x86 彙編/16、32 和 64 位

使用 x86 彙編時，必須考慮 16 位、32 位和 64 位體系結構之間的差異。此頁面將介紹不同位寬的體系結構之間的一些基本差異。

暫存器

16 位

8086 及所有後續 x86 處理器上的暫存器如下：AX、BX、CX、DX、SP、BP、SI、DI、CS、DS、SS、ES、IP 和 FLAGS。這些都是 16 位寬。

在 DOS 和 32 位 Windows 中，您可以從 DOS shell 執行一個非常實用的程式，名為“debug.exe”，它非常適合學習 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

這些通用暫存器也可以被視為 8 位暫存器。因此 AX = AH（高 8 位）和 AL（低 8 位）。

SI、DI

這些暫存器通常用作資料空間中的偏移量。預設情況下，SI 相對於 DS 資料段偏移，DI 相對於 ES 擴充套件段偏移，但這兩個偏移都可以被覆蓋。

SP

這是堆疊指標，通常相對於堆疊段 SS 偏移。資料被推入堆疊以進行臨時儲存，並在需要時從堆疊彈出。

BP

堆疊幀，通常被視為堆疊段 SS 的偏移量。子例程的引數通常在呼叫子例程時被推入堆疊，並在子例程開始時將 BP 設定為 SP 的值。然後可以使用 BP 在堆疊上查詢引數，無論在此期間堆疊使用了多少。

CS、DS、SS、ES

段指標。這些分別是當前程式碼段、資料段、堆疊段和擴充套件段在記憶體中的偏移量。

IP

指令指標。從程式碼段 CS 偏移，指向當前正在執行的指令。

FLAGS (F)

許多單位元標誌，指示（或有時設定）處理器的當前狀態。

32 位

隨著晶片開始支援 32 位資料匯流排，暫存器也擴充套件到 32 位。32 位暫存器的名稱就是在 16 位名稱前加一個“E”。

EAX、EBX、ECX、EDX、ESP、EBP、ESI、EDI

這些是上面顯示的暫存器的 32 位版本。

EIP

IP 的 32 位版本。在 32 位系統上始終使用它而不是 IP。

EFLAGS

16 位 FLAGS 暫存器的擴充套件版本。

64 位

64 位暫存器的名稱與 32 位暫存器相同，只是以“R”開頭。

RAX、RBX、RCX、RDX、RSP、RBP、RSI、RDI

這些是上面顯示的暫存器的 64 位版本。

RIP

這是完整的 64 位指令指標，應該使用它而不是 EIP（如果地址空間大於 4 GiB，則 EIP 將不準確，即使只有 4 GiB 或更少的 RAM 也是如此）。

R8–15

這些是 64 位的新增暫存器。它們被計數為上面的暫存器是 0 到 7 號暫存器（包含），而不是 1 到 8 號。

R8–R15 可以被訪問為 8 位、16 位或 32 位暫存器。以 R8 為例，對應於這些寬度的名稱分別是 R8B、R8W 和 R8D。64 位版本的 x86 還允許直接訪問 RSP、RBP、RSI、RDI 的低位元組。例如，可以使用 SPL 訪問 RSP 的低位元組。無法直接訪問這些暫存器的第 8–15 位，就像 AH 允許訪問 AX 一樣。

128 位、256 位和 512 位 (SSE/AVX)

64 位 x86 包括 SSE2（32 位 x86 的擴充套件），它為特定指令提供 128 位暫存器。自 2011 年以來製造的大多數 CPU 也具有 AVX，這是一個進一步的擴充套件，它將這些暫存器的長度擴充套件到 256 位。一些 CPU 還具有 AVX-512，它將它們的長度擴充套件到 512 位並添加了 16 個額外的暫存器。

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。每個 YMM 暫存器都包含其下半部分的相應 XMM 暫存器。

ZMM0~15

AVX-512F。每個 ZMM 暫存器都包含其下半部分的相應 YMM 暫存器。

ZMM16~31

AVX-512F。512 位暫存器，除非實現了 AVX-512VL，否則在較窄的模式下無法定址。

XMM16~31

AVX-512VL。每個都是相應 ZMM 暫存器的下四分之一。

YMM16~31

AVX-512VL。每個都是相應 ZMM 暫存器的下半部分。

定址記憶體

8086 和 80186

最初的 8086 只有 16 位大小的暫存器，實際上可以儲存一個範圍在 [0 - (2¹⁶ - 1)] 之內的值（或更簡單地說：它最多可以定址 65536 個不同的位元組，或 64 kibibytes） - 但地址匯流排（連線到記憶體控制器，它接收地址，然後從給定地址載入內容，並將資料透過資料匯流排返回到 CPU）是 20 位大小，實際上可以定址高達 1 mebibyte 的記憶體。這意味著所有暫存器本身都不足以利用地址匯流排的整個寬度，留下了 4 位未用，將可用地址的數量縮小了 16 倍（1024 KiB / 64 KiB = 16）。

