x86 記憶體組織

x86 記憶體組織是在暫存器寬度、位址匯流排寬度、保護機制與多工處理的限制逐步變化下發展而來。實體記憶體仍然是以位元組定址的空間：完成轉換後，處理器會在記憶體介面上輸出實體位址。然而，抵達該位址的路徑已經大幅改變。

x86 指令首先計算一個有效位址（EA），也稱為偏移量。在支援可用分段的模式中，選取的區段提供基底，從而產生線性位址。啟用分頁後，頁表會將線性位址轉換為實體位址。因此，階段如下：

實位址模式沒有分頁，因此區段運算會直接產生實體位址。現代 64 位元系統仍保留相同的概念順序，但長模式會停用用於位址產生的一般分段，並要求分頁。

使用實體位址進行程式設計 #

Intel 8080 和 8085 等早期處理器將實體位址空間直接公開給指令。它們的指令長度最多為三個位元組：操作碼佔用一個位元組，最多剩下兩個位元組可用於立即運算元。由於這些處理器具有 16 條位址線，兩位元組的立即值可以表示任意實體位址。

組合語言可以透過兩種方式參照記憶體位置：

1. 將已知位址編碼在指令中。 組譯器將標籤解析為目標位址，或由程式設計師提供數值位址。例如，SHLD 0x0055 會將 HL 暫存器對儲存至實體位址 0x0055，而 JMP foo 會將控制權轉移至分配給 foo 的位址。標籤讓原始碼更容易維護，但產生的指令仍然包含固定位址。
2. 解參照暫存器中保存的位址。 8080 和 8085 的通用暫存器為 8 位元，而位址為 16 位元。因此，暫存器對 BC、DE 和 HL 用來保存位址。STAX B 與 STAX D 分別透過 BC 和 DE 儲存 A；MOV M,A 則透過 HL 儲存。

直接模型很簡單，但固定位址會使程式碼綁定到其載入位置。重定位需要修改每個嵌入的位址，而獨立載入的程式必須協調各自的實體位址範圍。

8086/8088：分段 v1 及其原因 #

8086 和 8088 具有 20 個位址接腳，可以定址 1 MiB，但其通用暫存器和區段暫存器寬度為 16 位元。它們既沒有虛擬記憶體，也沒有分頁。記憶體參照仍然會到達實體記憶體，但指令編碼不再將 20 位元實體位址視為一般定址形式。

編碼 20 位元立即值會佔用完整的三個位元組，並浪費四個位元。它也會保留固定載入位址所造成的不靈活性。將位址載入暫存器可以表示動態計算的位置，因此，專用的 20 位元立即值形式只會增加硬體與編碼複雜度，卻不會涵蓋新的使用情境。後續部分 x86 指令保留了直接的偏移量形式（moffs），但它仍會結合區段來解釋；它不是未分段的實體位址運算元。

分段 v1 #

8086 的解決方案是將 16 位元區段值與 16 位元偏移量組合：

1. 存在四個區段暫存器：CS、SS、DS 和 ES。
2. 每個記憶體參照都有預設區段。指令擷取使用 CS；一般資料參照使用 DS；有效位址使用 BP 的參照，以及堆疊操作，使用 SS。字串指令使用指定的來源與目的地區段。對許多參照而言，區段覆寫前綴可以選取另一個允許的區段。
3. 指令會從選用的基底暫存器（BX 或 BP）、選用的索引暫存器（SI 或 DI）以及選用的位移計算偏移量。合法的 16 位元定址組合受編碼限制，但結果運算是 base + index + displacement。至少一個編碼元件會識別記憶體運算元。整數指令通常最多編碼一個明確記憶體運算元；字串指令是重要例外，因為它們包含隱含的來源與目的地存取。

例如，MOV AX, [4] 使用預設的 DS 區段。組譯器可以編碼如 MOV AX, CS:[4] 的覆寫形式；在常見的 moffs 編碼中，後者會額外帶有 0x2E 前綴。組譯器的拼寫方式可能不同，但前綴具有相同的架構意義。

