x86 彙編/16 位、32 位和 64 位

在使用 x86 彙編時，重要的是要考慮 16 位、32 位和 64 位架構之間的差異。本頁將討論不同位寬架構之間的一些基本差異。

暫存器

16 位

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

在 DOS 和 32 位 Windows 上，您可以從 DOS shell 執行一個非常方便的程式，稱為“debug.exe”，這對於學習 8086 非常有用。如果您使用的是 DOSBox 或 FreeDOS，則可以使用“debug.exe” 如 FreeDOS 提供的那樣。

AX、BX、CX、DX

這些通用暫存器也可以作為 8 位暫存器定址。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的偏移量。預設情況下，SI 是從 DS 資料段偏移，DI 是從 ES 附加段偏移，但這兩個或其中之一都可以被覆蓋。

SP

這是堆疊指標，偏移通常來自堆疊段 SS。資料被推送到堆疊以進行臨時儲存，並在再次需要時從堆疊彈出。

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送到堆疊，並且在子例程開始時 BP 被設定為 SP 的值。然後可以使用 BP 從堆疊中找到引數，無論在此期間使用了多少堆疊。

CS、DS、SS、ES

段指標。這些分別是當前程式碼段、資料段、堆疊段和附加段的記憶體偏移量。

IP

指令指標。從程式碼段 CS 偏移，它指向當前正在執行的指令。

FLAGS (F)

一些單位元標誌，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，暫存器也被擴充套件到 32 位。32 位暫存器的名稱只是在 16 位名稱前加上一個“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 位暫存器的名稱相同，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，這可能會發生，即使只有 4 GiB 或更少的 RAM）。

R8–15

這些是 64 位的新增暫存器。它們被計數，就像上面的暫存器是第零到第七個暫存器，包括在內，而不是第一個到第八個。

R8–R15 可以作為 8 位、16 位或 32 位暫存器訪問。以 R8 為例，對應於這些位寬的名稱分別是 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，RSP 的低位元組可以使用 SPL 訪問。沒有辦法直接訪問這些暫存器的第 8-15 位，就像 AH 允許 AX 一樣。

128 位、256 位和 512 位 (SSE/AVX)

64 位 x86 包括 SSE2（對 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 也有 AVX，這是進一步的擴充套件，將這些暫存器延長到 256 位。有些還具有 AVX-512，它將它們延長到 512 位，並添加了 16 個暫存器。

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。每個 YMM 暫存器都包含相應的 XMM 暫存器作為其下半部分。

ZMM0~15

AVX-512F。每個 ZMM 暫存器都包含相應的 YMM 暫存器作為其下半部分。

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不可定址。

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，實際上允許儲存 [0 - (2¹⁶ - 1)] 範圍內的值（或更簡單地說：它可以定址最多 65536 個不同的位元組，或 64 kibibytes） - 但地址匯流排（到記憶體控制器的連線，它接收地址，然後載入來自給定地址的內容，並將資料透過資料匯流排返回到 CPU）是 20 位大小，實際上允許定址最多 1 兆位元組的記憶體。這意味著所有暫存器本身都不足以利用地址匯流排的全部寬度，留下 4 位未使用，將可用地址的數量縮減了 16 倍（1024 KiB / 64 KiB = 16）。

問題在於：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（附加段）和 SS（堆疊段）。要從 20 位地址轉換，首先要將它除以 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，它意味著 SS 是段，SP 是偏移量。

這也適用於相反的方式。如果一個人是，而不是從，建立 20 位地址，它將透過取段暫存器的 16 位值並將其放在地址總線上，但向左移動 4 次（因此實際上將暫存器乘以 16），然後透過將另一個暫存器的偏移量保持不變地新增到總線上的值，從而建立完整的 20 位地址。

示例

如果 CS = 258C 且 IP = 0012₁₆，則 CS:IP 將指向一個等於“CS × 16 + IP”的 20 位地址，即

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

20 位地址被稱為絕對地址（或線性地址），而段：偏移表示法（CS:IP）被稱為分段地址。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 位處理器上使用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——在這種“扁平定址”模式下，通常只使用線性/邏輯地址，儘管為了向後相容，仍然支援段:偏移架構。

需要注意的是，物理地址和分段地址之間沒有一一對應關係；對於任何物理地址，都有多個可能的分段地址。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。

