CPU復位（reset）或加電（power on）的時候以實模式啟動，處理器以實模式工作。在實模式下，記憶體定址方式和8086相同，由16位段暫存器的內容乘以16（10H）當做段基地址，加上16位偏移地址形成20位的物理地址，最大定址空間1MB，最大分段64KB。可以使用32位指令。32位的x86 CPU用做高速的8086。在實模式下，所有的段都是可以讀、寫和可執行的。
286架構導入保護模式，允許硬體等級的存儲器保護。然而要使用這些新的特色，需要額外先前不需要的軟體指令。由於x86微處理機主要的設計規格，是能夠完全地向前兼容於針對先前所有x86晶片所撰寫的軟體，因此286晶片的開機是處於'實模式'—也就是關閉新的存儲器保護特性的模式，所以可以運行針對舊的微處理器所設計的軟體。到現在為止，即使最新的x86 CPU一開始在電源打開處於實模式下，也能夠運行針對先前任何晶片所撰寫的軟體.
基本介紹
- 中文名：實時模式
- 中文縮寫：實模式
- 對應概念：保護模式
- 領域：計算機作業系統.彙編語言
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基本概念
保護模式下的實模式
運行命令
程式運行的實質是什麼?其實很簡單,就是指令的執行,顯然CPU是指令得以執行的硬體保障,那么CPU如何知道指令在什麼地方呢?
80x86系列是使用CS暫存器配合IP暫存器來通知CPU指令在記憶體中的位置.
程式指令在執行過程中一般還需要有各種數據,80x86系列有DS、ES、FS、GS、SS等用於指示不同用途的數據段在記憶體中的位置。
程式可能需要調用系統的服務子程式，80x86系列使用中斷機制來實現系統服務。
總的來說，這些就是實模式下一個程式運行所需的主要內容（其它如跳轉、返回、連線埠操作等相對來說比較次要。）
保護模式
保護模式---從程式運行說起
無論實模式還是保護模式，根本的問題還是程式如何在其中運行。
因此我們在學習保護模式時應該時刻圍繞這個問題來思考。和實模式下一樣，保護模式下程式運行的實質仍是“CPU執行指令，操作相關數據”，因此實模式下的各種代碼段、數據段、堆疊段、中斷服務程式仍然存在，且功能、作用不變。
那么保護模式下最大的變化是什麼呢？答案可能因人而異，我的答案是“地址轉換方式”變化最大。
方式比較
先看一下實模式下的地址轉換方式，假設我們在ES中存入0x1000，DI中存入0xFFFF,那么ES:DI=0x1000*0x10+0xFFFF=0x1FFFF,這就是眾所周知的“左移4位加偏移”。
那么如果在保護模式下呢？假設上面的數據不變ES=0x1000,DI=0xFFFF，現在ES:DI等於什麼呢？
公式如下：（註：0x1000=1000000000000b= 10 0000 0000 0 00）ES:DI=全局描述符表中第0x200項描述符給出的段基址+0xFFFF
現在比較一下，好象是不一樣。再仔細看看，又好象沒什麼區別！
為什麼說沒什麼區別，因為我的想法是，既然ES中的內容都不是真正的段地址，憑什麼實模式下稱ES為“段暫存器”，而到了保護模式就說是“選擇子”？你覺得呢?
其實它們都是一種映射，只是映射規則不同而已：在實模式下這個“地址轉換方式”是“左移4位”；在保護模式下是“查全局/局部描述表”。前者是系統定義的映射方式，後者是用戶自定義的轉換方式。而它影響的都是“shadow register”從函式的觀點來看，前者是表達式函式，後者是列舉式函式：
實模式： F(es-->segment)={segment |segment=es*0x10}
保護模式：F(es-->segment)={segment |(es,segment)∈GDT/LDT}
其中GDT、LDT分別表示全局描述符表和局部描述符表。
組成部分
保護模式最基本的組成部分是圍繞著“地址轉換方式”的變化增設了相應的機構。
1、數據段
前面說過，實模式下的各種代碼段、數據段、堆疊段、中斷服務程式仍然存在，我將它們統稱為“數據段”，本文從此向下凡提到數據段都是使用這個定義。
2、描述符
保護模式下引入描述符來描述各種數據段，所有的描述符均為8個位元組（0-7)，由第5個位元組說明描述符的類型，類型不同，描述符的結構也有所不同。
若干個描述符集中在一起組成描述符表，而描述符表本身也是一種數據段，也使用描述符進行描述。從現在起，“地址轉換”由描述符表來完成，從這個意義上說，描述符表是一張地址轉換函式表。
3、選擇子
選擇子是一個2位元組的數，共16位，最低2位表示RPL，第3位表示查表是利用GDT（全局描述符表）還是LDT（局部描述符表）進行，最高13位給出了所需的描述符在描述符表中的地址。（註：13位正好足夠定址8K項）有了以上三個概念之後可以進一步工作了，現在程式的運行與實模式下完全一樣！！！各段暫存器仍然給出一個“段值”，只是這個“假段值”到真正的段地址的轉換不再是“左移4位”，而是利用描述符表來完成。但現在出現一個新的問題是：
