细说80286
x86 CPU有实模式、保持模式、虚拟8086模式、系统管理模式等的分别。 x86 CPU只有在启动的时候才能进入实模式，一旦切换到保持模式就无法退出回到实模式。
实模式与保护模式
简单的讲，实模式就是8086使用CPU的模式。当然那时还没有实模式的叫法。只有后面有保护模式，旧的模式才有了实模式的称呼。
简要介绍实模式如下：
- 16位寄存器
- 20位地址线，可访问1MB内存
- 通过CS/DS寄存器左移4位+IP寄存器的值生成20位访问地址
这里有两个问题值得注意：
- CS«4 + IP理论上来讲，最大可以表示的数值是0xFFFF0 + 0xFFFF = 0x10FFEF，即大约1M+64KB-16Bytes,然而由于地址线只有20根（A0~A19)，这个地址最前面的1无法被表示，当CS=0xFFFF时，实际访问的地址0x10FFEF就变成了0xFFEF。即地址由卷回了0地址到64KB-16Bytes处。
- 由于程序可以任意修改当前的CS/DS值，所有程序可以使用全部1MB的内存，所以这个CPU几乎没有办法有效地支持多任务，因为两个程序一起运行的话很容易互相踩到内存。所以当时的使用的方式系统中同时运行的只有一个应用程序和一个DOS操作系统。操作系统和应用规定了各自能使用的内存地址范围，比如说DOS只使用高64KB的内存，其它的内存给应用程序使用。这样就可以互不影响。要想运行另一个应用程序必须先退出当前运行的应用程序。
上面的第二个问题其实就是保护模式"保护"二字的来源。保护模式的初衷就是保护一个进程的内存不被其他进程非法访问。 上面的第一个问题之所以被提到是因为它在80286设计的时候需要做特殊的处理。
#80286的保护模式 实模式即实际地址模式，用户写的代码中CS与IP寄存器组合成的地址即为实际的物理内存地址。这种方式非常的不安全。不方便实现多任务系统。在设计80286的时候要解决的主要就是这个问题。 在80286中，段式访存得到的改进，原来段寄存器+IP得到的地址不在是实际的物理地址，而是要经过一个转换层转换才变成一个物理地址。CS里面的内存不再是20位物理地址的高16位，而变成了段描述符表中的索引。
如图所示： 原来16位的段寄存器改名叫段选择子。现在是如何工作的，如何控制一个程序可以访问的内存范围呢？
答案： DOS系统在启动用户应用程序时先在内存中设置两个表，一个叫全局描述符表，GDT，一个叫局部描述符表LDT。表中的每个条目实际代表一段内存地址，包含这段内存的启始地址和段的长度，即base和limit。一个表的多个条目即代码这个用户程序可以访问的多块内存。
DOS系统把这两个表的内存启始地址写到LDTR和GDTR两个寄存器里。并在CS、DS寄存器中设置好一个初始的索引。
应用程序在访问内存时，CS:IP组合称为逻辑地址，CPU拿CS中的3~15位所组成的数据作为索引去LDT或GDT中找到一个描述符，拿这个描述符的base + IP做为实际的物理内存地址去访存。LDT和GDT只有DOS操作系统才能修改，因而应用程序只能访问DOS为它设置好的内存范围，而不能随意访问全部物理内存。
应用程序内存不够用时，需要调用一些系统调用，让DOS分配一段内存，把将这段内存的base, limit做成一个描述符加入到GDT或LDT中。
应用程序如果胡乱修改CS，造成无法索引到一个有效的段描述符就会发一个"段错误， segmentation fault"。
如图所示，在80286中，CS/DS/ES/FS寄存器的意义发生了变化。它的3~15位是描述符表的索引。TI用来表示索引的是哪一张表，是GDT还是LDT。RPL称为请求权限级别。RPL对应描述符中的DPL，只要RPL的级别高于（值小于）DPL时，才有权限访问这段内存。 描述符中的DPL如下图所示：
80286的多任务
借助段描述符表，系统可以为应用程序分配内存，并且限制用户对内存的访问。这时候，多任务的方式汇总如下图：
基于这种内存管理方式，用户应用程序可以实现动态链接。比如说一个程序分为代码段、数据段、零初始化段等，它依赖的库也是分段的，系统在加载程序时，只需为每个段分配一段内存，并为每个段设置一个描述符即可。 每个段的起始地址可以在加载时根据实际情况修改。
代码段设置成只读只需要其描述符的TYPE字段即可。 
A20 Gate和16MB内存
80286的寄存器仍然是16位宽，但它的内存地址总线是24位宽。可以访问16MB内存。在保护模式下，由于访存方式发生了变化，要访问16MB内存，只需在描述符中的base位宽可以达到24位即可。
然而在实地址模式下，访存方式为CS«4 +IP，最多只能表示0x10FFEF地址，即1MB+64KB-16Byte。这种访问方式已经没有任何优势，但是为了兼容旧的程序，80286以到最新的x86体系CPU在启动的时候都支持实模式，只能访问1MB+64KB-16Bytes的内存。
对于8086而言，由于地址线只有A0~A19，访问不了大于1MB的内存。然而80286由于有24根地址线，0x10FFEF这个数字中最高位的1可以体现在A20地址线上，从而访问1MB~ 1MB+64KB-16Bytes之间的内存。 这个1要不要体现在A20上，体现在A20上是一种很自然的想法，intel也是这样做的。然而这成了一个bug。
