計算機組成

3 指令系統體系結構

3.2 x86體系結構

X86是商業上最為成功，影響力最大的一種體系結構。但從技術的角度看，它又存在著很多的問題，那我們就來一起分析X86這種體系結構的特點。

要探討x86體系結構，我們就得從8086開始說起。8086是英特爾在1978年推出的一款16位的微處理器。

它內部的通用寄存器為16位，對外有16根數據線和20根地址線，因此可以訪問的存儲單元數量為2的20次方，也就是1MByte。而cpu發到存儲器的地址，我們稱為物理地址，8086的物理地址采用了段加偏移的方式，關於這一點我們在後面進行解釋。8086作為微處理器，在一個芯片上集成了原先由多個部件組成的CPU的功能，因此可以以低廉的價格，很小的體積和功耗，提供相對不錯的性能，這也為個人計算機的發展奠定了基礎。

1981年IBM就推出了自己的個人計算機pc5150。它采用了8086的簡化版本8088，這是一款八位寬的微處理器，此後個人計算機的市場迅速增長，反過來也推動了x86微處理器的發展。

1982年英特爾推出了80286，由於應用程序對內存空間的需求越來越大，286將地址總線擴展到了24位，可以尋址16兆的內存空間，而且更多的任務也要求更高效的管理模式，286引入了保護模式，雖然這個機制還不完善，但是一個非常重要的進步。為了兼容8086，286仍然保留了8086的工作模式，這就被稱實模式，而兼容為之前處理器開發的軟件成為x86能夠成功的關鍵因素之一。

實模式又稱為實地址模式。運行在實模式下的x86處理器就像是一個更快的8086，而且現在所有x86處理器在加電或復位後首先進入實模式。在實模式中會運行系統初始化程序，為後面進入保護模式做好準備。現在的個人計算機在啟動之後，cpu首先會通過主板上的芯片組，從BIOS芯片中取出指令進行執行，這段程序就是運行在實模式下的。

那即使286將地址總線擴大到了24位，很快也無法滿足應用程序的需求，所以英特爾在1985年將x86體系結構升級到32位，並將之命名為IA32，IA是Intel Architecture的縮寫。

386是x86系列中的第一款32位微處理器，它的內部真正支持了32位的算術和邏輯運算，並提供了32位的通用寄存器，地址總線也擴展到了32位，這樣就可以尋址到\(2^{32}\)，也就是 4GByte 的內存空間。386還在286的基礎上改進了保護模式，此外還增加了虛擬8086模式，以運行兼容8086的程序。

在386之後，x86的微處理器的主要工作模式就是保護模式。保護模式為多任務的執行提供了很好的支持和保護，同時可以訪問4G字節的物理存儲空間，這相比之前是一個很大的進步，可以在相當長的時間內滿足軟件的需求。而且從386開始還引入了虛存的概念，可以對存儲空間進行更好的管理。簡單說來保護模式，可以讓操作系統加強對應用軟件的控制，使得系統運行更加安全高效。

現在在系統啟動後，會首先進入實模式，在初始化完成後，通過設置cpu中的控制寄存器，進入保護模式，操作系統和應用程序都運行在保護模式下。如果需要運行兼容8086的程序，可以從保護模式下切換到虛擬8086模式。在這種情況下，如果發生中斷或異常，是會回到保護模式處理，處理完成後，再返回虛擬8086模式。不管在哪種模式下，經過復位以後都會重新從實模式開始啟動。

32位的x86，也就是IA32體系結構，維持了很長時間，並逐漸占據了市場的主導地位，但是隨著應用對內存空間的需求越來越大，32位的體系結構已經難以滿足要求。在x86向64位升級的過程中，x86-64的體系結構是最先由AMD提出來的。而英特爾當時正專註於另一種64位的體系結構，稱為IA64，但它與IA32是不兼容的。

這就是第一款64位的x86微處理器，AMD的皓龍。它可以訪問高於4G字節的存儲器，從而解決內存空間受限的問題，其實x86擴展到64位實在說不上是一個亮點。因為在當時已經有很多體系結構都已經升級到了64位，但是由於x86一直堅持著向前兼容的設計原則，聚集了大量的應用程序，形成了很好的生態環境，因此AMD的x86-64的更重要的一點是，它能夠兼容32位的x86程序，而且運行這些程序不會降低性能。與此對應的是英特爾提出的IA64體系結構，這是基於這個結構的安騰處理器，它與IA32體系結構並不兼容，只是提供了一種模式，可以運行32位的x86程序，但是會大大降低性能，這就成為了安騰不受歡迎的重要原因之一。中間曲線圖是英特爾對安騰銷售的預期，這條藍色的線是97年的預測，第二條線是98年的預測，第三條線是99年的預測，實際的銷售情況是這條橙色的線所表示的，所以最後英特爾也回過頭來才用AMD的擴展方案。