執行單元計算 EA。接著，匯流排介面單元將選取的區段值左移四個位元，並加上 EA：

segment     4 5 0 0
offset        F C 3 2
-------------------
sum         5 4 C 3 2

physical address = (segment << 4) + effective address

8086 只公開 20 個位址位元。如果加法產生超出位元 19 的進位，匯流排位址會以 1 MiB 為模回繞；因此，在原始 8086 上，熟悉的 FFFF:FFFF 計算不是用來存取 1 MiB 以上唯一位址的方法。因此，即使偏移量看起來像絕對位址，以 [BX] 或 [40] 寫出的參照也永遠不會繞過區段運算。在實模式的描述中，「實體定址」表示分頁不會將最終位址虛擬化；它不表示指令可以在沒有區段的情況下編碼任意實體位址。

區段值是段落編號。它們提供 4,096 個可能的基底，每個基底相隔 16 個位元組，而每個偏移量可以涵蓋 64 KiB 視窗。區段可以相鄰、不相交、部分重疊或完全相同。因此，一個實體位置可能有多種 segment:offset 表示法。

結論：8086/8088 記憶體分段 #

分段主要用來補償暫存器寬度小於位址匯流排的情況。隱含區段也縮短了許多指令，因為只需編碼偏移量。Intel 曾考慮將區段值左移八個位元而不是四個位元，這會產生 24 位元位址空間與 256 位元組區段對齊。四位元移位在維持 1 MiB 設計目標的同時，保留了更細的配置粒度。

這種安排使軟體複雜化，因為指標不再是單一的扁平數值。當通用暫存器達到位址空間的寬度後，這項成本越來越難以合理化，但相容性要求使分段繼續保留在架構中。

80286：分段 v2 #

80286 保留 16 位元通用暫存器，同時將實體位址匯流排擴展至 24 位元，支援最多 16 MiB。它引入了實位址模式與保護模式。重設時，它會從實位址模式開始。

80286 的 MSW.PE 位元會啟用保護模式。與後續 x86 處理器不同，80286 不能只透過清除此位元從保護模式返回實位址模式；軟體通常會重設處理器以返回。這項限制對早期作業系統很重要，但不會改變任一模式中的位址轉換規則。

實位址模式 #

實位址模式保留與 8086 相容的 segment:offset 定址。區段暫存器包含 16 位元區段值，處理器將區段左移四位元，再加上 16 位元偏移量來形成位址。不同於原始 8086 封裝，80286 公開了位址線 A20。啟用 A20 後，FFFF:FFFF 附近的參照可以到達 1 MiB 以上的高記憶體區域；相容性硬體可以遮罩 A20，以重現 20 位元回繞。因此，為 8086 撰寫的程式可以在不修改原始碼的情況下執行，但仍受其他硬體假設的限制。

80286 也使新指令能在實位址模式中使用。這些指令不會將實位址分段轉換為保護分段，也不會加入分頁。

保護虛擬位址模式 #

80286 保護模式增加了受保護的可變大小區段，但尚未實作頁表虛擬記憶體。因此，「保護虛擬位址模式」指的是保護分段，而不是與 80386 及後續處理器相關的需求分頁虛擬記憶體模型。

兩個常駐記憶體的描述元表定義了區段：

• 全域描述元表（GDT）是系統範圍的。
• 區域描述元表（LDT）可以描述與某個工作相關聯的區段。

每個區段暫存器的可見部分現在是 16 位元的選取子，而不是移位後的基底。其格式如下：

• index 選取一個八位元組描述元。
• TI 清除時選取 GDT，設定時選取目前的 LDT。
• RPL 是請求者特權層級，並參與保護檢查。

載入選取子時，處理器會驗證它，並將選取的描述元載入與區段暫存器相關聯、在架構上不可見的描述元快取。快取包含後續參照所需的基底、界限與存取權限。讀取區段暫存器只會公開其選取子；軟體不能直接讀取或寫入其快取欄位。快取避免每次記憶體參照都存取描述元表。

