理解单片机系统—汇编语言
理解單片機系統(tǒng)
一、理解CPU的三種工作模式
從80386開始，CPU有三種工作方式：實模式（real-mode）、保護模式（protected-mode）和虛擬8086模式。只有在剛剛啟動的時候是實模式，等到操作系統(tǒng)運行起來以后就切換到保護模式。實模式只能訪問地址在1M以下的內(nèi)存稱為常規(guī)內(nèi)存，我們把地址在1M 以上的內(nèi)存稱為擴展內(nèi)存。在保護模式下，全部32條地址線有效，可尋址高達4G字節(jié)的物理地址空間; 擴充存儲器分段管理機制和存儲器分頁管理機制(可選的)不僅為存儲器共享和保護提供了硬件支持，而且為實現(xiàn)虛擬存儲器提供了硬件支持；支持多任務(wù)，能夠快速地進行任務(wù)切換(switch)和保護任務(wù)環(huán)境(context); 4個特權(quán)級和完善的特權(quán)檢查機制，既能實現(xiàn)資源共享又能保證代碼和數(shù)據(jù)的安全和保密及任務(wù)的隔離; 支持虛擬8086方式，便于執(zhí)行8086程序。
實模式（Real Mode）
它是?Intel公司80286及以后的x86(如80386，80486和80586等)處理器為了兼容以前的處理器（CPU）的一種操作模式。實模式被特殊定義為20位地址內(nèi)存可訪問空間上，這就意味著它的容量是2的20次冪（1M）的可訪問內(nèi)存空間（物理內(nèi)存和BIOS-ROM），軟件可通過這些地址直接訪問BIOS程序和外圍硬件。實模式下處理器沒有硬件級的內(nèi)存保護概念和多道任務(wù)的工作模式。但是為了向下兼容以前的處理器，所以80286及以后的x86系列處理器在開機啟動時仍然先工作在實模式下。80186和早期的處理器僅有一種操作模式，就是后來我們所定義的實模式。實模式雖然能訪問到1M的地址空間，但是由于BIOS的映射作用（即BIOS占用了部分空間地址資源），所以真正能使用的物理內(nèi)存空間（內(nèi)存條），也就是在640k到924k之間。1M?地址空間組成是由?16位的段地址和16位的段內(nèi)偏移地址組成的。用公式表示為：物理地址=左移4位的段地址+偏移地址。
80286處理器體系結(jié)構(gòu)引入了地址保護模式的概念，處理器能夠?qū)?nèi)存及一些其他外圍設(shè)備做硬件級的保護設(shè)置（保護設(shè)置實質(zhì)上就是屏蔽一些地址的訪問）。使用這些新的特性，然而必不可少一些額外的在80186及以前處理器沒有的操作規(guī)程。自從最初的x86微處理器規(guī)格以后，它對程序開發(fā)完全向下兼容，80286芯片被制作成啟動時繼承了以前版本芯片的特性。它工作在實模式下時暫時先關(guān)閉了新增的保護功能特性等，因此能使以往的軟件繼續(xù)工作在新的芯片下。直到今天，甚至最新的x86處理器都是在計算機加電啟動時都是工作在實模式下，它能運行為以前處理器芯片寫的程序。
DOS操作系統(tǒng)（例如?MS-DOS，DR-DOS）工作在實模式下，微軟Windows早期的版本（它本質(zhì)上是運行在DOS上的圖形用戶界面應(yīng)用程序，實際上本身并不是一個操作系統(tǒng)）也是運行在實模式下，直到Windows3.0，它運行期間既有實模式又有保護模式，所以說它是一種混合模式工作。它的保護模式運行有兩種不同意義(因為80286并沒有完全地實現(xiàn)80386及以后的保護模式功能)：
“標準保護模式”：這就是程序運行在保護模式下；
“虛擬保護模式”：它（實質(zhì)上還是實模式，是實模式上模擬的保護模式）也使用32位地址尋址方式。Windows3.1徹底刪除了對實模式的支持。在80286處理器芯片以后，Windows3.1成為主流操作系統(tǒng)（Windows/80286不是主流產(chǎn)品）。目前差不多所有的X86系列處理器操作系統(tǒng)（Linux，Windows95 and later，OS/2等）都是在啟動時進行處理器設(shè)置而進入保護模式的。
實模式工作機理：
- 對于8086/8088來說計算實際地址是用絕對地址對1M求模。8086的地址線的物理結(jié)構(gòu)：20根，也就是它可以物理尋址的內(nèi)存范圍為2^20個字節(jié)，即1 M空間，但由于8086/8088所使用的寄存器都是16位，能夠表示的地址范圍只有0-64K，這和1M地址空間來比較也太小了，所以為了在8086/8088下能夠訪問1M內(nèi)存，Intel采取了分段尋址的模式：16位段基地址：16位偏移EA，其絕對地址計算方法為：16位基地址左移4位+16位偏移=20位地址。比如：DS=1000H EA=FFFFH?那么絕對地址就為：10000H +0FFFFH = 1FFFFH?地址單元?。通過這種方法來實現(xiàn)使用16位寄存器訪問1M的地址空間，這種技術(shù)是處理器內(nèi)部實現(xiàn)的，通過上述分段技術(shù)模式，能夠表示的最大內(nèi)存為：?FFFFh: FFFFh=FFFF0h+FFFFh=10FFEFh=1M+64K-16Bytes（1M多余出來的部分被稱做高端內(nèi)存區(qū)HMA）。但8086/8088只有20位地址線，只能夠訪問1M地址范圍的數(shù)據(jù)，所以如果訪問100000h~10FFEFh之間的內(nèi)存（大于1M空間），則必須有第21根地址線來參與尋址（8086/8088沒有）。因此，當程序員給出超過1M（100000H-10FFEFH）的地址時，因為邏輯上正常，系統(tǒng)并不認為其訪問越界而產(chǎn)生異常，而是自動從0開始計算，也就是說系統(tǒng)計算實際地址的時候是按照對1M求模的方式進行的，這種技術(shù)被稱為wrap-around。