問題是：如何透過 16 位暫存器引用 20 位地址空間？為了解決這個問題，英特爾的工程師提出了段暫存器 CS（程式碼段）、DS（資料段）、ES（擴充套件段）和 SS（堆疊段）。要從 20 位地址轉換，首先將其除以 16，並將商放在段暫存器中，並將餘數放在偏移暫存器中。這表示為 CS:IP（這意味著，CS 是段，IP 是偏移量）。同樣，當寫入地址 SS:SP 時，意味著 SS 是段，SP 是偏移量。

這也適用於反向操作。如果一個人要建立 20 位地址，而不是從 20 位地址轉換，則可以將段暫存器的 16 位值放在地址總線上，但將其左移 4 次（因此實際上將暫存器乘以 16），然後將另一個暫存器的未修改的偏移量新增到總線上的值，從而建立一個完整的 20 位地址。

示例

如果 CS = 258C，IP = 0012₁₆，那麼 CS:IP 將指向一個 20 位地址，相當於“CS × 16 + IP”，即

258C × 10₁₆ + 0012₁₆ = 258C0 + 0012₁₆ = 258D2（記住：16 十進位制 = 10₁₆）。

20 位地址稱為絕對（或線性）地址，Segment:Offset 表示法（CS:IP）稱為分段地址。這種分離是必要的，因為暫存器本身無法儲存需要超過 16 位編碼的值。在 32 位或 64 位處理器上以保護模式程式設計時，暫存器足夠大，可以完全填充地址匯流排，從而消除了分段地址 - 只有線性/邏輯地址通常在這種“平面定址”模式中使用，儘管為了向後相容，仍然支援Segment:Offset 體系結構。

需要注意的是，物理地址與分段地址之間不存在一一對映關係；對於任何物理地址，都可能存在多個分段地址。例如：考慮分段表示 B000:8000 和 B200:6000。經過計算，它們都對映到物理地址 B8000。

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

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

然而，使用合適的對映方案可以避免這個問題：這樣的對映對物理地址進行線性變換，為每個物理地址建立唯一的分段地址。為了反向轉換，對映 [f(x)] 只要簡單地反轉即可。

例如，如果段部分等於物理地址除以 10₁₆，偏移量等於餘數，則只生成一個分段地址。(沒有偏移量會大於 0F₁₆。) 物理地址 B8000 對映到 (B8000 / 10₁₆):(B8000 mod 10₁₆) 或 B800:0。這種分段表示有一個特殊的名稱：這樣的地址被稱為“規範化地址”。

CS:IP (程式碼段：指令指標) 表示從哪裡獲取下一條要執行的指令的物理記憶體的 20 位地址。類似地，SS:SP (堆疊段：堆疊指標) 指向一個 20 位絕對地址，該地址將被視為堆疊頂端 (8086 使用此地址進行壓棧/出棧操作)。

保護模式 (80286+)

雖然這看起來很醜陋，但實際上它是在朝著以後晶片中使用的保護地址方案邁出的一步。80286 具有保護模式，在該模式下，其所有 24 條地址線都可用，允許定址高達 16 MiB 的記憶體。在保護模式下，CS、DS、ES 和 SS 暫存器不是段，而是選擇器，指向一個表，該表提供有關程式當前正在使用的物理記憶體塊的資訊。在這種模式下，指標值 CS:IP = 0010:2400 的使用方式如下

CS 值 0010₁₆ 是選擇器表中的一個偏移量，指向特定的選擇器。該選擇器將具有一個 24 位值來指示記憶體塊的起始位置，一個 16 位值來指示塊的長度，以及標誌來指定該塊是否可寫、是否當前存在於記憶體中，以及其他資訊。假設指向的記憶體塊實際上從 24 位地址 164400₁₆ 開始，那麼實際引用的地址就是 164400₁₆ + 2400₁₆ = 166800₁₆。如果選擇器還包含該塊長度為 2400₁₆ 位元組的資訊，則該引用將指向該塊後面的位元組，這將導致異常：作業系統不應該允許程式讀取它不擁有的記憶體。如果塊被標記為只讀，那麼程式碼段記憶體應該這樣，以防止程式覆蓋自身，嘗試寫入該地址也將同樣導致異常。

隨著 CS 和 IP 在 386 中擴充套件到 32 位，這種方案變得不再必要；使用指向物理地址 00000000₁₆ 的選擇器，一個 32 位暫存器可以定址高達 4 GiB 的記憶體。然而，選擇器仍然用於保護記憶體免受惡意程式的侵害。例如，如果 Windows 中的程式試圖讀取或寫入它不擁有的記憶體，它將違反選擇器設定的規則，觸發異常，Windows 將顯示“通用保護錯誤”訊息並將其關閉。

