷機制進行處理，操作系統(tǒng)在管理輸人輸出設(shè)備時,在處理外部的各種事件時,都需要通過中斷機制進行處理
實模式下，16位的中斷機制依賴的是中斷向量表，中斷向量表初始化在0x0000處，位置是固定的。為了讓操作系統(tǒng)的代碼中的邏輯地址和實際物理地址一致，操作系統(tǒng)啟動時會把system模塊搬到零地址處，這樣中斷向量表就會被覆蓋
而在保護模式下，中斷機制用的是中斷描述符表(IDT)，位置是不固定的，設(shè)計操作系統(tǒng)時可以靈活設(shè)置，只需最后把其地址賦值給IDTR寄存器。中斷描述符表寄存器IDTR是一個48位的寄存器，其低16位保存中斷描述符表的大小，高32位保存IDT的基址。
當(dāng)中斷發(fā)生時，CPU獲取到中斷向量后，通過IDTR的值，去查找IDT中斷描述符表，得到相應(yīng)的中斷描述符，再根據(jù)中斷描述符記錄的信息來作權(quán)限判斷，運行級別轉(zhuǎn)換，最終調(diào)用相應(yīng)的中斷處理程序
在分段機制下的保護模式一切都?xì)q月靜好，直到有一天，我們系統(tǒng)有大量程序在運行，比如微信，釘釘?shù)龋褍?nèi)存都占了，只剩下2個空閑內(nèi)存段1和空閑內(nèi)存段2。現(xiàn)在我們想在我們系統(tǒng)中運行百度網(wǎng)盤(假設(shè)運行需占用2個內(nèi)存段)，明明我們內(nèi)存中有足夠的內(nèi)存段，但就因為不是連續(xù)的，會導(dǎo)致百度網(wǎng)盤運行失敗。
我們只能把釘釘先關(guān)了，然后百度網(wǎng)盤才能正常打開 或者把釘釘先移到磁盤中，然后就可以運行百度網(wǎng)盤了，這個叫內(nèi)存交換，但是段的大小比較大，而且磁盤和內(nèi)存相比要慢很多，所以這種方式效率不高。
通過上面的小例子，相信大家理解了分段機制一些不足的地方:段的大小比較大，而且由于段的大小是不固定的，導(dǎo)致內(nèi)存碎片化(內(nèi)存有斷斷續(xù)續(xù)的間隙，且每個間隙都不一樣大！)；程序無法動態(tài)使用內(nèi)存；程序只能存放在連續(xù)的內(nèi)存中......
所以Intel引入了分頁機制，分頁的初衷是為了解決內(nèi)存不足，但由于80286的段交換時性能堪憂，決定引入分頁，同時為了兼容x86的分段機制，就形成獨特的段頁機制
將內(nèi)存劃分為一個個比段更精細(xì)的"頁"，頁的大小固定為4K，方便更精細(xì)化管理。由于分段機制下，程序都是需要提前指定基地址，加載到指定內(nèi)存中，現(xiàn)在為了實現(xiàn)程序運行時，內(nèi)存地址自動分配，并按需加載。那必須得先解除線性地址與物理地址對應(yīng)的關(guān)系，這一切需要增加一個"中間層"來實現(xiàn)。
這個中間層主要是3個部分：CR3 控制寄存器，頁目錄表page directory，頁表page Table。當(dāng)頁功能開啟時，段部件產(chǎn)生的地址就不再是物理地址了，而是線性地址，線性地址還要經(jīng)頁部件轉(zhuǎn)換后，才是物理地址。我們來看下段頁機制的工作流程：
CPU內(nèi)部有一個控制寄存器CR3，存放著當(dāng)前進程的頁目錄表的物理內(nèi)存基地址，頁目錄表存放的是頁表的物理內(nèi)存基地址，頁表存放的是頁的物理內(nèi)存基地址
其中當(dāng)操作系統(tǒng)開啟分頁后，分頁機制接收的線性地址其實是虛擬地址，在操作系統(tǒng)看來它是連續(xù)的，但它實際上通過頁表映射到多個不連續(xù)的物理內(nèi)存頁，這樣就極大的利用了物理內(nèi)存，不會出現(xiàn)使用分段機制后產(chǎn)生的大量內(nèi)存碎片那種情況。
因為頁表需要映射整個內(nèi)存地址，如果是單一的，那么線性地址前20位都查一張表的話，2^20=1M, 每個頁表項是4字節(jié)，如果頁表項全滿的話， 便是4M大小，換句話說就是頁表本身也占用了4MB的物理內(nèi)存空間。如果我們結(jié)合系統(tǒng)資源分配和調(diào)度運行的基本單位-進程來說，為了保證進程的正常執(zhí)行，每個進程都得有自己的頁表，那么如果進程一多，頁表會占有很大的內(nèi)存空間。
所以現(xiàn)代操作系統(tǒng)都是采取二級頁表的方式：頁目錄表和頁表，這也是我們上圖畫的結(jié)構(gòu)。其實本質(zhì)就是拆分，把一個大表(頁表)拆成多個小表，而且不一次性地將全部頁表項建好，可以在需要時能夠動態(tài)創(chuàng)建頁表。 然后統(tǒng)一由一個頁目錄表來存儲這些頁表 ,其中頁目錄項和頁表項一樣，大小都是4KB
我們將二級頁表內(nèi)存轉(zhuǎn)換流程聯(lián)系在一起就是：將線性地址，分為高10位、中間10位、低12位三個部分，其中高10位作為頁目錄表的索引(頁目錄表中有2^10=1024個項，PDE)，中間10位作為頁表的索引(每個頁表也有1024個項，PTE)， 低12位就是偏移地址,大小2^12=4KB，和頁的固定大小正好相等。
