x86 汇编/16、32 和 64 位

使用 x86 汇编时，必须考虑 16 位、32 位和 64 位体系结构之间的差异。此页面将介绍不同位宽的体系结构之间的一些基本差异。

寄存器

16 位

8086 及所有后续 x86 处理器上的寄存器如下：AX、BX、CX、DX、SP、BP、SI、DI、CS、DS、SS、ES、IP 和 FLAGS。这些都是 16 位宽。

在 DOS 和 32 位 Windows 中，您可以从 DOS shell 运行一个非常实用的程序，名为“debug.exe”，它非常适合学习 8086。如果您使用的是 DOSBox 或 FreeDOS，可以使用“debug.exe”FreeDOS 提供的。

AX、BX、CX、DX

这些通用寄存器也可以被视为 8 位寄存器。因此 AX = AH（高 8 位）和 AL（低 8 位）。

SI、DI

这些寄存器通常用作数据空间中的偏移量。默认情况下，SI 相对于 DS 数据段偏移，DI 相对于 ES 扩展段偏移，但这两个偏移都可以被覆盖。

SP

这是堆栈指针，通常相对于堆栈段 SS 偏移。数据被推入堆栈以进行临时存储，并在需要时从堆栈弹出。

BP

堆栈帧，通常被视为堆栈段 SS 的偏移量。子例程的参数通常在调用子例程时被推入堆栈，并在子例程开始时将 BP 设置为 SP 的值。然后可以使用 BP 在堆栈上查找参数，无论在此期间堆栈使用了多少。

CS、DS、SS、ES

段指针。这些分别是当前代码段、数据段、堆栈段和扩展段在内存中的偏移量。

IP

指令指针。从代码段 CS 偏移，指向当前正在执行的指令。

FLAGS (F)

许多单比特标志，指示（或有时设置）处理器的当前状态。

32 位

随着芯片开始支持 32 位数据总线，寄存器也扩展到 32 位。32 位寄存器的名称就是在 16 位名称前加一个“E”。

EAX、EBX、ECX、EDX、ESP、EBP、ESI、EDI

这些是上面显示的寄存器的 32 位版本。

EIP

IP 的 32 位版本。在 32 位系统上始终使用它而不是 IP。

EFLAGS

16 位 FLAGS 寄存器的扩展版本。

64 位

64 位寄存器的名称与 32 位寄存器相同，只是以“R”开头。

RAX、RBX、RCX、RDX、RSP、RBP、RSI、RDI

这些是上面显示的寄存器的 64 位版本。

RIP

这是完整的 64 位指令指针，应该使用它而不是 EIP（如果地址空间大于 4 GiB，则 EIP 将不准确，即使只有 4 GiB 或更少的 RAM 也是如此）。

R8–15

这些是 64 位的新增寄存器。它们被计数为上面的寄存器是 0 到 7 号寄存器（包含），而不是 1 到 8 号。

R8–R15 可以被访问为 8 位、16 位或 32 位寄存器。以 R8 为例，对应于这些宽度的名称分别是 R8B、R8W 和 R8D。64 位版本的 x86 还允许直接访问 RSP、RBP、RSI、RDI 的低字节。例如，可以使用 SPL 访问 RSP 的低字节。无法直接访问这些寄存器的第 8–15 位，就像 AH 允许访问 AX 一样。

128 位、256 位和 512 位 (SSE/AVX)

64 位 x86 包括 SSE2（32 位 x86 的扩展），它为特定指令提供 128 位寄存器。自 2011 年以来制造的大多数 CPU 也具有 AVX，这是一个进一步的扩展，它将这些寄存器的长度扩展到 256 位。一些 CPU 还具有 AVX-512，它将它们的长度扩展到 512 位并添加了 16 个额外的寄存器。

XMM0~7

SSE2 及更新版本。

XMM8~15

SSE3 及更新版本以及 AMD（而非 Intel）SSE2。

YMM0~15

AVX。每个 YMM 寄存器都包含其下半部分的相应 XMM 寄存器。

ZMM0~15

AVX-512F。每个 ZMM 寄存器都包含其下半部分的相应 YMM 寄存器。

ZMM16~31

AVX-512F。512 位寄存器，除非实现了 AVX-512VL，否则在较窄的模式下无法寻址。

XMM16~31

AVX-512VL。每个都是相应 ZMM 寄存器的下四分之一。

YMM16~31

AVX-512VL。每个都是相应 ZMM 寄存器的下半部分。

寻址内存

8086 和 80186

最初的 8086 只有 16 位大小的寄存器，实际上可以存储一个范围在 [0 - (2¹⁶ - 1)] 之内的值（或更简单地说：它最多可以寻址 65536 个不同的字节，或 64 kibibytes） - 但地址总线（连接到内存控制器，它接收地址，然后从给定地址加载内容，并将数据通过数据总线返回到 CPU）是 20 位大小，实际上可以寻址高达 1 mebibyte 的内存。这意味着所有寄存器本身都不足以利用地址总线的整个宽度，留下了 4 位未用，将可用地址的数量缩小了 16 倍（1024 KiB / 64 KiB = 16）。

