Intel386
TM
SX微处理器
地址机制和哪些程序使用亲
tected寻址模式对每个任务的基础
通过使用分页一兆AD-的
虚拟模式任务装扮空间可以被映射
在4 GB的线性地址空间的任何地方
英特尔386 SX微处理器像真正的模式
超过一兆字节的虚拟地址模式
会导致异常13但是这些限制将
系统蒸发散不应该被证明是重要的，因为
在虚拟8086模式下运行大多数任务会简单
在现有的8086应用程序
分页虚拟模式
分页硬件允许同时运行
多个虚拟模式任务，并提供保护
灰与操作系统隔离尽管它是
不严格地需要有寻呼硬件
启用运行虚拟模式的任务是需要
为了运行多个虚拟模式的任务或重定位
泄漏的虚拟模式的任务的地址空间中，以
物理地址空间大于一兆字节
寻呼硬件允许的20位线性AD-
通过虚拟模式程序产生的礼服是
分为多达256页的每个人
网页可以在最大范围内位于任何地方
在英特尔386的16兆字节的物理地址空间
SX微处理器另外由于CR3 （页面
目录基址寄存器）是由任务切换装
每个虚拟模式任务可以使用不同的映射
计划页面映射到不同的物理位置
最后寻呼硬件允许共享
之间的多个8086操作系统代码
8086应用程序
保护和I O许可位图
所有的虚拟模式，在程序权限级别执行
3这样的虚拟模式程序受所有
在保护模式中定义的保护检查
这比真正的模式，隐含不同的是
在特权级0 。因此，试图执行
运行在虚拟模式下特权指令
导致异常故障13
以下是特权指令，可
只有在特权级0试图执行
执行在虚拟8086模式下，这些指令（或
随时随地CPL
t
0 ），导致异常故障13
LIDT
LGDT
LMSW
CLTS
HLT
MOV REG DRN
MOV TRN章
MOV CR n的寄存器
MOV章DRN
MOV寄存器TRN
MOV寄存器CR n的
操作系统责任
当操作系统进入或退出寻呼
模式（通过在CR0寄存器设置或重置位31
之三）短JMP必须执行刷新在 -
tel386 SX微处理器的预取队列中这
确保AD-后的所有指令执行
着装模式改变将产生正确的地址
英特尔386 SX微处理器需要的护理
网页地址的转换过程中减轻bur-
从操作系统的需求分页书房
系统中的操作系统是负责设定
婷了初始页表和处理任何页面
故障的操作系统也被要求inval-
IDATE （即冲）的TLB当任何变化
到任何页表的条目作出的操作
系统必须重新加载CR3引起TLB的是
FL ushed
设置表是装的根本问题
CR3与页面目录的地址和
对页目录和分配空间
页表的操作数的负主要责任
阿婷系统是实现交换的政策，
处理所有的页错误
操作系统的最后一个值得关注的是，以确保
该TLB缓存中的信息相匹配
分页表具体地说任何时间操作
系统设置P （现任）位页表项
零的TLB必须重装CR3被刷新
操作系统可能想利用
事实CR3被存储为一个TSS的部分，得到
每一项工作任务，它自己的一套页面或一组
表
4虚拟环境8086
英特尔386 SX微处理器可都是空
8086应用程序在真实模式化
而在虚拟8086方式下的虚拟8086
模式使8086应用程序的执行
同时仍然允许系统设计者能够充分
利用英特尔386 SX CPU的保护
机制
8086虚拟寻址机制
其中的英特尔386 SX之间的主要差异
CPU和实时保护模式是怎样的段
选择器被解释当处理器EX-
ecuting在虚拟8086方式下段寄存器
被用在服装相同实模式的
段寄存器的内容左移4
位和加到偏移以形成段
线性基地址
英特尔386 SX微处理器使operat-
荷兰国际集团的系统来指定哪些程序使用了8086
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