x86 汇编/16 位、32 位和 64 位

在使用 x86 汇编时，重要的是要考虑 16 位、32 位和 64 位架构之间的差异。本页将讨论不同位宽架构之间的一些基本差异。

寄存器

16 位

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

在 DOS 和 32 位 Windows 上，您可以从 DOS shell 运行一个非常方便的程序，称为“debug.exe”，这对于学习 8086 非常有用。如果您使用的是 DOSBox 或 FreeDOS，则可以使用“debug.exe” 如 FreeDOS 提供的那样。

AX、BX、CX、DX

这些通用寄存器也可以作为 8 位寄存器寻址。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的偏移量。默认情况下，SI 是从 DS 数据段偏移，DI 是从 ES 附加段偏移，但这两个或其中之一都可以被覆盖。

SP

这是堆栈指针，偏移通常来自堆栈段 SS。数据被推送到堆栈以进行临时存储，并在再次需要时从堆栈弹出。

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送到堆栈，并且在子例程开始时 BP 被设置为 SP 的值。然后可以使用 BP 从堆栈中找到参数，无论在此期间使用了多少堆栈。

CS、DS、SS、ES

段指针。这些分别是当前代码段、数据段、堆栈段和附加段的内存偏移量。

IP

指令指针。从代码段 CS 偏移，它指向当前正在执行的指令。

FLAGS (F)

一些单比特标志，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，寄存器也被扩展到 32 位。32 位寄存器的名称只是在 16 位名称前加上一个“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 位寄存器的名称相同，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，这可能会发生，即使只有 4 GiB 或更少的 RAM）。

R8–15

这些是 64 位的新增寄存器。它们被计数，就像上面的寄存器是第零到第七个寄存器，包括在内，而不是第一个到第八个。

R8–R15 可以作为 8 位、16 位或 32 位寄存器访问。以 R8 为例，对应于这些位宽的名称分别是 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，RSP 的低字节可以使用 SPL 访问。没有办法直接访问这些寄存器的第 8-15 位，就像 AH 允许 AX 一样。

128 位、256 位和 512 位 (SSE/AVX)

64 位 x86 包括 SSE2（对 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 也有 AVX，这是进一步的扩展，将这些寄存器延长到 256 位。有些还具有 AVX-512，它将它们延长到 512 位，并添加了 16 个寄存器。

XMM0~7

SSE2 及更新版本。

XMM8~15

SSE3 及更新版本和 AMD（但不是 Intel）SSE2。

YMM0~15

AVX。每个 YMM 寄存器都包含相应的 XMM 寄存器作为其下半部分。

ZMM0~15

AVX-512F。每个 ZMM 寄存器都包含相应的 YMM 寄存器作为其下半部分。

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不可寻址。

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，实际上允许存储 [0 - (2¹⁶ - 1)] 范围内的值（或更简单地说：它可以寻址最多 65536 个不同的字节，或 64 kibibytes） - 但地址总线（到内存控制器的连接，它接收地址，然后加载来自给定地址的内容，并将数据通过数据总线返回到 CPU）是 20 位大小，实际上允许寻址最多 1 兆字节的内存。这意味着所有寄存器本身都不足以利用地址总线的全部宽度，留下 4 位未使用，将可用地址的数量缩减了 16 倍（1024 KiB / 64 KiB = 16）。

问题在于：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（附加段）和 SS（堆栈段）。要从 20 位地址转换，首先要将它除以 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，它意味着 SS 是段，SP 是偏移量。

这也适用于相反的方式。如果一个人是，而不是从，创建 20 位地址，它将通过取段寄存器的 16 位值并将其放在地址总线上，但向左移动 4 次（因此实际上将寄存器乘以 16），然后通过将另一个寄存器的偏移量保持不变地添加到总线上的值，从而创建完整的 20 位地址。

示例

如果 CS = 258C 且 IP = 0012₁₆，则 CS:IP 将指向一个等于“CS × 16 + IP”的 20 位地址，即

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

20 位地址被称为绝对地址（或线性地址），而段：偏移表示法（CS:IP）被称为分段地址。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 位处理器上使用保护模式编程时，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——在这种“扁平寻址”模式下，通常只使用线性/逻辑地址，尽管为了向后兼容，仍然支持段:偏移架构。

需要注意的是，物理地址和分段地址之间没有一一对应关系；对于任何物理地址，都有多个可能的分段地址。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。