问题是：如何通过 16 位寄存器引用 20 位地址空间？为了解决这个问题，英特尔的工程师提出了段寄存器 CS（代码段）、DS（数据段）、ES（扩展段）和 SS（堆栈段）。要从 20 位地址转换，首先将其除以 16，并将商放在段寄存器中，并将余数放在偏移寄存器中。这表示为 CS:IP（这意味着，CS 是段，IP 是偏移量）。同样，当写入地址 SS:SP 时，意味着 SS 是段，SP 是偏移量。

这也适用于反向操作。如果一个人要创建 20 位地址，而不是从 20 位地址转换，则可以将段寄存器的 16 位值放在地址总线上，但将其左移 4 次（因此实际上将寄存器乘以 16），然后将另一个寄存器的未修改的偏移量添加到总线上的值，从而创建一个完整的 20 位地址。

示例

如果 CS = 258C，IP = 0012₁₆，那么 CS:IP 将指向一个 20 位地址，相当于“CS × 16 + IP”，即

258C × 10₁₆ + 0012₁₆ = 258C0 + 0012₁₆ = 258D2（记住：16 十进制 = 10₁₆）。

20 位地址称为绝对（或线性）地址，Segment:Offset 表示法（CS:IP）称为分段地址。这种分离是必要的，因为寄存器本身无法保存需要超过 16 位编码的值。在 32 位或 64 位处理器上以保护模式编程时，寄存器足够大，可以完全填充地址总线，从而消除了分段地址 - 只有线性/逻辑地址通常在这种“平面寻址”模式中使用，尽管为了向后兼容，仍然支持Segment:Offset 体系结构。

需要注意的是，物理地址与分段地址之间不存在一一映射关系；对于任何物理地址，都可能存在多个分段地址。例如：考虑分段表示 B000:8000 和 B200:6000。经过计算，它们都映射到物理地址 B8000。

B000:8000 = B000 × 10₁₆ + 8000₁₆ = B0000 + 8000₁₆ = B8000，以及

B200:6000 = B200 × 10₁₆ + 6000₁₆ = B2000 + 6000₁₆ = B8000。

然而，使用合适的映射方案可以避免这个问题：这样的映射对物理地址进行线性变换，为每个物理地址创建唯一的分段地址。为了反向转换，映射 [f(x)] 只要简单地反转即可。

例如，如果段部分等于物理地址除以 10₁₆，偏移量等于余数，则只生成一个分段地址。(没有偏移量会大于 0F₁₆。) 物理地址 B8000 映射到 (B8000 / 10₁₆):(B8000 mod 10₁₆) 或 B800:0。这种分段表示有一个特殊的名称：这样的地址被称为“规范化地址”。

CS:IP (代码段：指令指针) 表示从哪里获取下一条要执行的指令的物理内存的 20 位地址。类似地，SS:SP (堆栈段：堆栈指针) 指向一个 20 位绝对地址，该地址将被视为堆栈顶端 (8086 使用此地址进行压栈/出栈操作)。

保护模式 (80286+)

虽然这看起来很丑陋，但实际上它是在朝着以后芯片中使用的保护地址方案迈出的一步。80286 具有保护模式，在该模式下，其所有 24 条地址线都可用，允许寻址高达 16 MiB 的内存。在保护模式下，CS、DS、ES 和 SS 寄存器不是段，而是选择器，指向一个表，该表提供有关程序当前正在使用的物理内存块的信息。在这种模式下，指针值 CS:IP = 0010:2400 的使用方式如下

CS 值 0010₁₆ 是选择器表中的一个偏移量，指向特定的选择器。该选择器将具有一个 24 位值来指示内存块的起始位置，一个 16 位值来指示块的长度，以及标志来指定该块是否可写、是否当前存在于内存中，以及其他信息。假设指向的内存块实际上从 24 位地址 164400₁₆ 开始，那么实际引用的地址就是 164400₁₆ + 2400₁₆ = 166800₁₆。如果选择器还包含该块长度为 2400₁₆ 字节的信息，则该引用将指向该块后面的字节，这将导致异常：操作系统不应该允许程序读取它不拥有的内存。如果块被标记为只读，那么代码段内存应该这样，以防止程序覆盖自身，尝试写入该地址也将同样导致异常。

