保護模式在實模式下初始化控制寄存器，如（GDTR，LDTR等）以及頁表，然後通過設置CR0寄存器使其中的保護模式使能位置位，進入保護模式，該模式下80386支持優先級機制，不同的程序運行在不同的特權級上，共0~3四個級別，操作系統在最高的特權級0上
不同模式下尋址方式：
物理地址：內存中的真實地址
實模式下
邏輯地址：段地址和偏移地址
邏輯地址=物理地址，因爲此時沒有分段或分頁機制（所謂的段地址是人爲看作一個段的首地址，而不是系統的機制）
實模式下每一個指針都指向實際的物理地址，可以輕易修改其中的內容，不安全
保護模式下
線性地址：線性地址空間中的一個地址
線性地址空間是80386處理器通過段機制控制下形成的地址空間，在操作系統的管理下，每個運行的用程序有相對獨立的一個或多個內存空間段，每個段有各自的起始地址和長度屬性，這樣使應用程序之間相互隔離，實現對地址空間的保護
邏輯地址（也稱虛擬地址）：16位段選擇子 + 32位段內偏移
int boo = 1;
int *foo = &boo;
boo是一個整型變量，foo變量是一個指向boo地址的整型指針變量，foo中存儲的內容就是boo的邏輯地址
系統採用段式管理機制來實現邏輯地址到線性地址的轉換
未啓動啓頁機制時，邏輯地址（通過段基址處理）生成線性地址=物理地址
在頁機制開啓後，邏輯地址（通過段機制處理）生成線性地址，隨後生（通過頁機制處理）成物理地址。
關於實模式和保護模式下的尋址：
因爲8086CPU地址總線爲20位而寄存器、數據總線只有16位，無法存儲和傳送20位的數據，纔不得不採取段地址左移4位的方式。
32位機的數據總線、寄存器、地址總線都是32位，可直接給出一個32位數就能找到對應的地址，因此不再需要段地址左移的用法，但是爲了向下兼容，保留了16位尋址模式，即實模式
保護模式下的尋址可以採取基址+偏移的方式，但不同的是，這裏的基址無需進行左移處理，所有的32位的通用寄存器都可以作爲基址寄存器（存儲basepointer），除ESP之外的通用寄存器都可以作爲變址寄存器（存儲indexpointer），變址寄存器允許乘以1/2/4/8作爲比例因子（indexscale），最後還允許加上一共8/32位的偏移量（immed32）
AT&T：immed32(basepointer, indexpointer, indexscale)
=imm32 + basepointer + indexpointer x indexscale
Intel： [basepointer + indexpointer x indexscale + imm32]
要注意，儘管通用寄存器、標誌寄存器都已經擴展到32位，但段寄存器依舊是16位的，可以理解爲爲了兼容8086PC機的段地址:偏移地址的尋址方式
在保護模式下使用段地址:偏移地址的尋址模式時（即使用分段機制），段寄存器中存放的不再是段基址了，而是存放了一個段選擇子，又稱段選擇符，一個選擇子對應一個長64-bit的描述符，其中有32bit是段基址，另32位存儲着段的長度、屬性等內容，由於內存中不止一個段，因此也需要多個段描述符，所以把段描述符集中存儲在一塊連續的存儲空間裏，排上序號，這就有了描述符表GDT，因此我們需要先找到描述符表的基地址，在32位CPU中，有一個48位的專用寄存器GDTR存儲着全局描述符表的基地址等信息，而段寄存器中選擇子的高13位存儲着相應描述符的序號，段寄存器的功能就是選擇描述符，所以也把段寄存器叫做段選擇器，在得到了段的基地址，加上了偏移地址以後（段地址無需左移），我們便得到了“中間地址”–線性地址，接着通過頁機制最終得到物理地址，當然，如果沒有頁機制，則線性地址就是物理地址了
參考博客：計算機地址與8086尋址方式以及32位處理器的尋址方式
80386CPU加電後的第一條指令問題
80386CPU將BIOS ROM編址在32位內存地址空間的最高端，即4GB地址的最後一個64KB內
解釋：如果和8086一樣，把BIOS編址在1MB內存地址空間的最高64KB中，因爲BIOS是隻讀的，則內存（這裏指RAM）就會被一塊ROM分隔成不連續的兩端，很不協調