- ?對于80286或以上的CPU通過A20 GATE來控制A20地址線。技術(shù)發(fā)展到了?80286，雖然系統(tǒng)的地址總線由原來的20根發(fā)展為24根，這樣能夠訪問的內(nèi)存可以達到2^24=16M，但是Intel在設(shè)計80286時提出的目標是向下兼容，所以在實模式下系統(tǒng)所表現(xiàn)的行為應(yīng)該和8086/8088所表現(xiàn)的完全一樣，也就是說，當啟動運行在實模式下時，80386以及后續(xù)系列應(yīng)該和8086/8088完全兼容仍然使用A20地址線。所以說80286芯片存在一個BUG：它開設(shè)A20地址線時，在保護模式下，如果程序員訪問100000H-10FFEFH之間的內(nèi)存，系統(tǒng)將實際訪問這塊內(nèi)存（沒有wrap-around技術(shù)）；如果在實模式下，也可以訪問100000H-10FFEFH間的內(nèi)存，這時采用的是wrap-around技術(shù)，這時兩種模式下訪問同一個內(nèi)存區(qū)卻會得到不同的數(shù)據(jù)，因此說是一個bug。我們來看一副圖：
為了解決上述兼容性問題，IBM使用鍵盤控制器上剩余的一些輸出線來管理第21根地址線（從0開始數(shù)是第20根）?的有效性，被稱為A20 Gate： - 如果A20 Gate被打開，則當程序員給出100000H-10FFEFH之間的地址的時候，系統(tǒng)將真正訪問這塊內(nèi)存區(qū)域；
- 如果A20 Gate被禁止，則當程序員給出100000H-10FFEFH之間的地址的時候，系統(tǒng)仍然使用8086/8088的方式即取模方式（8086仿真）。絕大多數(shù)IBM PC兼容機默認的A20 Gate是被禁止的。現(xiàn)在許多新型PC上存在直接通過BIOS功能調(diào)用來控制A20 Gate的功能。
保護模式（Protected Mode）
在實模式下，在80286以及更高系列的PC中，即使A20 Gate被打開，在實模式下所能夠訪問的內(nèi)存最大也只能為10FFEFH，盡管它們的地址總線所能夠訪問的能力都大大超過這個限制。為了能夠訪問10FFEFH以上的內(nèi)存，則必須進入保護模式。
（286是Intel 80286的另一種叫法）?它又被稱作為虛擬地址保護模式。盡管在Intel 80286手冊中已經(jīng)提出了虛地址保護模式，但實際上它只是一個指引，真正的32位地址出現(xiàn)在Intel 80386上。保護模式本身是80286及以后兼容處理器序列之后產(chǎn)成的一種操作模式，它具有許多特性設(shè)計為提高系統(tǒng)的多道任務(wù)和系統(tǒng)的穩(wěn)定性。例如內(nèi)存的保護，分頁機制和硬件虛擬存儲的支持。現(xiàn)代多數(shù)的x86處理器操作系統(tǒng)都運行在保護模式下，包括Linux，Free BSD，和Windows3.0（它也運行在實模式下，為了和Windows 2.x應(yīng)用程序兼容）及以后的版本。
80286及以后的處理器另一種工作模式是實模式（僅當系統(tǒng)啟動的一瞬間），本著向下兼容的原則屏蔽保護模式特性，從而容許老的軟件能夠運行在新的芯片上。作為一個設(shè)計規(guī)范，所有的x86系列處理器，除嵌入式Intel80387之外，都是系統(tǒng)啟動工作在實模式下，確保遺留下的操作系統(tǒng)向下兼容。它們都必須被啟動程序（操作系統(tǒng)程序最初運行代碼）重新設(shè)置而相應(yīng)進入保護模式的，在這之前任何的保護模式特性都是無效的。在現(xiàn)代計算機中，這種匹配進入保護模式是操作系統(tǒng)啟動時最前沿的動作之一。
在被調(diào)停的多道任務(wù)程序中，它可以從新工作在實模式下是相當可能的。保護模式的特性是阻止被其他任務(wù)或系統(tǒng)內(nèi)核破壞已經(jīng)不健全的程序的運行，保護模式也有對硬件的支持，例如中斷運行程序，移動運行進程文檔到另一個進程和置空多任務(wù)的保護功能。
386及以后系列處理器不僅具有保護模式又具有32位寄存器，結(jié)果導(dǎo)致了處理功能的混亂，因為80286雖然支持保護模式，但是它的寄存器都是16位的，它是通過自身程序設(shè)定而模擬出的32位，并非32位寄存器處理。歸咎于這種混亂現(xiàn)象，它促使Windows/386?及以后的版本徹底拋棄80286的虛擬保護模式，以后保護模式的操作系統(tǒng)都是運行在80386以上，不再運行在80286（盡管80286模式支持保護模式），所以說80286是一個過渡芯片，它是一個過渡產(chǎn)品。
盡管?286和386處理器能夠?qū)崿F(xiàn)保護模式和兼容以前的版本，但是內(nèi)存的1M以上空間還是不易存取，由于內(nèi)存地址的回繞，IBM PC XT?（現(xiàn)以廢棄）設(shè)計一種模擬系統(tǒng)，它能過欺騙手段訪問到1M以上的地址空間，就是開通了A20地址線。在保護模式里，前32個中斷為處理器異常預(yù)留，例如，中斷0D（十進制13）常規(guī)保護故障和中斷00是除數(shù)為零異常。
如果要訪問更多的內(nèi)存，則必須進入保護模式，那么，在保護模式下，A20 Gate對于內(nèi)存訪問有什么影響呢？