但是，使用適當的對映方案可以避免此問題：這種對映將線性變換應用於物理地址，為每個物理地址建立唯一的分段地址。要反轉轉換，只需反轉對映 [f(x)]。

例如，如果段部分等於物理地址除以 10₁₆，而偏移部分等於餘數，那麼只會生成一個分段地址。（任何偏移都不會大於 0F₁₆。）物理地址 B8000 對映到 (B8000 / 10₁₆)：(B8000 mod 10₁₆) 或 B800:0。這種分段表示法有一個特殊的名字：這種地址被稱為“規範地址”。

CS:IP（程式碼段：指令指標）表示下一條要執行的指令將從中獲取的物理記憶體的 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 使用它來壓入/彈出值）。

保護模式 (80286+)

儘管這看起來很醜陋，但它實際上是邁向後來晶片中使用的保護定址方案的一步。80286 具有保護模式的操作，其中所有 24 個地址線都可用，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 的使用方法如下：

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，以及標誌來指定塊是否可寫、是否當前駐留在記憶體中以及其他資訊。假設指向的記憶體塊實際從 24 位地址 164400₁₆ 開始，那麼引用的實際地址為 164400₁₆ + 2400₁₆ = 166800₁₆。如果選擇器還包含關於塊長度為 2400₁₆ 位元組的資訊，則引用將指向該塊後面的位元組，這將導致異常：作業系統不應允許程式讀取它不擁有的記憶體。如果塊被標記為只讀，則程式碼段記憶體應該是這樣，以防止程式覆蓋自身，嘗試寫入該地址同樣會導致異常。

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；選擇器指向物理地址 00000000₁₆，32 位暫存器可以定址高達 4 GiB 的記憶體。然而，選擇器仍然被用來保護記憶體免受惡意程式的侵害。例如，如果 Windows 中的一個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“通用保護故障”訊息將其關閉。

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，也不會意外地在資料部分執行堆疊操作。

A20 門傳奇

如前所述，8086 處理器有 20 條地址線（從 A0 到 A19），因此它可定址的總記憶體為 1 MiB（或 2 的 20 次方）。但由於它只有 16 位暫存器，他們想出了段:偏移方案，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 的記憶體。

但這種分段方案也帶來了副作用。使用這種方案，你的程式碼不僅可以引用整個 1 MiB，實際上可以引用更多。讓我們看看如何實現…

讓我們記住如何從段:偏移表示法轉換為線性 20 位表示法。

轉換

段:偏移 = 段 × 16 + 偏移。

現在要檢視可以定址的最大記憶體量，讓我們將段和偏移都填充到其最大值，然後將其值轉換為 20 位絕對物理地址。

因此，段的最大值為 FFFF₁₆，偏移的最大值為 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 為十六進位制，等於 1 MiB，FFF0 等於 64 KiB 減去 16 位元組。

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

注意“引用”這個詞的使用，而不是“訪問”。程式可以引用這麼多記憶體，但它是否可以訪問，取決於實際存在的地址線數量。因此，對於 8086 來說，這絕對不可能，因為當程式引用 1 MiB 以上的記憶體時，放在地址線上的地址實際上超過了 20 位，導致地址發生環繞。

例如，如果程式碼引用 1 MiB，它將發生環繞，指向記憶體中的位置 0，類似地，1 MiB + 1 將發生環繞，指向地址 1（或 0000:0001）。

當時有一些超級時髦的程式設計師利用了程式碼中的這個特性，即地址發生環繞，使得他們的程式碼更快，而且位元組更少。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 邊界相鄰的 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，簡單的數學，如果你在段:偏移表示法中使段保持不變，那麼由於偏移是一個 16 位值，因此你可以遍歷 64 KiB（或 2 的 16 次方）的記憶體區域。現在，如果你讓你的段暫存器指向 1 MiB 標記下方的 32 KiB，你可以向上訪問 32 KiB，以接觸 1 MiB 邊界，然後進一步訪問 32 KiB，最終將環繞到最底部的 32 KiB。

這些超級時髦的程式設計師忽視了一個事實，那就是會建立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是這樣想的。）1982 年，在 8086 釋出僅僅兩年後，英特爾釋出了具有 24 條地址線的 80286 處理器。儘管從理論上來說，它向後相容舊的 8086 程式，因為它也支援真實模式，但許多 8086 程式無法正常執行，因為它們依賴於越界地址環繞到較低的記憶體段。為了相容性，IBM 工程師將 A20 地址線（8086 具有 A0 - A19 線）路由到鍵盤控制器，並提供了一種機制來啟用/停用 A20 相容模式。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 將被市場宣傳為與 8086 完全相容（8086 還沒有上市很久），升級後的客戶會很憤怒，如果 80286 不完全相容，以至於為 8086 設計的程式碼在 80286 上執行時速度會更快。