這就是x86-64，x86-64支持原有的32位的x86的運行模式，並將之命名為傳統模式。新增的模式稱為長模式。長模式又分為兩個子模式，64位模式和兼容模式。在兼容模式下，原有的x86程序不需要重新編譯，就可以高效的運行，這也是x86-64得以成功的關鍵。

x86體系結構從16位演變到64位，其中有很多的變化，我們來看兩個重要的方面。第一是寄存器模型的變化。

這是8086所使用的寄存器。我們分別來看它各自的功能。

在通用計算機中，前四個又稱為數據寄存器，它們都是16位寄存器，但也可以當做兩個八位寄存器使用。大多數算術運算和邏輯運算都會使用到這些數據寄存器，用於臨時保存數據，而且它們除了作為通用的用途之外，還有一些專門的用途。

接下來的四個寄存器，又被稱為指針寄存器和變址寄存器。SP和BP這兩個寄存器用於堆棧操作，SI和DI這兩個寄存器用於串操作。這是它們名稱的含義，之後在介紹相關的指令時，會講解它們的具體用途。當然這些寄存器也可以當做普通的數據寄存器使用。

我們再來看標誌寄存器，標誌寄存器當中包含的若幹標誌位，標誌位分為兩大類。

狀態標誌用於反映cpu的工作狀態。比如說執行完加法運算後，如果產生進位，就會將標誌寄存器當中體現進位的狀態位置為有效。

而控制標誌則是對cpu的運行起特定的控制作用。例如，如果讓cpu采用單步的方式，而不是連續執行指令的方式運行，則需將標誌寄存器當中的某個控制標誌置為有效。

這是8086的標誌位，實際只使用了其中九個比特。紅色這些是狀態標誌，例如比特0就是進位標誌。另外三個紫色是控制標誌。這些標誌位我們也會結合著指令進行講解。

從8086到IA32，寄存器模型也由16位擴展到了32位。通用寄存器都在原有的基礎上增加了高16位，擴展成了32位。例如，原來的AX擴展成32位以後，新的名稱為EAX。程序中使用EAX寄存器就是一個32位寄存器，但仍然可以使用AX訪問16位，也可以使用AH或者AL訪問其中的特定的八位。再來看指令指針寄存器也從16位擴展到32位，標誌寄存器也是同樣。但是段寄存器的長度沒有擴展，而是增加了兩個16位的段寄存器。

我們再來看x86-64對寄存器模型的擴展。x86-64將大多數寄存器擴展成了64位，例如EAX擴展了高32位以後成為了RAX，和之前一樣，不但可以使用64位的RAX寄存器，同時也可以使用EAX、AX等等。需要註意的是，段寄存器仍然沒有擴展。此外，x86-64還增加了八個64位的通用寄存器，命名為R8到R15。

然後我們來看x86體系結構演變過程中的另一個要點，就是存儲器的尋址。

8086依靠指令指針寄存器，也就是IP寄存器進行尋址。IP寄存器中保存了一個內存地址，指向當前需要取出的指令。當cpu從內存中取出一個指令後，IP寄存器會自動增加指向下一個指令的地址。程序員不能直接操作IP寄存器，但是可以通過編寫轉移等指令來改變IP寄存器的內容。我們知道8086是16位的，我們使用IP寄存器可以訪問到的內存空間就是2的16次方，也就是64k個字節單元。但其實8086對外有20位的地址線，尋址範圍是1兆的字節單元。那如何解決這個矛盾呢？

8086中提供了段寄存器來解決這個問題。8086一共提供了四個段寄存器：CS是代碼段寄存器，DS是數據段寄存器，ES是附加段，SS是堆棧段。

現在我們就來看8086的物理地址是如何生成的？我們在編寫程序時直接給出的地址稱為偏移地址，又叫偏移量，這是16位的。而段寄存器中存放了段基址，這一對地址就被稱為邏輯地址。其中段基址在計算時首先被左移四位，然後和偏移量相加，這樣就得到了一個20位的物理地址，這也就是從邏輯地址生成物理地址的過程。二進制的左移四位，實際相當於十進制的乘以16，所以物理地址相當於段基址乘以16，再加上偏移量。這就是8086段加偏移的物理地址生成方式。