為了搞清楚這一點，我們先來看一看A20的工作原理。A20，從它的名字就可以看出來，其實它就是對于A20（從0開始數(shù)）的特殊處理(也就是對第21根地址線的處理)。如果A20 Gate被禁止，對于80286來說，其地址為24根地址線，其地址表示為EFFFFF；對于80386極其隨后的32根地址線芯片來說，其地址表示為FFEFFFFF。這種表示的意思是：
- ?如果A20 Gate被禁止。則其第A20在CPU做地址訪問的時候是無效的，永遠只能被作為0。所以，在保護模式下，如果A20 Gate被禁止，則可以訪問的內(nèi)存只能是奇數(shù)1M段，即1M，3M，5M…，也就是00000-FFFFF，200000-2FFFFF，300000-3FFFFF…
- 如果A20 Gate被打開。則其第20-bit是有效的，其值既可以是0，又可以是1。那么就可以使A20線傳遞實際的地址信號。如果A20 Gate被打開，則可以訪問的內(nèi)存則是連續(xù)的。
實模式和保護模式的區(qū)別
從表面上看，保護模式和實模式并沒有太大的區(qū)別，二者都使用了內(nèi)存段、中斷和設(shè)備驅(qū)動來處理硬件，但二者有很多不同之處。我們知道，在實模式中，內(nèi)存被劃分成段，每個段的大小為?64KB?，而這樣的段地址可以用?16位來表示。內(nèi)存段的處理是通過和段寄存器相關(guān)聯(lián)的內(nèi)部機制來處理的，這些段寄存器（?CS?、?DS?、?SS?和ES?）的內(nèi)容形成了物理地址的一部分。具體來說，最終的物理地址是由?16?位的段地址和?16?位的段內(nèi)偏移地址組成的。用公式表示為：物理地址?=?左移?4?位的段地址?+?偏移地址。在保護模式下，段是通過一系列被稱之為?“?描述符表?”?的表所定義的。段寄存器存儲的是指向這些表的指針。用于定義內(nèi)存段的表有兩種：全局描述符表?(GDT)?和局部描述符表?(LDT)?。GDT?是一個段描述符數(shù)組，其中包含所有應(yīng)用程序都可以使用的基本描述符。在實模式中，段長是固定的?(?為?64KB)?，而在保護模式中，段長是可變的，其最大可達?4GB?。LDT?也是段描述符的一個數(shù)組。與?GDT?不同，LDT?是一個段，其中存放的是局部的、不需要全局共享的段描述符。每一個操作系統(tǒng)都必須定義一個?GDT?，而每一個正在運行的任務(wù)都會有一個相應(yīng)的?LDT?。每一個描述符的長度是?8?個字節(jié)，格式如圖?3?所示。當段寄存器被加載的時候，段基地址就會從相應(yīng)的表入口獲得。描述符的內(nèi)容會被存儲在一個程序員不可見的影像寄存器?(shadow register)?之中，以便下一次同一個段可以使用該信息而不用每次都到表中提取。物理地址由?16?位或者?32?位的偏移加上影像寄存器中的基址組成。實模式和保護模式的不同可以從下圖很清楚地看出來。
實模式地址
?
保護模式地址
總結(jié)：保護模式同實模式的根本區(qū)別是進程內(nèi)存受保護與否。可尋址空間的區(qū)別只是這一原因的果。實模式將整個物理內(nèi)存看成分段的區(qū)域，程序代碼和數(shù)據(jù)位于不同區(qū)域，系統(tǒng)程序和用戶程序沒有區(qū)別對待，而且每一個指針都是指向"實在"的物理地址。這樣一來，用戶程序的一個指針如果指向了系統(tǒng)程序區(qū)域或其他用戶程序區(qū)域，如果這個指針修改了這個區(qū)域的某一個值，那么對于這個被修改的系統(tǒng)程序或用戶程序，其后果就很可能是災(zāi)難性的。為了克服這種低劣的內(nèi)存管理方式，處理器廠商開發(fā)出保護模式。這樣，物理內(nèi)存地址不能直接被程序訪問，程序內(nèi)部的地址（虛擬地址）要由操作系統(tǒng)轉(zhuǎn)化為物理地址去訪問，程序?qū)Υ艘粺o所知。
至此，進程有了嚴格的邊界，任何其他進程根本沒有辦法訪問不屬于自己的物理內(nèi)存區(qū)域，甚至在自己的虛擬地址范圍內(nèi)也不是可以任意訪問的，因為有一些虛擬區(qū)域已經(jīng)被放進一些公共系統(tǒng)運行庫。這些區(qū)域也不能隨便修改，若修改就會有: SIGSEGV（linux 段錯誤）;非法內(nèi)存訪問對話框（windows 對話框）。
CPU啟動環(huán)境為16位實模式，之后可以切換到保護模式。但從保護模式無法切換回實模式 。對于80X86處理器來說，從80386處理器開始，除了以前的實模式外，還增添了保護模式和V86模式。實模式和V86模式都是為了和8086兼容而設(shè)置的。
實模式：?
????? 內(nèi)存尋址方式為：段式尋址，即物理地址=段地址*16?? +?? 段內(nèi)偏移地址?
????? 可尋址任意地址，所有指令都相當于工作在特權(quán)級。
????? dos工作在實模式下?
保護模式：?
????? 內(nèi)存尋址方式為：支持內(nèi)存分頁和虛擬內(nèi)存?
????? 支持多任務(wù)，可依靠硬件用一條指令即可實現(xiàn)任務(wù)切換，不同任務(wù)可工作在不同的優(yōu)先級下，操作系統(tǒng)工作在最高優(yōu)先級0上，應(yīng)用程序則運行在較低優(yōu)先級上。從實模式到保護模式，需要建立GDT、IDT等數(shù)據(jù)表，然后通過修改控制寄存?器CR0的控制位(位0)來實現(xiàn)。
????? Windows工作在保護模式下。
虛擬8086模式：?
內(nèi)存尋址方式：段式尋址，與實模式一樣?
??????? 支持多任務(wù)和內(nèi)存分頁?