随着 CS 和 IP 在 386 中扩展到 32 位，这种方案变得不再必要；使用指向物理地址 00000000₁₆ 的选择器，一个 32 位寄存器可以寻址高达 4 GiB 的内存。然而，选择器仍然用于保护内存免受恶意程序的侵害。例如，如果 Windows 中的程序试图读取或写入它不拥有的内存，它将违反选择器设置的规则，触发异常，Windows 将显示“通用保护错误”消息并将其关闭。

32 位寻址

32 位地址可以覆盖高达 4 GiB 的内存。这意味着我们不需要在 32 位处理器中使用偏移地址。相反，我们使用所谓的“扁平寻址”方案，其中寄存器中的地址直接指向物理内存位置。段寄存器用于定义不同的段，这样程序就不会尝试执行堆栈部分，也不会意外地尝试在数据部分执行堆栈操作。

A20 门事件

如前所述，8086 处理器有 20 条地址线 (从 A0 到 A19)，因此它可以寻址的总内存为 1 MiB (或 2 的 20 次方)。但由于它只有 16 位寄存器，所以他们想出了段:偏移量方案，否则使用单个 16 位寄存器，他们不可能访问超过 64 KiB (或 2 的 16 次方) 的内存。因此，这使得程序可以访问整个 1 MiB 内存。

但这种分段方案也带来了一种副作用。使用这种方案，你的代码不仅可以引用整个 1 MiB，实际上还可以引用比这稍多一些。让我们看看如何……

让我们记住如何从段:偏移量表示转换为线性 20 位表示。

转换

段:偏移量 = 段 × 16 + 偏移量。

现在，为了查看可以寻址的最大内存量，让我们将段和偏移量都填充到它们的最大值，然后将该值转换为其 20 位绝对物理地址。

所以，段的最大值为 FFFF₁₆，偏移量的最大值为 FFFF₁₆。

现在，让我们将 FFFF:FFFF 转换为其 20 位线性地址，记住 16₁₀ 在十六进制中表示为 10。

所以我们得到，FFFF:FFFF -> FFFF × 10₁₆ + FFFF = FFFF0 (1 MiB - 16 字节) + FFFF (64 KiB) = FFFFF + FFF0 = 1 MiB + FFF0 字节。

• 注意：FFFFF 是十六进制，等于 1 MiB，FFF0 等于 64 KiB 减去 16 字节。

故事的寓意：从实模式来看，程序实际上可以引用 (1 MiB + 64 KiB - 16) 字节的内存。

请注意这里使用的是“引用”一词，而不是“访问”。程序可以引用这么多的内存，但它是否能够访问，取决于实际存在的地址线的数量。所以对于 8086 来说，这绝对是不可能的，因为当程序引用超过 1 MiB 的内存时，放在地址线上的地址实际上超过了 20 位，这会导致地址绕回。

例如，如果代码引用 1 MiB，它将绕回并指向内存位置 0，类似地 1 MiB + 1 将绕回至地址 1 (或 0000:0001)。

现在，在那个时候有一些非常棒的程序员，他们在代码中利用了这种特性，即地址会绕回，使他们的代码速度更快，而且代码更短。使用这种技术，他们可以访问 32 KiB 的顶部内存区域 (即与 1 MiB 边界相接的 32 KiB) 和 32 KiB 的底部内存区域，而无需重新加载段寄存器！

你看到了简单的数学原理，如果在段:偏移量表示中，你使段保持不变，由于偏移量是一个 16 位的值，因此你可以在 64 KiB (或 2 的 16 次方) 的内存区域内随意移动。现在，如果你让你的段寄存器指向 1 MiB 标记以下的 32 KiB，你可以访问向上延伸至 1 MiB 边界的 32 KiB，然后访问再向上的 32 KiB，最终会绕回到最底部的 32 KiB。

现在，这些非常棒的程序员忽视了一个事实，那就是将会制造出具有更多地址线的处理器。(注意：比尔·盖茨被认为说过“谁会需要超过 640 KB 的内存？”，这些程序员可能也持有类似的想法。) 1982 年，仅仅在 8086 推出两年后，英特尔发布了具有 24 条地址线的 80286 处理器。虽然从理论上来说，它与传统的 8086 程序向后兼容，因为它也支持实模式，但许多 8086 程序不能正常工作，因为它们依赖于越界地址绕回到较低的内存段。因此，为了兼容性，IBM 工程师将 A20 地址线 (8086 具有 A0 - A19 线) 通过键盘控制器进行路由，并提供了一种机制来启用/禁用 A20 兼容模式。现在如果你想知道为什么是键盘控制器，答案是它有一个未使用的引脚。由于 80286 将被宣传为与 8086 完全兼容 (甚至还没有推出很久)，所以如果 80286 不能实现完全的 bug-for-bug 兼容性，升级后的客户将非常生气，这样为 8086 设计的代码在 80286 上也能正常运行，只是速度更快。