32 位定址

32 位地址可以覆蓋高達 4 GiB 的記憶體。這意味著我們不需要在 32 位處理器中使用偏移地址。相反，我們使用所謂的“扁平定址”方案，其中暫存器中的地址直接指向物理記憶體位置。段暫存器用於定義不同的段，這樣程式就不會嘗試執行堆疊部分，也不會意外地嘗試在資料部分執行堆疊操作。

A20 門事件

如前所述，8086 處理器有 20 條地址線 (從 A0 到 A19)，因此它可以定址的總記憶體為 1 MiB (或 2 的 20 次方)。但由於它只有 16 位暫存器，所以他們想出了段:偏移量方案，否則使用單個 16 位暫存器，他們不可能訪問超過 64 KiB (或 2 的 16 次方) 的記憶體。因此，這使得程式可以訪問整個 1 MiB 記憶體。

但這種分段方案也帶來了一種副作用。使用這種方案，你的程式碼不僅可以引用整個 1 MiB，實際上還可以引用比這稍多一些。讓我們看看如何……

讓我們記住如何從段:偏移量表示轉換為線性 20 位表示。

轉換

段:偏移量 = 段 × 16 + 偏移量。

現在，為了檢視可以定址的最大記憶體量，讓我們將段和偏移量都填充到它們的最大值，然後將該值轉換為其 20 位絕對物理地址。

所以，段的最大值為 FFFF₁₆，偏移量的最大值為 FFFF₁₆。

現在，讓我們將 FFFF:FFFF 轉換為其 20 位線性地址，記住 16₁₀ 在十六進位制中表示為 10。

所以我們得到，FFFF:FFFF -> FFFF × 10₁₆ + FFFF = FFFF0 (1 MiB - 16 位元組) + FFFF (64 KiB) = FFFFF + FFF0 = 1 MiB + FFF0 位元組。

• 注意：FFFFF 是十六進位制，等於 1 MiB，FFF0 等於 64 KiB 減去 16 位元組。

故事的寓意：從真實模式來看，程式實際上可以引用 (1 MiB + 64 KiB - 16) 位元組的記憶體。

請注意這裡使用的是“引用”一詞，而不是“訪問”。程式可以引用這麼多的記憶體，但它是否能夠訪問，取決於實際存在的地址線的數量。所以對於 8086 來說，這絕對是不可能的，因為當程式引用超過 1 MiB 的記憶體時，放在地址線上的地址實際上超過了 20 位，這會導致地址繞回。

例如，如果程式碼引用 1 MiB，它將繞回並指向記憶體位置 0，類似地 1 MiB + 1 將繞回至地址 1 (或 0000:0001)。

現在，在那個時候有一些非常棒的程式設計師，他們在程式碼中利用了這種特性，即地址會繞回，使他們的程式碼速度更快，而且程式碼更短。使用這種技術，他們可以訪問 32 KiB 的頂部記憶體區域 (即與 1 MiB 邊界相接的 32 KiB) 和 32 KiB 的底部記憶體區域，而無需重新載入段暫存器！

你看到了簡單的數學原理，如果在段:偏移量表示中，你使段保持不變，由於偏移量是一個 16 位的值，因此你可以在 64 KiB (或 2 的 16 次方) 的記憶體區域內隨意移動。現在，如果你讓你的段暫存器指向 1 MiB 標記以下的 32 KiB，你可以訪問向上延伸至 1 MiB 邊界的 32 KiB，然後訪問再向上的 32 KiB，最終會繞回到最底部的 32 KiB。

現在，這些非常棒的程式設計師忽視了一個事實，那就是將會製造出具有更多地址線的處理器。(注意：比爾·蓋茨被認為說過“誰會需要超過 640 KB 的記憶體？”，這些程式設計師可能也持有類似的想法。) 1982 年，僅僅在 8086 推出兩年後，英特爾釋出了具有 24 條地址線的 80286 處理器。雖然從理論上來說，它與傳統的 8086 程式向後相容，因為它也支援真實模式，但許多 8086 程式不能正常工作，因為它們依賴於越界地址繞回到較低的記憶體段。因此，為了相容性，IBM 工程師將 A20 地址線 (8086 具有 A0 - A19 線) 透過鍵盤控制器進行路由，並提供了一種機制來啟用/停用 A20 相容模式。現在如果你想知道為什麼是鍵盤控制器，答案是它有一個未使用的引腳。由於 80286 將被宣傳為與 8086 完全相容 (甚至還沒有推出很久)，所以如果 80286 不能實現完全的 bug-for-bug 相容性，升級後的客戶將非常生氣，這樣為 8086 設計的程式碼在 80286 上也能正常執行，只是速度更快。