??????? v86模式主要是為了在保護模式下兼容以前的實模式應(yīng)用，即可支持多任務(wù)，但每個任務(wù)都是實模式的工作方式。另外，中斷和異常等的處理對于不同的工作模式都是不同的，具體的可以去參看一些相關(guān)書籍。
二、理解8086微機系統(tǒng)的組成
1、對于匯編程序而言，我們需要關(guān)心CPU中的寄存器、存儲器地址、端口（I/O地址）：
【內(nèi)存單元的兩個元素】：?地址（編號）和值（內(nèi)容）。
【字節(jié)、字、雙字】：8086的內(nèi)存以字節(jié)編址，每個內(nèi)存單元有唯一的地址（物理地址），可以存放一個字節(jié)。字：一個字占據(jù)兩個連續(xù)的字節(jié)。雙字：雙字占據(jù)兩個連續(xù)的字。
【數(shù)據(jù)的地址對齊】：字單元安排在偶地址（xxx0B），雙字單元安排在模4地址（xx00B）等。對于非對齊地址的數(shù)據(jù)，處理器訪問時需要多次訪問存儲器，這樣做花費時間較多。
【總線】：8086的系統(tǒng)總線有3種：數(shù)據(jù)總線；地址總線：8086CPU外部一共有20條地址總線，但在CPU內(nèi)部一次只能傳送16位地址；控制總線
【I/O】：I/O地址叫做端口，通常采用十六進制數(shù)來表達端口：8086的I/O端口為16位，可支持64k個8位端口；I/O地址范圍為：0000H ~ FFFFH
【8086的功能結(jié)構(gòu)】：總線接口單元BIU：主要負責讀取指令和操作數(shù)。執(zhí)行單元EU：主要負責指令譯碼和執(zhí)行。
2、匯編語言程序、匯編程序、連接程序、調(diào)試程序
匯編程序：匯編程序?qū)R編語言源程序翻譯（或稱作“匯編”）成機器代碼目標模塊。
.ASM -> .OBJ；注意區(qū)分匯編程序與匯編語言源程序。
連接程序：連接程序?qū)R編后的目標模塊轉(zhuǎn)換為可執(zhí)行程序。
調(diào)試程序：調(diào)試程序以便排錯、分析等。
3、寄存器組
【16位通用寄存器】
AX、BX、CX、DX、SI、DI、BP、SP
其中AX、BX、CX、DX可以分作高8位和低8位的兩個獨立寄存器。如：AH和AL。我們對其中8位的操作，并不影響另外對應(yīng)的8位數(shù)據(jù)。
1、數(shù)據(jù)寄存器ax、bx、cx、dx
數(shù)據(jù)寄存器用來存放計算的結(jié)果和操作數(shù)，也可以存放地址。
每個寄存器又有它們各自的專用目的。
AX——累加器，使用頻度最高，用于算術(shù)、邏輯運算以及與外設(shè)傳送信息等；
BX——基址寄存器，常用做存放存儲器地址；
CX——計數(shù)器，作為循環(huán)和串操作等指令中的隱含計數(shù)器；
DX——數(shù)據(jù)寄存器，常用來存放雙字長數(shù)據(jù)的高16位，或存放外設(shè)端口地址。
2、變址寄存器si、di
變址寄存器常用于存儲器尋址時提供地址
SI是源變址寄存器
DI是目的變址寄存器
串操作類指令中，SI和DI具有特別的功能
3、指針寄存器sp、bp
指針寄存器用于尋址內(nèi)存堆棧內(nèi)的數(shù)據(jù)：
SP為堆棧指針寄存器，指示棧頂?shù)钠频刂贰?br /> SP不能再用于其他目的，具有專用目的。SP始終指向棧頂。
BP為基址指針寄存器，表示數(shù)據(jù)在堆棧段中的基地址。
SP和BP寄存器與SS段寄存器聯(lián)合使用以確定堆棧段中的存儲單元地址
4、堆棧
8086中堆棧通常有處理器自動維持，由堆棧段寄存器SS和堆棧指針寄存器SP共同指示。
5、指令指針寄存器IP
指示代碼段中指令的偏移地址。與代碼段寄存器CS連用（CS:IP）。
6、標志寄存器
標志（flag）用于反映指令執(zhí)行結(jié)果或控制指令執(zhí)行形式。
16位的標志寄存器——程序狀態(tài)字PSW寄存器。
其中，狀態(tài)標志（6個，CF ZF SF PF OF AF）——用來記錄程序運行結(jié)果的狀態(tài)信息，許多指令的執(zhí)行都將相應(yīng)地設(shè)置它。控制標志（3個，DF IF TF）——可由程序根據(jù)需要用指令設(shè)置，用于控制處理器執(zhí)行指令的方式。
- 進位標志CF（Carry Flag）：當運算結(jié)果的最高有效位有進位（加法）或借位（減法）時，CF=1，or CF=0；
- 零標志位ZF（Zero Flag）：若運算結(jié)果為0時，ZF=1，or ZF=0；
- 符號標志位SF（Sign Flag）：運算結(jié)果最高位為1，則SF=1，or SF=0。
有符號數(shù)據(jù)用最高有效位表示數(shù)據(jù)的符號。所以，最高有效位就是符號標志的狀態(tài) - 奇偶標志位PF（Parity Flag）：當運算結(jié)果最低字節(jié)中“1”的個數(shù)為零或偶數(shù)時，PF=1；or PF=0。
PF標志僅反映最低8位中“1”的個數(shù)是偶或奇，即使是進行16位字操作。 - 溢出標志OF（Overflow Flag）：若算術(shù)結(jié)果有溢出，OF=1，or OF=0；【什么是溢出？溢出判斷】
- 輔助進位標志AF（Auxiliary Carry Flag）：運算時D3位（低半字節(jié)）有進位或借位時，AF=1，or AF=0。這個標志主要由處理器內(nèi)部使用，用于十進制算術(shù)運算調(diào)整指令中，用戶一般不必關(guān)心。
- 方向標志DF（Direction Flag）：用于串操作指令中，控制地址的變化方向：設(shè)置DF=0，存儲器地址自動增加；設(shè)置DF=1，存儲器地址自動減少。CLD指令復(fù)位方向標志：DF=0；STD指令置位方向標志：DF=1。
- 中斷允許標志IF（Interrupt-enable Flag）：用于控制外部可屏蔽中斷是否可以被處理器響應(yīng)：設(shè)置IF=1，允許中斷；設(shè)置IF=0，禁止中斷。CLI指令復(fù)位中斷標志：IF=0;STI指令置位中斷標志：IF=1。
- 陷阱標志TF（Trap Flag）：用于控制處理器進入單步操作模式：設(shè)置TF=0，處理器正常工作；設(shè)置TF=1，處理器單步執(zhí)行指令。單步執(zhí)行指令——處理器在每條指令執(zhí)行結(jié)束時，便產(chǎn)生一個編號為1的內(nèi)部中斷。這種內(nèi)部中斷稱為單步中斷。所以TF也稱為單步標志。
7、段寄存器
段地址——段的起始地址的高16位地址。段內(nèi)再由16位二進制數(shù)來尋址。
偏移地址——段內(nèi)存儲單元到段首地址的字節(jié)的距離。
物理地址——用20位二進制數(shù)表示。地址范圍為00000H ~ FFFFFH。物理地址唯一標識一個存儲單元。