全域描述元表（GDT） #

GDTR 定位 GDT。在 80286 上，它包含 24 位元實體基底與 16 位元界限：

界限是表格大小（以位元組計）減一，因此可編碼的最大大小為 65,536 位元組。由於每個描述元為八個位元組，有效的完整表會在描述元邊界結束。特權 LGDT 與 SGDT 會載入及儲存此暫存器；一般資料指令無法定址 GDTR。

GDT 是描述元陣列。S = 1 的描述元是程式碼或資料區段描述元。S = 0 的描述元是系統描述元，例如 LDT 或工作狀態描述元。80286 區段描述元儲存 24 位元基底、以位元組為粒度的 16 位元界限，以及一個存取位元組：

圖示摘要的是欄位配置，而不是最後四位元組群組內的位元組順序：描述元的低 16 位元是界限，接著是基底位元 15 至 0。區段現在是一個具有任意 24 位元基底與可變界限的連續範圍；不再使用 16 位元組移位。由於 80286 沒有頁面轉換，描述元基底識別的是實體記憶體。

GDT 的項目 0 必須是全零的空描述元。當 TI 選取 GDT 時，它會使選取子索引 0 無效。

區域描述元表（LDT） #

LDT 與 GDT 具有相同的描述元配置，但其第一個項目可以有效。記憶體中可以存在多個 LDT，而機器一次只使用一個 GDT。LDTR 的可見選取子識別 GDT 中一個 S = 0 的 LDT 描述元；其不可見快取提供該 LDT 的基底與界限。LLDT 和 SLDT 會載入及儲存可見的 LDTR 選取子。

80286 硬體工作機制可以在切換工作時重新載入 LDTR，使 LDT 成為工作專屬。作業系統通常避免使用硬體工作切換，因為軟體內容切換更具彈性且可攜性更高。在 IA-32e 模式中，硬體工作切換不可用，但工作狀態區段仍可用於特權堆疊與中斷堆疊管理等其他用途。

區段暫存器 #

在任一時刻，選取子可以參照 GDT，也可以參照由 LDTR 選取的 LDT。從架構角度看，CS、SS、DS 和 ES 各由一個可見的 16 位元選取子與一個不可存取的描述元快取組成。透過 MOV、POP、LDS、遠控制轉移或其他相關指令載入其中一個暫存器時，處理器會從以下位置選取：

快取不是第二種軟體可見的暫存器配置；圖示表示選取子成功載入後由處理器保留的值。後續記憶體參照會使用這些快取值，而不是重新讀取描述元表。

• TI 為零時使用 GDT；或
• TI 為一時使用目前的 LDT。

接著，處理器會檢查型別、存在性、界限與特權規則，然後安裝描述元快取。遠 JMP、CALL、返回、中斷或閘門可以載入 CS；一般 MOV 則不能。

索引為零且 TI = 0 的選取子是空選取子。將空選取子載入 CS 或 SS 會引發錯誤。DS 和 ES 可以保存空選取子，但任何嘗試使用該暫存器進行記憶體參照的操作都會引發錯誤。後續處理器也對 FS 和 GS 套用相同且有用的無效資料區段慣例。

結論：沒有分頁的 80286 分段 #

80286 增加了以描述元為基礎的保護、特權檢查與可變區段大小。它也具有中斷描述元表與 IDTR，但中斷分派不會改變一般資料位址路徑。由於不存在頁表階段，保護模式記憶體仍然是分段的實體記憶體。

自 80386 起：分段與虛擬分頁 #

80386 引入了 32 位元通用暫存器、32 位元區段基底以及頁表虛擬記憶體。其模型也適用於後續處理器上的 32 位元保護模式軟體。它定義了三種相關的執行模式：