加電之後，CPU進入實模式，將CS的值設置爲0xF000，CS的shadow register的Base值初始化爲0xFFFF0000，EIP寄存器初始化爲0x0000FFF0，所以第一條指令的物理地址爲0xFFFFFFF0
解釋：雖然說實模式下計算地址需要CS中的地址進行移位，但是Intel規定這種計算方式是在CS中的初始值被改變以後才使用，所以未改變之前是用Base+EIP的計算方式
解釋上面的解釋：上面提到的Base，是一個寄存器，而不是GDT中的base（這時候還沒有GDT），現代的CPU爲每個段寄存器增加了兩個寄存器：Base和Limit，它們的值不能通過指令讀寫，而是由CPU自動設置的
補充：在實模式下，Base寄存器的值等於CS的值左移4位，在保護模式下，根據段選擇子在GDT中找到對應段描述符，其中base部分的值會更新到對應段寄存器的Base寄存器中，然後進行基址+偏移地址的計算
總結：歸根結底，80386地址的計算方式都是Base+IP/EIP，只不過Base寄存器中的值在不同情況下來源不同，可以是初始狀態下的值，可以來自對CS值的移位，也可以來自GDT表
該地址上有一條長跳轉指令，該長跳轉指令會更新CS寄存器和它的shadow register，執行完後，表面CS沒有變化，但其shadow register已經被更新，其Base值爲0x000F0000，此時的物理地址爲0x000FE05B。此時的地址在1M以內了，且位於RAM 中，Intel設計了一種映射機制，將高地址的BIOS ROM映射到1MB以內的RAM空間，使其具有隻讀屬性，即1M空間裏最高的64KB的內容和4GB裏最高的64KB的內容相同
Intel 80386寄存器
通用寄存器：EAX/EBX/ECX/EDX/ESI/EDI/ESP/EBP，低16位就是8086的AX/BX/CX/DX/SI/DI/SP/BP
| 寄存器 | 含義 |
|---|---|
| EAX | 累加器 |
| EBX | 基址寄存器 |
| ECX | 計數器 |
| EDX | 數據寄存器 |
| ESI | 源地址指針寄存器 |
| EDI | 目的地址指針寄存器 |
| EBP | 基址指針寄存器 |
| ESP | 堆棧指針寄存器 |
段寄存器：除了8086的CS/DS/ES/SS，增加了FS/GS，都是16位的，用於不同屬性內存段的尋址
注：CS在實模式和保護模式下有着不同的含義
| 寄存器 | 含義 |
|---|---|
| CS | 代碼段（Code Segment） |
| DS | 數據段（Data Segment） |
| ES | 附加數據段（Extra Segment） |
| SS | 堆棧段（Stack Segment） |
| FS | 附加段 |
| GS | 附加段 |
指令指針寄存器：EIP的低16位就是8086的IP，存儲下一條要執行指令的內存地址，在分段地址轉換中，表示指令的段內偏移地址
標誌寄存器：EFALGS，比8086的16位標誌寄存器增加了4個控制位，共20個控制位
CF(Crray Flag)：進位標誌位
PF(Parity Flag)：奇偶標誌位
AF(Assistant Flag)：輔助進位標誌位
ZF(Zero Flag)：零標誌位
SF(Signal Flag)：符號標誌位
IF(Interrupt Flag)：中斷允許標誌位，由CLI,STI控制
DF(Direction)：向量標誌位，由CLD,STD控制
OF(Overfolw Flag)：溢出標誌位
IOP(I/0 Privilege Level)：I/O特權級字段，寬度2位，指定了I/O指令的特權級，如果當前特權級別在數值上小於或等於IOPL，則可執行，否則發生一個保護性故障中斷
NT(Nested Task)：控制中斷返回指令IRET，寬度爲1，若NT=0，則用堆棧中保存的值恢復EFALGS，CS，EIP。從而實現中斷返回，若NT=1，則通過任務切換實現中斷返回，在ucore中，設置NT爲0
還有一些應用程序無法訪問的控制寄存器，如CR0,CR2,CR3……