邏輯地址——段地址:偏移地址，邏輯地址不唯一。
物理地址=段地址x16+偏移地址
8086有4個16位的段寄存器。
代碼段CS（Code Segment）：指明代碼段的 起始地址。
代碼段用來存放程序的指令序列。指令指針寄存器IP指示下一條指令的偏移地址。處理器利用CS:IP取得下一條要執(zhí)行的指令。
堆棧段SS（Stack Segment）：指明堆棧段的起始地址。
堆棧段確定堆棧所在的主存區(qū)域。堆棧指針寄存器SP指示堆棧棧頂?shù)钠频刂贰Ｌ幚砥骼肧S:SP操作堆棧棧頂?shù)臄?shù)據(jù)。
數(shù)據(jù)段DS（Data Segment）：指明數(shù)據(jù)段的起始地址。
數(shù)據(jù)段存放運行程序所用的數(shù)據(jù)。各種主存尋址方式（有效地址EA）得到存儲器中操作數(shù)的偏移地址。處理器利用DS:EA存取數(shù)據(jù)段中的數(shù)據(jù)。
附加段ES（Extra Segment）：指明附加段的起始地址。
附加段是附加的數(shù)據(jù)段，也用于數(shù)據(jù)的保存。各種主存尋址方式（有效地址EA）得到存儲器中操作數(shù)的偏移地址。處理器利用ES:EA存取附加段中的數(shù)據(jù)。
串操作指令將附加段作為其目的操作數(shù)的存放區(qū)域。
【關(guān)于分段】
1、8086對邏輯段的要求：
① 段地址低4位均為0
② 每段最大不超過64KB（216?B），但并不要求必須為64KB
③ 各段之間可以獨立，也可以有重疊
2、如何分配各個邏輯段：
①?程序的指令序列必須安排在代碼段。
② 程序使用的堆棧一定在堆棧段。
③ 程序中的數(shù)據(jù)默認是安排在數(shù)據(jù)段，也經(jīng)常安排在附加段，尤其是串操作的目的區(qū)必須是附加段。數(shù)據(jù)的存放比較靈活，實際上可以存放在任何一種邏輯段中。
8、段超越前綴指令
沒有指明時，一般的數(shù)據(jù)訪問在DS段；使用BP訪問主存，則在SS段
默認的情況允許改變，需要使用段超越前綴指令；8086指令系統(tǒng)中有4個，用于明確指定數(shù)據(jù)所在的邏輯段：
CS: ；代碼段超越，使用代碼段的數(shù)據(jù)
SS: ；堆棧段超越，使用堆棧段的數(shù)據(jù)
DS: ；數(shù)據(jù)段超越，使用數(shù)據(jù)段的數(shù)據(jù)
ES: ；附加段超越，使用附加段的數(shù)據(jù)
【段超越示例】
【不允許使用段超越的情況】
串處理指令的目的串必須用ES段；PUSH指令的目的和POP指令的源必須用SS段；指令必須存放在CS段。
【段寄存器的使用規(guī)定】
【補充】
【什么是溢出】
處理器內(nèi)部以補碼表示有符號數(shù)。8位表達的整數(shù)范圍是：＋127～－12816位表達的范圍是：＋32767～－32768。如果運算結(jié)果超出這個范圍，就產(chǎn)生了溢出。有溢出，說明有符號數(shù)的運算結(jié)果不正確。
【溢出和進位】
溢出標志OF和進位標志CF是兩個意義不同的標志。
進位標志表示無符號數(shù)運算結(jié)果是否超出范圍，運算結(jié)果仍然正確；
溢出標志表示有符號數(shù)運算結(jié)果是否超出范圍，運算結(jié)果已經(jīng)不正確。
【如何運用溢出和進位】
處理器對兩個操作數(shù)進行運算時，按照無符號數(shù)求得結(jié)果，并相應(yīng)設(shè)置進位標志CF；同時，根據(jù)是否超出有符號數(shù)的范圍設(shè)置溢出標志OF。應(yīng)該利用哪個標志，則由程序員來決定。也就是說，如果將參加運算的操作數(shù)認為是無符號數(shù)，就應(yīng)該關(guān)心進位；認為是有符號數(shù)，則要注意是否溢出。
【溢出判斷】
判斷運算結(jié)果是否溢出有一個簡單的規(guī)則：
只有當兩個相同符號數(shù)相加（包括不同符號數(shù)相減），而運算結(jié)果的符號與原數(shù)據(jù)符號相反時，產(chǎn)生溢出；因為，此時的運算結(jié)果顯然不正確。其他情況下，則不會產(chǎn)生溢出。
【補充】
1.什么是邏輯地址？
邏輯地址是用戶編程時使用的地址，分為段地址和偏移地址兩部分。
邏輯地址表示形式：3020:055AH---------（匯編語言中，數(shù)字后面加H表示16進制）
2.為什么要用邏輯地址？（邏輯地址的產(chǎn)生背景）
8086cpu訪問存儲器時，地址寄存器（16位）要先向地址總線發(fā)出地址信號（地址總線是專門用來存取內(nèi)存地址的，故與內(nèi)存單元有關(guān)，20位），而地址寄存器只有16位，從地址寄存器發(fā)出的地址信號，所能訪問的存儲空間只有2^16 = 65536 = 64KB，達不到20位地址總線所提供的地址范圍。針對這種情況，就把內(nèi)存地址分為若干段，每段有一些存儲單元構(gòu)成。用段地址指出是哪一段，偏移地址標明是段中的哪一個單元。
3.什么叫段地址，偏移地址？之間有什么關(guān)系？
Ⅰ.把內(nèi)存地址分為若干段，每段有一些存儲單元構(gòu)成。用段地址指出是哪一段（若是指向同一個存儲單元，段地址可以不一樣，無非就是偏移地址不一樣而已，但是都可以指向同一個物理地址，因此段地址只是一個被訪問的存儲單元（變量）的起始地址，并不是固定的），偏移地址標明是段中的哪一個單元。
Ⅱ.段地址和偏移地址都是16位2進制數(shù)。
Ⅲ.段地址和偏移地址有多種組合，故存在多個地址組合指向同一個存儲單元上。
4.邏輯地址唯一么？
不唯一，因為段地址和偏移有多種組合，故存在多個地址組合指向同一個存儲單元上。例如：3020:055AH和3000:07AAH就是兩種組合，但都是指向同一個存儲單元，
5.cpu執(zhí)行程序時，采用的是邏輯地址還是物理地址？
物理地址---用戶編程時采用的邏輯地址在cpu執(zhí)行程序時都要轉(zhuǎn)換成物理地址。這是由cpu的地址加法器完成的。
6.邏輯地址怎樣轉(zhuǎn)換為物理地址？
轉(zhuǎn)換時，先將16位的段地址左移4位，相當于乘以16或者16進制的10H，再和偏移地址相加。轉(zhuǎn)換公式為：物理地址 = 段地址*10H + 偏移地址。如：將3020:055AH轉(zhuǎn)換為物理地址：----= 3020*10H（左移四位）+055AH = 3075AH
7.段與偏移地址是什么關(guān)系？
段是由存儲單元構(gòu)成的，段包含偏移地址對應(yīng)的存儲單元。即偏移地址對應(yīng)的字節(jié)存儲單元在段中。.
8.段的大小指的是什么？
指的是這個段包含存儲單元的多少。
9.將內(nèi)存分段的依據(jù)？以及段的相關(guān)知識