1. 實位址模式仍與 8086 相容。
2. 保護模式擴充 80286 的保護分段，並可啟用分頁。
3. 虛擬 8086 模式將實模式風格的程式以保護模式工作執行。分頁和保護屬於周圍的保護模式環境，因此虛擬 8086 工作無法逃逸其他程序的映射。

更新後的保護模式 #

在 32 位元保護模式中，原始 80386 的通用暫存器、偏移量、線性位址空間、區段基底以及實體位址匯流排都具有 32 位元寬度。描述元項目將其基底欄位擴展為 32 位元，並加入粒度與預設運算元／位址大小等旗標。80286 中保留的描述元高位元組取得了這些意義。

分段仍然完整運作，包括非零基底、界限、向下擴展資料區段及特權檢查。然而，32 位元作業系統可以將其程式碼區段與資料區段的基底設為零，並將界限設為 4 GiB。這種扁平分段使偏移量等於線性位址，並讓分頁執行程序隔離。區段選取子本身並不是零：核心通常會為有效的扁平描述元載入如 0x08 或 0x10 的非空選取子。

80386 也加入 SIB（scale-index-base）編碼。它將 EA 的形成擴展為：

effective address = base + index × scale + displacement
scale = 1, 2, 4, or 8

ModR/M 和選用的 SIB 位元組選擇參與運算的暫存器與位移大小。對於元素大小為 2、4 或 8 位元組的陣列，縮放很有用，但它只改變 EA 的形成，不改變分段或分頁模型。

分頁 #

設定 CR0.PG 會在保護模式中啟用分頁。之後，位址形成分為四個步驟：

1. 指令根據適用的 ModR/M、SIB、暫存器與位移計算 EA。
2. 所選區段的快取描述元驗證偏移量並提供基底。結果是 32 位元線性位址。
3. 分頁使用該線性位址，從 CR3 中的實體位址開始遍歷頁表。
4. 所選頁項目提供實體頁框基底；加上頁面偏移量後產生實體位址。

處理器會在分段位址階段之前或期間檢查描述元權限，並在轉換期間檢查頁面權限。不存在的項目或被禁止的存取會產生頁面錯誤。TLB（轉譯後備緩衝區）會快取成功的線性位址到實體位址轉換，因此作業系統在變更作用中的頁表後，必須使快取的轉換失效，或以其他方式同步它們。

舊式 32 位元分頁 #

原始 80386 方案使用 4 KiB 頁面與兩層結構。CR3 識別目前位址空間的頁目錄；系統並不存在一個供全系統使用的頁目錄。內容切換可以載入另一個 CR3，而作業系統可以在多個目錄之間共用選定的核心映射。

頁目錄與每個頁表都佔用一個 4 KiB 頁面。每個表包含 1,024 個四位元組項目：

頁目錄項目（PDE）指向頁表；頁表項目（PTE）指向一個 4 KiB 實體頁框。它們的低位元攜帶相關但依層級而異的旗標，包括 present、read/write、user/supervisor、accessed 以及快取控制屬性。PTE 也有 dirty 狀態；啟用頁面大小擴充時，PDE 可以直接表示大型頁面。

32 位元線性位址分割如下：

directory 選取 PDE，table 選取其頁表中的 PTE，而 offset 選取所得 4 KiB 頁框內的位元組。啟用 CR4.PSE 後，設定頁面大小位元的 PDE 可以直接映射 4 MiB 頁面，取代頁表階段。

實體位址擴充（PAE） #

PAE 保留 32 位元線性位址，但變更分頁階層，並使用 64 位元分頁項目。它由 CR4.PAE 啟用。早期 PAE 實作將實體位址擴展至 36 位元；後續處理器的架構實體位址寬度取決於實作。

在 PAE 分頁中，CR3 指向包含四個項目的頁目錄指標表（PDPT）。每個選取的頁目錄包含 512 個項目，每個選取的頁表也包含 512 個項目。32 位元線性位址分割如下：