用這樣的方式，8086對存儲器進行分段式的管理，每個段最大為2的16次方，也就是64k個字節，他們在編程時使用邏輯地址，這樣的好處在於，如果我們將程序在存儲器當中變換位置，那程序中原來編寫的偏移地址都不需要改動，只需要修改段寄存器的內容就可以了。而且還要說明，不同的邏輯段實際上是可以有重疊的。這也為高效的利用存儲器的空間提供了便利。

我們來看一個實例。如果我們寫一條指令 MOV AX, [3000H]，但實際上在段加偏移的模式下，操作數是默認存放在DS也就是數據段寄存器所指向的段中，讓我們假設事先已經在DS段寄存器當中存入了2000H。那麽實際的物理地址應該采用段寄存器乘以16，加上偏移量的方式得到最終我們所用的物理地址是23000H。

我們來看左邊這個存儲器的片段，假設代碼段在這裏，其中有一條指令就是我們現在所用的MOV指令。第一個字節是操作碼，後兩個字節就是指令中指定的偏移地址。那cpu在取回這條指令後，發現要從存儲器中取得一個數據，因此cpu會取出DS寄存器的內容，並將其左移四位後，與指令編碼中的偏移量相加，從而得到了23000這個地址，然後用這個地址去訪問存儲器。因為我們的目標寄存器AX是16位的，所以從存儲器中取出兩個字節，並依照著高地址放在高字節，低地址放在低字節的原則，存放到AX當中。這就完成了這條指令的執行。這樣段加偏移的方式實際上是非常復雜的，這是在內部的運算器和通用寄存器只有16位的情況下，又想訪問超過16位的地址空間所想出的一個折中的辦法，算是在簡陋的條件下用了一個巧妙的方法，從而提供了較好的性能。但是如果不僅限於微處理器，計算機中是早就采用了32位的地址空間的。

比如60年代的大型計算機 IBM S/360，在其比較早的型號中就使用了32位的通用寄存器，cpu對外發出32位的地址。

我們再來看IA32體系結構的存儲器尋址。我們以指令的尋址為例，原先16位的IP寄存器已經擴展為了32位的EIP寄存器。當然在實模式下面還是使用 CS:IP 這樣的邏輯地址。而在保護模式下，因為ERP寄存器的尋址能力已經達到了 \(2^{32}\)，也就是4G個字節單元，這和CPU對外的地址總線的寬度是一致的，也就是說EIP寄存器完全有能力訪問到外部存儲器的每一個字節單元，但在保護模式下，IA32仍然采用了與之前形式上一致的尋址模式 CS:EIP 這樣的邏輯地址的組合，但是在這種模式下，段寄存器 CS 的含義已經發生了變化。

實際在保護模式下，段基值是放在內存中的。這是一個存儲器的片段，這些數據以八個字節為一個單位，我們稱為一個描述符。我們來看其中一個描述符，字節2、3、4、7，一共四個字節，保存了一個基地址。而cpu中，CS段寄存器不再保存段基址，而是指向這個描述符的地址，但是我剛才說過CS只有16位，它無法在4G空間中尋址，所以CPU當中還增加了一個寄存器，叫 GDTR。而 GDTR 中則保存了這個全局描述符表的起始地址，CS 段寄存器中則保存了相對於這個起始地址的偏移量，所以我們可以這麽理解，cpu在取指令時，先將 GDTR 中保存的地址取出，並於CS寄存器當中的內容相加，得到一個內存地址，用這個地址去訪問存儲器，獲得了這個描述符對應的八個字節，再將其中的基地址部分提取出來，與EIP寄存器中保存的偏移地址相加，就得到了真正要訪問的地址。當然在這個描述中還描述了這個段有多長，也就是段界限；以及對這個段的內容是否能讀寫，也就是權限；還有一些其它的信息。CPU通過這些信息可以由硬件來判斷，當前要執行的這條指令是否符合這個段的要求，從而起到了保護的作用。我們可以看到分段的方式變得越來越復雜，雖然它提供了很好的保護機制，但是代價也是不小的。而且在分段的基礎上，還可以采用分頁等機制，進行更細粒度的管理，所以在有些系統上就對分段進行了簡化的處理，讓所有的程序都運行在一個段上，也就是不改變段寄存器的內容，而在x86-64上得到了進一步的簡化。

圖中一個x86-64當中對應的描述符，我們可以看到，很多的字節都被固定設置為零。也就是說，這時候已經沒有了段基址和段界限，所有的代碼段都是從地址0開始的。在描述符中只設置了這個段對應的權限和若幹的控制位。

這些就是x86體系結構演變過程中的一些要點。現在我們已經了解了x86體系結構的基本特點，之後，我們將通過分析x86的具體指令，來進一步學習這種體系結構。

3.2 x86體系結構