但是，使用适当的映射方案可以避免此问题：这种映射将线性变换应用于物理地址，为每个物理地址创建唯一的分段地址。要反转转换，只需反转映射 [f(x)]。

例如，如果段部分等于物理地址除以 10₁₆，而偏移部分等于余数，那么只会生成一个分段地址。（任何偏移都不会大于 0F₁₆。）物理地址 B8000 映射到 (B8000 / 10₁₆)：(B8000 mod 10₁₆) 或 B800:0。这种分段表示法有一个特殊的名字：这种地址被称为“规范地址”。

CS:IP（代码段：指令指针）表示下一条要执行的指令将从中获取的物理内存的 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 使用它来压入/弹出值）。

保护模式 (80286+)

尽管这看起来很丑陋，但它实际上是迈向后来芯片中使用的保护寻址方案的一步。80286 具有保护模式的操作，其中所有 24 个地址线都可用，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 的使用方法如下：

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，以及标志来指定块是否可写、是否当前驻留在内存中以及其他信息。假设指向的内存块实际从 24 位地址 164400₁₆ 开始，那么引用的实际地址为 164400₁₆ + 2400₁₆ = 166800₁₆。如果选择器还包含关于块长度为 2400₁₆ 字节的信息，则引用将指向该块后面的字节，这将导致异常：操作系统不应允许程序读取它不拥有的内存。如果块被标记为只读，则代码段内存应该是这样，以防止程序覆盖自身，尝试写入该地址同样会导致异常。

随着 CS 和 IP 在 386 中扩展到 32 位，这种方案变得不再必要；选择器指向物理地址 00000000₁₆，32 位寄存器可以寻址高达 4 GiB 的内存。然而，选择器仍然被用来保护内存免受恶意程序的侵害。例如，如果 Windows 中的一个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“通用保护故障”消息将其关闭。

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，也不会意外地在数据部分执行堆栈操作。

A20 门传奇

如前所述，8086 处理器有 20 条地址线（从 A0 到 A19），因此它可寻址的总内存为 1 MiB（或 2 的 20 次方）。但由于它只有 16 位寄存器，他们想出了段:偏移方案，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 的内存。

但这种分段方案也带来了副作用。使用这种方案，你的代码不仅可以引用整个 1 MiB，实际上可以引用更多。让我们看看如何实现…

让我们记住如何从段:偏移表示法转换为线性 20 位表示法。

转换

段:偏移 = 段 × 16 + 偏移。

现在要查看可以寻址的最大内存量，让我们将段和偏移都填充到其最大值，然后将其值转换为 20 位绝对物理地址。

因此，段的最大值为 FFFF₁₆，偏移的最大值为 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 为十六进制，等于 1 MiB，FFF0 等于 64 KiB 减去 16 字节。

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

注意“引用”这个词的使用，而不是“访问”。程序可以引用这么多内存，但它是否可以访问，取决于实际存在的地址线数量。因此，对于 8086 来说，这绝对不可能，因为当程序引用 1 MiB 以上的内存时，放在地址线上的地址实际上超过了 20 位，导致地址发生环绕。

例如，如果代码引用 1 MiB，它将发生环绕，指向内存中的位置 0，类似地，1 MiB + 1 将发生环绕，指向地址 1（或 0000:0001）。

当时有一些超级时髦的程序员利用了代码中的这个特性，即地址发生环绕，使得他们的代码更快，而且字节更少。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 边界相邻的 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，简单的数学，如果你在段:偏移表示法中使段保持不变，那么由于偏移是一个 16 位值，因此你可以遍历 64 KiB（或 2 的 16 次方）的内存区域。现在，如果你让你的段寄存器指向 1 MiB 标记下方的 32 KiB，你可以向上访问 32 KiB，以接触 1 MiB 边界，然后进一步访问 32 KiB，最终将环绕到最底部的 32 KiB。

这些超级时髦的程序员忽视了一个事实，那就是会创建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？”，这些程序员可能也是这样想的。）1982 年，在 8086 发布仅仅两年后，英特尔发布了具有 24 条地址线的 80286 处理器。尽管从理论上来说，它向后兼容旧的 8086 程序，因为它也支持实模式，但许多 8086 程序无法正常运行，因为它们依赖于越界地址环绕到较低的内存段。为了兼容性，IBM 工程师将 A20 地址线（8086 具有 A0 - A19 线）路由到键盘控制器，并提供了一种机制来启用/禁用 A20 兼容模式。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 将被市场宣传为与 8086 完全兼容（8086 还没有上市很久），升级后的客户会很愤怒，如果 80286 不完全兼容，以至于为 8086 设计的代码在 80286 上运行时速度会更快。