頁目錄指標選取 PDPTE，後面兩個欄位選取 PDE 與 PTE。設定頁面大小位元的 PAE PDE 會映射 2 MiB 頁面。PAE 也提供 EFER.NXE 啟用時 no-execute 權限位元所需的項目格式。沒有 NXE 時，高位元是保留位元，而不是可執行策略控制項。

IA-32e 與長模式分頁 #

IA-32e 模式是具備 64 位元能力的執行環境，包含 64 位元模式與相容模式。兩者都使用 IA-32e 分頁，而且分頁是強制的：IA-32e 模式作用中時不能清除 CR0.PG。

要進入 IA-32e 模式，特權軟體會建構有效的 PAE 格式頁表，設定 CR4.PAE，設定 EFER.LME，然後啟用 CR0.PG。在設定 LME 的情況下啟用分頁會鎖存 EFER.LMA；這個唯讀指示表示 IA-32e 模式已作用中。跳轉至 L 位元已設定的程式碼區段會進入 64 位元模式；L = 0 且具有適當預設大小的程式碼區段會進入相容模式。轉換程式碼必須在啟用分頁前建立映射，因為下一條指令的擷取會透過新的階層進行轉換。

四層分頁使用 PML4、頁目錄指標表、頁目錄及頁表。每個表包含 512 個八位元組項目，因此每個索引為九個位元：

四層實作使用 48 位元虛擬位址。位元 63 至 48 必須複製位元 47，使位址成為規範位址（canonical）。非規範位址會在頁表遍歷前引發錯誤。支援五層分頁（CR4.LA57）的處理器會增加九位元的 PML5 索引，支援 57 位元虛擬位址，並要求位元 63 至 57 複製位元 56。實體位址寬度仍取決於處理器，並由 CPUID 回報；不能從線性位址寬度推斷。

IA-32e 頁表可以在 PTE 層級映射 4 KiB 頁面，在設定頁面大小位元的 PDE 映射 2 MiB 頁面，並在處理器宣告支援時，在設定該位元的 PDPTE 映射 1 GiB 頁面。頁面項目包含實體頁框位址位元，以及權限、記憶體型別、accessed、適用時的 dirty、global 和 execute-disable 控制項。execute-disable 位元只有在啟用 EFER.NXE 時才會生效。

IA-32e 模式中的分段 #

長模式會改變分段，但不會移除區段選取子或描述元：

• 在64 位元模式中，CS、DS、ES 和 SS 在一般位址產生中提供零基底。一般參照不使用它們的界限。FS 和 GS 保留有用的基底，這些基底由專用模型特定暫存器提供；作業系統使用它們存放執行緒區域或處理器區域資料。在加上 FS 或 GS 基底後，仍會套用規範位址檢查與分頁。
• 在相容模式中，16 位元與 32 位元保護模式應用程式保留其保護模式分段語意，同時使用 IA-32e 分頁。
• IA-32e 模式作用中時，虛擬 8086 模式與硬體工作切換不可用。特權轉換與中斷堆疊管理仍然需要工作狀態區段。

因此，長模式核心並不是只要載入零值區段暫存器就能取得扁平位址空間。它依據 64 位元模式規則取得一般的零基底，在必要處選取有效描述元，並依賴規範位址規則與分頁來實作位址空間隔離和權限。

跨模式的位址轉換 #

歷史演進解釋了今日仍可見的各個層次：

因此，位址形成並不是泛用的「x86 記憶體模型」。8086 使用分段，將 16 位元偏移量擴展為 20 位元實體位址。80286 將區段值轉換為受保護的描述元選取子。80386 加入線性位址分頁。PAE 改變分頁項目的寬度與階層，而 IA-32e 強制要求分頁，並在 64 位元模式中減少一般分段的作用。

描述元細節請參閱 x86 保護模式與特權，而編碼有效位址的指令欄位請參閱 x86 指令編碼。