系統如何知道GDT/LDT在記憶體中的位置呢？
為了解決這個問題，顯然需要引入新的暫存器用於指示GDT/LDT在記憶體中的位置。在80x86系列中引入了兩個新暫存器GDTR和LDTR，其中GDTR用於表示GDT在記憶體中的段地址和段限（就是表的大小），因此GDTR是一個48位的暫存器，其中32位表示段地址，16位表示段限（最大64K，每個描述符8位元組，故最多有64K/8=8K個描述符）。LDTR用於表示LDT在記憶體中的位置，但是因為LDT本身也是一種數據段，它必須有一個描述符，且該描述符必須放在GDT中，因此LDTR使用了與DS、ES、CS等相同的機制，其中只存放一個“選擇子”，通過查GDT表獲得LDT的真正記憶體地址。對了，還有中斷要考慮，在80x86系列中為中斷服務提供中斷/陷阱描述符，這些描述符構成中斷描述符表（IDT），並引入一個48位的全地址暫存器存放IDT的記憶體地址。理論上IDT表同樣可以有8K項，可是因為80x86隻支持256箇中斷，因此IDT實際上最大只能有256項（2K大小）。
問題總結
基本問題
前面介紹了保護模式的基本問題，也是核心問題，解決了上面的問題，程式就可以在保護模式下運行了。
但眾所周知80286以後在保護模式下實現了對多任務的硬體支持。我的第一反應是：為什麼不在實模式下支持多任務，是不能還是不願？
思考之後，我的答案是：實模式下能實現多任務。
因為多任務的關鍵是有了描述符，可以給出關於數據段的額外描述，如許可權等，進而在這些附加信息的基礎上進行相應的控制，而實模式下缺乏描述符，但假設我們規定各段的前2個位元組或若干位元組用於描述段的附加屬性，我覺得和使用描述符這樣的機制沒有本質區別，如果再附加其他機制...基於上述考慮，我更傾向於認為任務是獨立於保護模式之外的功能。
下面我們來分析一下任務。任務的實質是什麼呢？很簡單，就是程式嘛！！
所謂任務的切換其實就是程式的切換！！
現在問題明朗了。實模式下程式一個接一個運行，因此程式運行的“環境”不必保存；保護模式下可能一個程式在運行過程中被暫停，轉而執行下一個程式，我們要做什麼？很容易想到保存程式運行的環境就行了（想想遊戲程式的保存進度功能），比如各暫存器的值等。
顯然這些“環境”數據構成了一類新的數據段（即TSS）。延用前面的思路，
給這類數據段設定描述符（TSS描述符），將該類描述符放在GDT中（不能放在LDT中，因為80x86不允許：）），最後再加一個TR暫存器用於查表。TR是一個起“選擇子”作用的暫存器，16位。
好了，任務切換的基本工作就是將原任務的“環境”存入TSS數據段，更新TR暫存器，系統將自動查GDT表獲得並裝載新任務的“環境”，然後轉到新任務執行。
附加要求
為什麼叫附加要求，因為現在任務還不能很好地工作。前面說過，任務實質上是程式，不同的程式是由不同的用戶寫的，所有這些程式完全可能使用相同的地址空間，而任務的切換過程一般不會包括記憶體數據的刷新，不是不可能，而是如果那樣做太浪費了。因此必須引入分頁機制才可能有效地完成對多任務的支持。
分頁的實質就是實現程式內地址到物理地址的映射，這也是一個“地址轉換”機制，同樣可以使用前面的方案（即類似GDT的做法）：首先建立頁表這樣一種數據段，在80x86中使用二級頁表方案，增設一個CR3暫存器用於存放一級頁表（又稱為頁目錄）在記憶體中的地址，CR3共32位，其低12位總是為零，高20位指示頁目錄的記憶體地址，因此頁目錄總是按頁對齊的。CR3作為任務“環境”的一部分在任務切換時被存入TSS數據段中。
當然還得有相應的缺頁中斷機制及其相關暫存器CR2（頁故障線性地址暫存器）。
保護模式下增加了什麼？
1、暫存器 GDR LDR IDR TR CR3
2、數據段 描述符表(GDT LDT) 任務數據段(TSS) 頁表(頁目錄 二級頁表)
3、機制 許可權檢測(利用選擇子/描述符/頁表項的屬性位)
線性地址到物理地址的映射
常用名詞
前面內容中出現過的不再解釋。
1、RPL 選擇子當中的許可權位確定的許可權
2、CPL 特指CS中的選擇子當中的許可權位確定的許可權
3、EPL EPL=Max(RPL,CPL),即RPL和CPL中數值較大的，或說許可權等級較小的
4、DPL 描述符中的許可權位確定的許可權
5、PL 泛指以上4種特權級
6、任務特權 =CPL
7、I/O特權 由EFLAGS暫存器的位13、14確定的許可權
8、一致代碼段 一種特殊的代碼段，它在CPL>=DPL時允許訪問
正常的代碼段在CPL=DPL RPL<=DPL時才允許訪問