在8086上，超过1MB的地址访问会卷回0地址。这个是偶然的现像，本来就不是一个feature，而更像一个考虑不周的bug。然而实际程序开发中，很多为8086开发的程序利用了这一特性去访问0开头的低64KB内存。在80286上，利用了这个bug的程序就不工作了。于是这成了80286的一个bug。真让人无语。
为了让80286在实模式的行为和8086一样，IBM想出一个work around，即在A20总上加一个与逻辑门，与逻辑门的另一个输入信号接在键盘控制器芯片8042上，在8042中增加一组键盘控制组合键，可以控制A20线上信号的最终输出：
这个与逻辑门称为A20 Gate。
在现在CPU中，8042已经被集成在南桥上，A20 gate也被做成了标准功能，称为Fast A20 Gate，对A20的控制变成了对0x92端口上的bit 1的读写。打开A20 Gate的代码如下：
openA20:
in al, 92h
or al, 00000010b
out 92h, al
80286描述符表
在80286中有三种类型的描述符表：全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)、局部描述符表LDT(Local Descriptor Table)和中断描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)。
在整个系统中，全局描述符表GDT和中断描述符表IDT只有一张，局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。任务切换时，局部描述符表也跟着切换，具体表现就是将LDTR中的值修改为当前任务对应的LDT的基地址。在任务切换时，切换LDT，并不切换GDT。通过LDT可以使各个任务私有的各个段与其它任务相隔离，从而达到受保护的目的。通过GDT可以使各任务都需要使用的段能够被共享。通过GDT在多个任务间共享内存非常方便。
每个描述符表本身形成一个特殊的数据段。这样的特殊数据段最多可包含有8K(8192)个描述符.
描述符表寄存器
描述符表可以放在内存中的任意位置，但CPU必须知道他们在哪里。因而每个描述符表都对应一个寄存器。即： GDTR LDTR IDTR
细说LDT
局部描述符表寄存器LDTR规定当前任务使用的局部描述符表LDT。 LDTR类似于段寄存器，由程序员可见的16位的寄存器和程序员不可见的高速缓冲寄存器组成。实际上，每个任务的局部描述符表LDT作为系统的一个特殊段，由一个描述符描述。而用于描述符LDT的描述符存放在GDT中。
在初始化或任务切换过程中，把描述符对应任务LDT的描述符的选择子装入LDTR，处理器根据装入LDTR可见部分的选择子，从GDT中取出对应的描述符，并把LDT的基地址、界限和属性等信息保存到LDTR的不可见的高速缓冲寄存器中。
随后对LDT的访问，就可根据保存在高速缓冲寄存器中的有关信息进行合法性检查。
LDTR寄存器包含当前任务的LDT的选择子。所以，装入到LDTR的选择子必须确定一个位于GDT中的类型为LDT的系统段描述符，也即选择子中的TI位必须是0，而且描述符中的类型字段所表示的类型必须为LDT。
可以用一个空选择子装入LDTR，这表示当前任务没有LDT。在这种情况下，所有装入到段寄存器的选择子都必须指示GDT中的描述符，也即当前任务涉及的段均由GDT中的描述符来描述。
如果再把一个TI位为1的选择子装入到段寄存器，将引起异常。
细说IDT
中断描述符表本质上是不是段描述符表，而是一个中断向量表。 中断描述符表寄存器IDTR指向中断描述符表IDT。 IDTR长48 位，其中32位的基地址规定IDT的基地址，16位的界限规定IDT的段界限。
由于80386只支持256个中断/异常，所以IDT表最大长度是2K，以字节位单位的段界限为7FFH。IDTR 指示IDT的方式与GDTR指示GDT的方式相同。
任务状态段
系统中的每一个进程（任务）都有一个描述进程的信息需要保存，在x86中，专门将这些数据保存在一个段里。每个任务都有一个段，这些段的描述符都保存在GDT中，且类型为TSS。代码段描述符的选择子是CS/ES之类的寄存器，数据段的描述符的选择子是DS寄存器。任务状态段的描述符选择子也有一个单独的寄存器叫TR。一个进程可以随时通过TR得到该进程存在任务状态段中的信息。
段选择子
CS/DS/ES/SS/GS/FS在8086中是16位寄存器，用来表示一个段的高16位地址。 在80286中，它们代表在段描述符表中的索引。在访问内存时，先从段描述符表中查到对应描述符，取到描述符的base, limit，再与IP相加得到物理内存地址。段描述符表本身是在内存里的，每次访问内存都要去内存里找段描述符，要当于把一个访存操作变成了两个访问操作，效率较低。因而实际设计芯片时为CS/DS…等关联了些隐形的不可访问的寄存器，用来暂存该段选择子对应的描述符。这样在不进行段切换的时候，就不必每次访存都去读取一个段描述符。
CR0 模式切换
控制寄存器CR0中的位0用PE标记，控制分段管理机制的操作，所以把它们称为保护控制位。 PE控制分段管理机制。 PE=0，处理器运行于实模式； PE=1，处理器运行于保护方式。 从实模式切换到保护模式只需要将CR0的bit 0设为1即可。x86不支持从保护模式返回到实模式。
切换到保护模式的代码如下：
; switch to protection mode
switch_proMode:
mov eax, cr0
or eax, 1 ; set CR0's PE bit
mov cr0, eax