段地址和偏移地址都是16位二進制數(shù)，每段最大64K字節(jié)單元（2^16=65536 = 64KB）,每段最小16個字節(jié)單元（硬性規(guī)定），也可以100個，1000個到最多達到65536個。偏移地址范圍：0000H --- FFFFH
10.什么叫小段？
規(guī)定每16個字節(jié)單元為一小段。
三、理解“邏輯地址、線性地址、物理地址和虛擬地址”
1、各種地址概念
① 物理地址(physical address)
用于內(nèi)存芯片級的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對應(yīng)。
——這個概念應(yīng)該是這幾個概念中最好理解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機器上那根內(nèi)存本身，把內(nèi)存看成一個從0字節(jié)一直到最大空量逐字節(jié)的編號的大數(shù)組，然后把這個數(shù)組叫做物理地址，但是事實上，這只是一個硬件提供給軟件的抽像，內(nèi)存的尋址方式并不是這樣。所以，說它是“與地址總線相對應(yīng)”，是更貼切一些，不過拋開對物理內(nèi)存尋址方式的考慮，直接把物理地址與物理的內(nèi)存一一對應(yīng)，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利于形而上的抽像。
② 虛擬內(nèi)存(virtual memory)
這是對整個內(nèi)存的抽像描述。它是相對于物理內(nèi)存來講的，可以直接理解成“不直實的”，“假的”內(nèi)存，例如，一個0x08000000內(nèi)存地址，它并不對就物理地址上那個大數(shù)組中0x08000000 - 1那個地址元素；之所以是這樣，是因為現(xiàn)代操作系統(tǒng)都提供了一種內(nèi)存管理的抽像，即虛擬內(nèi)存（virtual memory）。進程使用虛擬內(nèi)存中的地址，由操作系統(tǒng)協(xié)助相關(guān)硬件，把它“轉(zhuǎn)換”成真正的物理地址。這個“轉(zhuǎn)換”，是所有問題討論的關(guān)鍵。有了這樣的抽像，一個程序，就可以使用比真實物理地址大得多的地址空間，甚至多個進程可以使用相同的地址。不奇怪，因為轉(zhuǎn)換后的物理地址并非相同的。
——可以把連接后的程序反編譯看一下，發(fā)現(xiàn)連接器已經(jīng)為程序分配了一個地址，例如，要調(diào)用某個函數(shù)A，代碼不是call A，而是call 0x0811111111 ，也就是說，函數(shù)A的地址已經(jīng)被定下來了。沒有這樣的“轉(zhuǎn)換”，沒有虛擬地址的概念，這樣做是根本行不通的。打住了，這個問題再說下去，就收不住了。
③ 邏輯地址(logical address)
Intel為了兼容，將遠古時代的段式內(nèi)存管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數(shù)或者是一條指令的地址。以上例，我們說的連接器為A分配的0x08111111這個地址就是邏輯地址。不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對邏輯地址要求，“一個邏輯地址，是由一個段標識符加上一個指定段內(nèi)相對地址的偏移量，表示為 [段標識符：段內(nèi)偏移量]，也就是說，上例中那個0x08111111，應(yīng)該表示為[A的代碼段標識符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”
④ 線性地址(linear address)
線性地址或也叫虛擬地址(virtual address)，跟邏輯地址類似，它也是一個不真實的地址，如果邏輯地址是對應(yīng)的硬件平臺段式管理轉(zhuǎn)換前地址的話，那么線性地址則對應(yīng)了硬件頁式內(nèi)存的轉(zhuǎn)換前地址。
CPU將一個虛擬內(nèi)存空間中的地址轉(zhuǎn)換為物理地址，需要進行兩步：首先將給定一個邏輯地址（其實是段內(nèi)偏移量，這個一定要理解！！！），CPU要利用其段式內(nèi)存管理單元，先將為個邏輯地址轉(zhuǎn)換成一個線程地址，再利用其頁式內(nèi)存管理單元，轉(zhuǎn)換為最終物理地址。
這樣做兩次轉(zhuǎn)換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性地址抽像給進程。之所以這樣冗余，Intel完全是為了兼容而已。
//導(dǎo)讀注意：下面2-5部分，分別依次按照CPU段式內(nèi)存管理、Linux段式內(nèi)存管理、CPU頁式內(nèi)存管理、Linux頁式內(nèi)存管理
2、CPU段式內(nèi)存管理，邏輯地址如何轉(zhuǎn)換為線性地址
一個邏輯地址由兩部份組成，段標識符: 段內(nèi)偏移量。段標識符是由一個16位長的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引號。后面3位包含一些硬件細節(jié)，如圖：
索引號，或者直接理解成數(shù)組下標——那它總要對應(yīng)一個數(shù)組吧，它又是什么東東的索引呢？這個東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體地址描述了一個段（對于“段”這個字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬內(nèi)存，砍成若干的截——段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數(shù)組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段標識符的前13位，直接在段描述符表中找到一個具體的段描述符，這個描述符就描述了一個段，我剛才對段的抽像不太準確，因為看看描述符里面究竟有什么東東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什么東東了，每一個段描述符由8個字節(jié)組成，如下圖：
這些東東很復(fù)雜，雖然可以利用一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來定義它，不過，我這里只關(guān)心一樣，就是Base字段，它描述了一個段的開始位置的線性地址。
Intel設(shè)計的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個進程自己的，就放在所謂的“局部段描述符表(LDT)”中。那究竟什么時候該用GDT，什么時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。
