时间过的太快了，为了不让自己太闲，写些IA-32架构方面的内容贴上来，主要是参考了IA-32的系统编程指南，还有自己的一些感悟与总结，行了，进入正题吧。
从386处理器开始，IA-32（英特32位CPU，486、586、奔腾系列都属于IA-32）开始提供一系列很优秀的特性，用于更好的支持操作系统，这些特性会呈现在多种不同的操作模式中，如：实模式、保护模式、虚拟8086模式、系统管理模式。
Intel 64体系架构几乎支持了所有在IA-32中提供的系统编程能力，并且还将这些能力进一步扩展，形成了一种新的操作模式，称为IA-32e模式，它主要用来支持64位编程环境，IA-32e模式允许软件工作在两种子模式下：
- 64位模式（支持64位操作系统与64位应用程序）
- 兼容模式（允许大多数旧程序运行，同时也可以在64位模式时运行64位应用程序）
IA-32提供的一系列特性如下：
- 内存管理
- 软件模块保护
- 多任务
- 异常与中断处理
- 多处理器控制
- Cache管理
- 硬件资源与电源管理
- 调试与性能监视
把这些特性整明白，对很多技术点会有潜移默化的作用，无论是系统编程还是应用编程。
2.1 系统级架构概述
系统级架构囊括了一组寄存器、一些数据结构、还有一堆指令，用于支持各种基本的系统级操作，如内存管理、中断与异常处理、任务管理以及多处理器控制。如下图所示，IA-32的寄存器和各种表基本上都囊括在图中：
其实分析这两张图里的内容确实有点让人头胀，可这是重中之重，这些东西是做什么用的必须整明白才能理解其它的东西，我们这次主要分析系统级的内容。
2.1.1 全局描述符表 - GDT
看第一张图，里面有个GDT，即全局描述符表，是重中之重，在保护模式中，所有的内存访问都必须经过它，在这个GDT里有很多描述符项，其中有一种叫做段描述符，这个段描述符里面包含了极其重要的内容，有段基址、访问权限、访问类型等等。
要找到GDT里的某个段描述符，是通过一个称为段选择子的东西，这个段选择子里面有一项内容叫index，就是想要访问的段描述符在GDT里的索引位置，当然段选择子里还有全局/本地标志位、访问权限信息。
要访问一个段（代码段、数据段、堆栈段）当中的某个字节，需要提供一个逻辑地址，这个逻辑地址通常放在段寄存器里，逻辑地址包含了两个重要的内容，即段选择子与段内偏移量，通过段选择子，可以在GDT中找到要访问段的段描述符，段描述符里面有要访问段的基地址，然后用这个基地址加上逻辑地址里的段内偏移量，就可以定位到要访问的内存位置了。
通常访问中断处理例程的代码段（或数据段），直接走GDT里的段描述符，直接定位，无需现场保护，这样处理起来快。然而，要做任务切换，就得走GDT里的任务状态段描述符，先找到任务状态段，然后在找相关的代码段、数据段、堆栈段，为什么要多走一层任务状态段（TSS）呢？因为需要现场保护，先把当前任务的现场（即执行环境）保存到一个TSS里，然后再把新任务TSS里的内容加载到当前执行环境中（执行环境就是执行任务时要用到的各种寄存器的统称），当然还有各种权限检查等工作要做，因此知道为什么任务切换要多走一道TSS了吧。
2.1.2 系统段、段描述符和门
作为一个程序的执行环境，除了代码段、数据段、堆栈段，IA-32还定义了两个系统段，即任务状态段（TSS）和LDT（局部描述符表）。这两种系统段都各自拥有描述符，这里还要解释一个重要的概念，即GDT和LDT有个明显的区别，LDT是一种段，而GDT不是，因为GDT没有相关的段描述符来描述并指向它，而LDT有其相关的段描述符，并且保存着关于LDT的各种信息，而LDT的段描述符就保存在GDT中。
说的再明白一些，LDT、TSS、代码段、数据段、堆栈段，它们虽然有很多不同之处，但是统统都是‘段’，而GDT是一个全局的表，保存着所有用于描述这些段信息的段描述符，所以之前提到了GDT是重中之重，所有对这些段资源的访问，统统要经过GDT。
IA-32还定义了一组特殊的段描述符，叫做‘门’，其实也是保存了一些段信息，用于访问段资源，只是它具有一些很严格的权限检查功能，可以更加安全的访问关键代码，这些‘门’有四类，即中断门、调用门、陷阱门、任务门，下面举个例子来说明‘门’是如何工作的。