所以二級頁表能夠?qū)ぶ?/span>4KB*1024*1024=4G，這也是32根地址線能夠?qū)ぶ返淖畲蟮刂妨恕?/span>
分頁其實并不是由操作系統(tǒng)決定的，而是由CPU決定的。因為線性地址到物理地址的轉(zhuǎn)換算法如上圖，已經(jīng)固定流程套路，而且是比較復(fù)雜的(從頁目錄表到頁表再到物理頁)，為了加快轉(zhuǎn)換的效率，我們直接在硬件上讓它自動執(zhí)行轉(zhuǎn)化。所以CPU中集成了專門用來干這項工作的硬件模塊，這個模塊被稱為頁部件
當(dāng)程序中給出一個線性地址時，頁部件分析線性地址， 按照以上算法，自動在頁表中檢索到物理地址。我們需要注意的是CR3寄存器存放的是實際物理地址，這個是給CPU看的，不是給操作系統(tǒng)看的。操作系統(tǒng)要訪問內(nèi)存就必須知道它的線性地址才行，線性地址必須連續(xù)，至于線性地址的對應(yīng)實際物理地址可以不連續(xù)！
頁目錄表和頁表的參數(shù)如下，和之前的gdt是類似的，大家感興趣地可以自行查閱intel開發(fā)手冊，我們這就不展開了
段機制實現(xiàn)虛擬地址到線性地址的轉(zhuǎn)換，分頁機制實現(xiàn)線性地址到物理地址的轉(zhuǎn)換，一切的改變都是為了更好地管理與保護內(nèi)存！
通過本文的閱讀與理解，帶著大家穿插了解那個年代x86的歷史淵源，大家會更容易明白實模式和保護模式的區(qū)別以及分段，段頁的所遇到的局限和改進，許多奇奇怪怪地設(shè)定都是為了向前兼容，難免負(fù)重而行，但一個成熟的產(chǎn)品，良好的兼容性就是它生命力重要的體現(xiàn)。
實模式和保護模式是現(xiàn)代操作系統(tǒng)的前置知識，即使現(xiàn)代操作系統(tǒng)已經(jīng)天翻地覆的改變，但依舊有他們的影子，理解它們，會讓大家對底層知識有更深刻地理解。筆者能力有限，本文還是有許多細(xì)節(jié)沒有講到，歡迎大家討論
感謝你的閱讀，我們下期再見~
參考資料：
英特爾? 64 位和 IA-32 架構(gòu)開發(fā)人員手冊：卷 3A-英特爾?
https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2008/readings/i386/s02_03.htm
作者：小牛呼嚕嚕 ，首發(fā)于公眾號「小牛呼嚕嚕」，更多高質(zhì)量好文等你關(guān)注！
融界2024年3月5日消息，據(jù)國家知識產(chǎn)權(quán)局公告，北京小米移動軟件有限公司申請一項名為“任務(wù)處理模式的切換方法、裝置及存儲介質(zhì)“，公開號CN117648162A，申請日期為2022年9月。
專利摘要顯示，本公開關(guān)于一種任務(wù)處理模式的切換方法、裝置及存儲介質(zhì)，所述方法應(yīng)用于終端設(shè)備，所述方法，包括：確定所述終端設(shè)備的當(dāng)前運行狀態(tài)是否滿足CPU調(diào)頻條件；若所述終端設(shè)備的當(dāng)前運行狀態(tài)滿足所述CPU調(diào)頻條件，調(diào)整CPU的運行頻率，并生成任務(wù)處理模式切換消息；其中，所述任務(wù)處理模式切換消息用于通知所述終端設(shè)備內(nèi)處于運行狀態(tài)的多個應(yīng)用程序調(diào)整任務(wù)處理模式；調(diào)整后的任務(wù)處理模式與所述CPU調(diào)整后的所述運行頻率適配。
本文源自金融界
天有人找小編求助，說自己電腦的CPU風(fēng)扇噪音總是特別大，很吵，問有沒有辦法安靜一點的方法，重點是：不花錢……呃，小編還真有辦法。不過首先要確定自己主板支持調(diào)壓方式控制風(fēng)扇（3Pin風(fēng)扇插頭），或者是直接使用4Pin插頭的調(diào)速風(fēng)扇。
首先右鍵單擊開始菜單，選擇設(shè)置。
接下來進入設(shè)置的系統(tǒng)項。
選中電源和睡眠項進入。
在電源和睡眠內(nèi)下拉頁面，找到其他電源設(shè)置。
單擊右側(cè)的“更改計劃設(shè)置”。
下拉頁面找到“更改高級電源設(shè)置”進入。
重點來了，下拉滾動條，找到“處理器電源管理”項，點擊展開到“系統(tǒng)散熱方式”，修改“接通電源”為“被動”即可（筆記本會多一個使用電池的選項，默認(rèn)就是被動，不用理會）。
這樣一來，風(fēng)扇轉(zhuǎn)速的高低將由Win10決定，低負(fù)載的時候轉(zhuǎn)速可以保持安靜，高負(fù)載的時候溫度一升高CPU風(fēng)扇還會很吵。注意，小編再強調(diào)一下，必須是使用3Pin風(fēng)扇的話必須是支持調(diào)壓的主板，或者是使用4Pin調(diào)速風(fēng)扇，才可以實現(xiàn)由Win10接管風(fēng)扇轉(zhuǎn)速管理哦！