GDT在內(nèi)存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。
好多概念，像繞口令一樣。這張圖看起來要直觀些：
首先，給定一個完整的邏輯地址[段選擇符：段內(nèi)偏移地址]，
1、看段選擇符的T1=0還是1，知道當前要轉(zhuǎn)換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據(jù)相應(yīng)寄存器，得到其地址和大小。我們就有了一個數(shù)組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個數(shù)組中，查找到對應(yīng)的段描述符，這樣，它了Base，即基地址就知道了。
3、把Base + offset，就是要轉(zhuǎn)換的線性地址了。
還是挺簡單的，對于軟件來講，原則上就需要把硬件轉(zhuǎn)換所需的信息準備好，就可以讓硬件來完成這個轉(zhuǎn)換了。OK，來看看Linux怎么做的。
3、Linux的段式內(nèi)存管理
Intel要求兩次轉(zhuǎn)換，這樣雖說是兼容了，但是卻是很冗余，呵呵，沒辦法，硬件要求這樣做了，軟件就只能照辦，怎么著也得形式主義一樣。另一方面，其它某些硬件平臺，沒有二次轉(zhuǎn)換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統(tǒng)一的界面。所以，Linux的段式管理，事實上只是“哄騙”了一下硬件而已。按照Intel的本意，全局的用GDT，每個進程自己的用LDT——不過Linux則對所有的進程都使用了相同的段來對指令和數(shù)據(jù)尋址。即用戶數(shù)據(jù)段，用戶代碼段，對應(yīng)的，內(nèi)核中的是內(nèi)核數(shù)據(jù)段和內(nèi)核代碼段。這樣做沒有什么奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結(jié)一樣。
include/asm-i386/segment.h
復(fù)制代碼
把其中的宏替換成數(shù)值，則為：
復(fù)制代碼
方括號后是這四個段選擇符的16位二制表示，它們的索引號和T1字段值也可以算出來了
復(fù)制代碼
T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的內(nèi)容中相應(yīng)的12-15項(arch/i386/head.S)：
復(fù)制代碼
按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發(fā)現(xiàn)其16-31位全為0，即四個段的基地址全為0。
這樣，給定一個段內(nèi)偏移地址，按照前面轉(zhuǎn)換公式，0 + 段內(nèi)偏移，轉(zhuǎn)換為線性地址，可以得出重要的結(jié)論，“在Linux下，邏輯地址與線性地址總是一致（是一致，不是有些人說的相同）的，即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值總是相同的。！！！”
忽略了太多的細節(jié)，例如段的權(quán)限檢查。呵呵。
Linux中，絕大部份進程并不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程序的時候。
4.CPU的頁式內(nèi)存管理
CPU的頁式內(nèi)存管理單元，負責把一個線性地址，最終翻譯為一個物理地址（注意，相互獨立的進程都有自己的頁目錄和頁表，就算多個進程具有相同的線性地址，最后轉(zhuǎn)換到物理地址也是不一樣的，所以不會互相干擾）。從管理和效率的角度出發(fā)，線性地址被分為以固定長度為單位的組，稱為頁(page)，例如一個32位的機器，線性地址最大可為4G，可以用4KB為一個頁來劃分，這頁，整個線性地址就被劃分為一個tatol_page[2^20]的大數(shù)組，共有2的20個次方個頁。這個大數(shù)組我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個目錄項，就是一個地址——對應(yīng)的頁的地址。另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的物理內(nèi)存也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與內(nèi)存頁是一一對應(yīng)的。
這里注意到，這個total_page數(shù)組有2^20個成員，每個成員是一個地址（32位機，一個地址也就是4字節(jié)），那么要單單要表示這么一個數(shù)組，就要占去4MB的內(nèi)存空間。為了節(jié)省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些：
如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3寄存器中，是進行地址轉(zhuǎn)換的開始點。
2、每一個活動的進程，因為都有其獨立的對應(yīng)的虛似內(nèi)存（頁目錄也是唯一的），那么它也對應(yīng)了一個獨立的頁目錄地址。——運行一個進程，需要將它的頁目錄地址放到cr3寄存器中，將別個的保存下來。
3、每一個32位的線性地址被劃分為三部份，面目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據(jù)以下步驟進行轉(zhuǎn)換：
1、從cr3中取出進程的頁目錄地址（操作系統(tǒng)負責在調(diào)度進程的時候，把這個地址裝入對應(yīng)寄存器）；
2、根據(jù)線性地址前十位，在數(shù)組中，找到對應(yīng)的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的地址，而是一個頁表的地址。（又引入了一個數(shù)組），頁的地址被放到頁表中去了。
3、根據(jù)線性地址的中間十位，在頁表（也是數(shù)組）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最后12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；
這個轉(zhuǎn)換過程，應(yīng)該說還是非常簡單地。全部由硬件完成，雖然多了一道手續(xù)，但是節(jié)約了大量的內(nèi)存，還是值得的。那么再簡單地驗證一下：
1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的地址；
