在開啟保護模式之後（步驟見Linux使用bochs模擬啟動保護模式），CPU的運行分為3個方面：內存管理、任務管理、中斷管理。
1，內存管理，
一般是分頁管理。
單純的分段管理比較死板，在多進程系統裡處理起進程的動態創建和退出時不夠靈活，而且任務切換的代價太高：需要切換任務寄存器TR，以及由此導致一系列任務上下文的切換。
單純的分段內存+多任務方式，趙炯老師的書裡有個簡單的例子，固定寫好的2個任務，根據系統時鐘進行切換。從0換到1，從1換到0，與我在Linux的fork()系統調用這篇文章裡演示的例子差不多。
趙老師的代碼是內核態彙編代碼，需要一定的「計算機組成原理與彙編語言」基礎，有興趣的可以看一下。
Linux裡使用的是分頁管理，一個內存頁的大小是4096位元組（4k），而且進程的task_struct或者thread_info與內核棧是在一組連續的頁上的（且以4k * N對齊，N為這組頁的個數），見之前介紹內核current宏的文章：Linux內核獲取當前進程結構的current宏。
經典的32位分頁模式，是由頁目錄和頁表組成的二級數據結構管理，頁目錄的物理地址放在cr3寄存器裡，所以cr3也叫頁目錄基地址寄存器。
一個虛擬地址vaddr轉換到物理地址paddr時，它的最高10位用來在頁目錄中查詢頁表，中間10位用來在頁表中查詢具體的頁，最低12位是頁內的偏移量。
unsigned long vaddr;
unsigned long* pgtable = (unsigned long*)pgdir[ vaddr >> 22 ];
unsigned long page = pgtable[ (vaddr >> 12) & 0x3ff ];
unsigned long paddr = (page &~0xfff) + (vaddr & 0xfff);
無符號整數的右移>>是邏輯右移，高位添0，所以vaddr >> 22取最高10位時省略了& 0x3ff。當然，為了避免編譯器出漏子，也可以添上。
因為CPU使用頁表項的低12位記錄各種權限標誌，所以在計算物理地址時低12位要清零。在寫時複製copy-on-write時，要在對應的頁表項裡添加低12的權限標誌。
在打開分頁之後，頁目錄、頁表裡填寫的是物理地址，代碼裡使用的是虛擬地址，CPU的內存管理單元MMU依據cr3寄存器負責地址轉換。
如果是外部設備，它很大可能沒有MMU，所以DMA傳輸時還是需要物理地址。
Linux把內核空間放在3G-4G，所以物理地址在內核態時與虛擬地址有個3G的偏移量。在用戶態時，則要根據進程的頁表進行映射，這個是寫時複製，如果不寫則與父進程共享。
x64的內存管理，等我研究明白了英特爾那4卷天書再補充（捂臉
這個圖來自英特爾的4卷天書，可以看出線性地址到物理地址的轉換過程。
2，段描述符，
段描述符的結構如下，它可以是全局描述符表GDT或者局部描述符表LDT裡的一項，可以有多個，每項8個字節。
GDT：global descriptor table.
LDT：local descriptor table.
一般情況下，LDT表裡的段描述符要有代碼段、數據段、堆棧段。
GDT表裡除了代碼段、數據段、堆棧段之外，還要有LDT描述符、任務狀態段描述符，等等。
段描述符的結構都是大同小異的，分為3部分：基地址base、段限長limit、各種屬性欄位。
base是32位，limit是20位，都是分在了兩個4位元組整數裡，並不連續。
權限標誌都在第2個4位元組：
1）第23位，G，表示內存粒度的大小，置1表示4k，置0表示1位元組，所以20位的limit欄位可以表示2^20 * 4k = 2^20 * 2^12 = 2^32 = 4G內存空間。
段限長，表示段內的可以允許的最大索引號，是2^20 - 1，反正把第1個4位元組的低16位設置為0xff，第2個4位元組的16-19位設置為0xf，就行了。
2）13-14位，DPL，表示描述符的權限優先級，即所謂的ring0-ring3，內核段的這兩位都是0，用戶段的這兩位都是1（0b11 = 3），Linux不使用中間的ring1和ring2。
3）22位，D/B，默認操作數大小，在保護模式是32位，置1。
就算是64位代碼，默認操作數的大小也是32位。除了特別的指令之外，一般指令都是添加0x48前綴表示64位，添加0x66前綴表示16位。
4）15位，P，存在位，表示這個欄位正在內存裡，它是1時圖中的大多數項才有意義。
5）12位，S，表示是系統描述符（S = 0，任務、中斷等），還是代碼或者數據段描述符（S = 1）。
趙老師書裡的例子（第145頁），
代碼段的描述符是.quard 0x00 c0，9a 00，00 00，07 ff；
數據段的描述符是.quard 0x00 c0，92 00，00 00，07 ff。
前8位全是0，對應base的最高8位。
然後是c，即12，0b1100，對應23-20位，可以看出G為1（4k分頁），D/B為1（32位），L為0（不開啟64位模式），AVL 用戶可用欄位為0（OS暫時不使用它）。
然後是limit的高4位，也是0，即第2個8位是0xc0。
接下來的4位是9，0b1001，P為1（在內存裡），DPL為0（ring0），S為1（最後一位為1，表示是代碼或者數據段）。
最後8位是0x7ff，表示段的大小是2k個4k，即8M內存。0x7ff + 1=0x800=2048=2k。
6）8-11位，type欄位，在代碼段或者數據段裡，涉及到擴展方向、讀寫執行權限，見下圖。
數據段需要讀寫，所以第9位是1，8-11位組合一起是0x2。
代碼段需要執行，8-11位對應數字10，即0xa。
所以代碼段和數據段的8-16位，分別為0x9a和0x92。
3，任務管理，
任務相關的段描述符，屬於系統描述符，主要是任務狀態段TSS，它包含了任務的上下文信息，見下圖。
一堆寄存器，其中堆棧相關的SS和ESP分了3組，分別對應ring0 - ring2，在用戶態ring3不使用這個數據結構。
Linux的任務切換是軟切換，TSS結構只需要開始加載一次，之後整個系統內核和用戶進程都是當作一個任務來運行的（在CPU看來）。所以前段時間，Linus把英特爾懟了，說他們設計的機制太複雜，軟體開發人員不願意用:(
趙老師書裡的例子，兩個任務的描述符分別是：
.word 0x68，tss0，0xe900，0x00；
.word 0x68，tss1，0xe900，0x00。
其中的tss0和tss1分別是兩個任務的TSS的地址，這幾個字節描述的就是上圖的TSS。
因為使用了.word而不是.quard，所以與前面的代碼段和數據段的排列是反著的。
0x68 = 104，即任務狀態段TSS的段限長limit，tss0是第一個任務的TSS地址，這個數據結構是寫在head.s裡的，偏移量不會超過16位，因為head.s的代碼很短。
0xe9，0xe = 0b1110對應P DPL S欄位，S=0表示是系統段，P=1表示在內存裡，DPL=3表示是ring3權限，即運行的代碼是用戶態的。
0x9，對應下圖的32-bit TSS，即這個描述符的類型。
最高的16位元組全0，說明tss0的地址最高位是0，內存粒度是按1位元組表示的，即0x68的長度限制是104位元組。
開啟分頁之後，系統要模擬從中斷中返回，把權限從ring0降到ring3，進入0號進程idle。
只要把中斷返回的地址設置為C語言寫的main()函數，之後就不需要用彙編了。