例如，当前程序要调用中断服务例程，考虑到安全的问题，我们不能直接通过GDT里的普通段描述符，直接定位到中断服务例程的代码段，而是先要通过中断门，然后再通过GDT里的段描述符找到中断服务例程的代码段，处理器会对此次访问做安全性检查，在当前程序的特权级别（CPL）与中断门以及目标代码段（要访问的中断服务例程代码段）的特权级别间做个比较，看看当前程序是否有足够权限访问中断服务例程，如果权限没问题，此次访问就顺利通过了中断门的安检，然后可以继续通过GDT中的段描述符来访问目标代码段了。
再例如，当前程序要运行一个系统调用，系统调用是操作系统内核向用户态提供的一些受特权保护的代码，它为用户态程序提供一些操作系统特有的服务，会使当前用户进程陷入内核。这可不能随随便便通过GDT的段描述符直接定位到系统调用程序的代码段，当然需要很严格的‘安检’。因此，我们需要首先通过‘调用门’的安全检查，首先要有一个调用门的‘段选择子’，通过此选择子可以从LDT中找到调用门，大家看看上面的第一张图就会发现调用门确实放在LDT中，至于调用门描述符为什么放在LDT中，而不放在GDT中，我们以后再说，这里不必较真，另外请记住，调用门是一类描述符，而不是段。处理器会通过调用门进行特权级别的检查，看看当前程序是否有权利访问目标代码段，如果安检通过，处理器就可以从调用门获得目标代码段的段选择子及段内偏移量了（调用门里保存着这些重要信息），那么后续的访问工作就顺理成章了。
2.1.3 任务状态段TSS、任务门
任务状态段包含了一个任务运行环境中的各种状态，像通用寄存器的状态、段寄存器、标志寄存器、指令指针寄存器、段选择子还有栈指针，可以说一个任务的执行环境信息全都包含在TSS中了。
IA-32中，有个寄存器叫做TR（图2-1），即任务寄存器，里面保存了当前执行任务的TSS的段选择子，通过这个选择子就可以在GDT里找到TSS的描述符，继而找到TSS。
当发生任务切换的时候，处理器就执行下列动作：
1、将当前任务的状态保存到当前任务的TSS中（传说中的现场保护）。
2、将新任务状态段的段选择子加载到TR寄存器中。
3、通过TR中的TSS段选择子在GDT中找到TSS的描述符，继而找到新任务的TSS。
4、将新任务状态段中的内容，加载到当前执行环境中，比如通用寄存器、段寄存器、指令指针寄存器、LDTR、CR3（页目录基地址）、标志寄存器。
5、开始运行新任务。
一个新任务的段资源（代码段、数据段、堆栈段）还可以通过任务门访问，任务门和调用门很像，只不过任务门要通过TSS来找到新任务的段资源，而调用门则可以通过LDT中的调用门描述符，直接定位到新任务的代码段与堆栈段，上面提到过。
2.1.4 中断与异常处理
外部中断、软中断以及异常的处理都是通过IDT来完成，IDT提供了一组门描述符，用于访问中断与异常的处理例程。与GDT一样，IDT也不是段，而且它的线性地址也保存在一个寄存器里，即IDTR。
IDT中主要有三类门描述符，即中断门、任务门、陷阱门，为了访问一个中断或异常的处理例程，处理器需要接收一个中断向量，它可以来自内部硬件、外部中断控制器，甚至软件指令（INT等），这个中断向量其实是以个索引，用于在IDT中定位门描述符。
如果要访问的处理例程，需要通过中断门或陷阱门，那么就可以从GDT或LDT中的段描述符直接定位到相关处理例程的段资源。如果要访问的处理例程需要通过任务门（例如一次任务调度），那么就需要先从GDT中的TSS描述符找到相关的任务状态段，然后在定位到处理例程的段资源（代码段、数据段、堆栈段）。
2.1.5 内存管理
IA-32提出了两种内存寻址方式，即物理寻址与虚拟内存（通过分页机制实现）。当采用物理寻址时，内存的线性地址被当做物理地址直接使用。采用分页机制实现虚拟内存时，所有的代码段、数据段、堆栈段、GDT、IDT等系统段资源，都可以用虚拟内存页的方式存储，只有最近经常访问的页面才会被换入物理内存。（当然像GDT这类关键的资源，通常总是放在物理内存中的）
物理内存中的页面，通常被包含在两类系统数据结构中，即页目录（PGD）与页表（PT），这两种数据结构资源会常驻于物理内存中。一个页目录项包含了一张页表的基地址、访问权限及内存管理信息，而页目录自己的物理地址则存放在一个控制寄存器中，即CR3。
为了使用页机制，线性地址必须被分割成三部分，每一个部分都分别代表着页目录内便宜量、页表内偏移量，以及页面内偏移量。
操作系统中可以只拥有一张页目录，也可以有多个，例如每个任务都可以拥有自己的页目录。
2.1.6 系统寄存器
为了初始化CPU，也为了更好的控制系统级操作，IA-32提供了一组系统寄存器，以及一个用来提供各种系统标志的标志寄存器（EFLAGS）：
待续······