頁目錄共有：2^10項，也就是說有這么多個頁表
每個目表對應(yīng)了：2^10頁；
每個頁中可尋址：2^12個字節(jié)。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級模式是否真的節(jié)約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢！！！
紅色錯誤，標注一下，后文貼中有此討論。。。。。。
按<深入理解計算機系統(tǒng)>中的解釋,二級模式空間的節(jié)約是從兩個方面實現(xiàn)的:
A、如果一級頁表中的一個頁表條目為空，那么那所指的二級頁表就根本不會存在。這表現(xiàn)出一種巨大的潛在節(jié)約，因為對于一個典型的程序，4GB虛擬地址空間的大部份都會是未分配的；
B、只有一級頁表才需要總是在主存中。虛擬存儲器系統(tǒng)可以在需要時創(chuàng)建，并頁面調(diào)入或調(diào)出二級頁表，這就減少了主存的壓力。只有最經(jīng)常使用的二級頁表才需要緩存在主存中。——不過Linux并沒有完全享受這種福利，它的頁表目錄和與已分配頁面相關(guān)的頁表都是常駐內(nèi)存的。
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個字節(jié)，32位，但是它們都只用高20位，低12位屏蔽為0——把頁表的低12屏蔽為0，是很好理解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應(yīng)起來，大家都成整數(shù)增加。計算起來就方便多了。但是，為什么同時也要把頁目錄低12位屏蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要屏蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，方便。
本貼只介紹一般性轉(zhuǎn)換的原理，擴展分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不啰嗦了……可以參考其它專業(yè)書籍。
5.Linux的頁式內(nèi)存管理
原理上來講，Linux只需要為每個進程分配好所需數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，放到內(nèi)存中，然后在調(diào)度進程的時候，切換寄存器cr3，剩下的就交給硬件來完成了（呵呵，事實上要復(fù)雜得多，不過偶只分析最基本的流程）。
前面說了i386的二級頁管理架構(gòu)，不過有些CPU，還有三級，甚至四級架構(gòu)，Linux為了在更高層次提供抽像，為每個CPU提供統(tǒng)一的界面。提供了一個四層頁管理架構(gòu)，來兼容這些二級、三級、四級管理架構(gòu)的CPU。這四級分別為：
頁全局目錄PGD（對應(yīng)剛才的頁目錄）
頁上級目錄PUD（新引進的）
頁中間目錄PMD（也就新引進的）
頁表PT（對應(yīng)剛才的頁表）。
整個轉(zhuǎn)換依據(jù)硬件轉(zhuǎn)換原理，只是多了二次數(shù)組的索引罷了，如下圖：
那么，對于使用二級管理架構(gòu)32位的硬件，現(xiàn)在又是四級轉(zhuǎn)換了，它們怎么能夠協(xié)調(diào)地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎么來劃分線性地址吧！
從硬件的角度，32位地址被分成了三部份——也就是說，不管理軟件怎么做，最終落實到硬件，也只認識這三位老大。
從軟件的角度，由于多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份。——要讓二層架構(gòu)的硬件認識五部份也很容易，在地址劃分的時候，將頁上級目錄和頁中間目錄的長度設(shè)置為0就可以了。
這樣，操作系統(tǒng)見到的是五部份，硬件還是按它死板的三部份劃分，也不會出錯，也就是說大家共建了和諧計算機系統(tǒng)。
這樣，雖說是多此一舉，但是考慮到64位地址，使用四層轉(zhuǎn)換架構(gòu)的CPU，我們就不再把中間兩個設(shè)為0了，這樣，軟件與硬件再次和諧——抽像就是強大呀！！！
例如，一個邏輯地址已經(jīng)被轉(zhuǎn)換成了線性地址，0x08147258，換成二制進，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
內(nèi)核對這個地址進行劃分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
現(xiàn)在來理解Linux針對硬件的花招，因為硬件根本看不到所謂PUD,PMD，所以，本質(zhì)上要求PGD索引，直接就對應(yīng)了PT的地址。而不是再到PUD和PMD中去查數(shù)組（雖然它們兩個在線性地址中，長度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個數(shù)組元素的數(shù)組），那么，內(nèi)核如何合理安排地址呢？
從軟件的角度上來講，因為它的項只有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉(zhuǎn)換，就變成了保持原值不變，一一轉(zhuǎn)手就可以了。這樣，就實現(xiàn)了“邏輯上指向一個PUD，再指向一個PDM，但在物理上是直接指向相應(yīng)的PT的這個抽像，因為硬件根本不知道有PUD、PMD這個東西”。
然后交給硬件，硬件對這個地址進行劃分，看到的是：
頁目錄 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根據(jù)0000100000(32)，在頁目錄數(shù)組中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由內(nèi)核動態(tài)分配的，接著，再加一個offset，就是最終的物理地址了。
參見：
“http://www.cnblogs.com/diyingyun/archive/2012/01/03/2311327.html”
"http://blog.sina.com.cn/s/blog_79ba23780102vz77.html"
"https://www.cnblogs.com/exRunner/p/7531850.html"
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總結(jié)
以上是生活随笔為你收集整理的理解单片机系统—汇编语言的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
