二、进入保护模式--内核加载器LOADER：实模式下内存容量检测、开启保护模式、开启分页模式、加载kernel到内存缓冲区、加载kernel到内存(内存复制函数）-kernel

保护模式

CPU扩展:

实模式是使用的8086的CPU的16位，保护模式的运行环境变为了32位。所以开机时32位的CPU先处于16位的状态，再转为32位。但是16位也可以访问32位的资源。16位模式下默认操作数位16位，32位模式下默认操作数位32位

寄存器扩展：

寻址扩展：

运行模式反转：

操作数反转前缀：指令前缀0x66

寻址方式反转前缀：指令前缀0x67

指令扩展

loop：

 实模式下用cx来储存循环次数，保护模式下要用ecx。每操作一次循环体后cx减1，然后执行loop指令前要拿ecx和0比较（循环条件），等于0则停止循环，不等于0则执行loop指令。相当于for

mul：

div:

push:

不管在实模式还是保护模式都可以同时处理16位和32位的数据。

push 立即数

push 寄存器

push 内存

push 立即数：

实模式下：

压入16位立即数，cpu会将其直接入栈。sp-2

压入32位立即数，cpu会将其直接入栈。sp-4

保护模式下：

压入8位立即数，因为默认操作数是32位，CPU位将其扩展为32位后，将其入栈，sp-4

压入16位立即数，cpu会将其直接入栈，sp-2

压入32位立即数，cpu会将其直接入栈，sp-4

push 寄存器：

实模式下：

压入段寄存器：cs、ds、es、fs、gs、ss，，按照当前默认操作数大小压入，sp-2

压入通用寄存器，如果压入的16位的，sp-2，如果压入32位的，sp-4

保护模式下：

push 内存

实模式：

压入的16位数据，sp-2    eg：push word [0x1234]

压入的64位数据，sp-4   eg:push dword [0x1234]

保护模式：

压入的16位数据，sp-2

压入的64位数据，sp-4

获取内存容量：

BIOS中断0x15子功能0xE820获取内存

0xE820能够获取系统的内存布局，按照内存的类型属性来划分这片内存，BIOS会按照类型的来返回内存信息，即返回地址描述符结构。一般有：系统的ROM，设备内存映射的内存区域、不可用内存、DRAM等。比如我们的内存有6种类型，就会返回6个ARDS到我们指定的内存区域中，到时候我们只需要根据ARDS的各单位的偏移量都出来就行。

对于32位系统来说，最大内存位4G，所以我们检查时候的只看BaseAddLow+LengthLow这两个单元即可。

我们调用BIOS的中断只按要求提供参数即可：

所以步骤为：

1，填好“调用前输入”中列出的寄存器

2，执行中断调用int 0x15

3,在CF位为0的情况下，“返回后调用”中对应的寄存器就会有结果。

BIOS中断0X15子功能0Xe801获取内存

AX=0XE801:分别检测低15MB和16MB-4GB的内存，最大支持4GB。

在15M空间容量=AX*1024，AX与CX最大值为0x3c00，0x3c00*1024=15M。

在16M-4GB的内存容量=BX*64*1024。

所以我们可以看出来要在我们求出的容量上面加上1MB。

步骤为：

1，将AX寄存器写入0xE801

2，执行中断调用int 0x15

3，在CF位位0的情况下，“返回后输出”中对应的寄存器便有相应结果。

BIOS中断0X88获取内存

AH=0X88：最多检测出64MB内存，实际内存超过64MB按照64MB返回。

求出来也要在加上1MB。

步骤为：

1，将AX寄存器写入0X88

2，执行中断调用int 0X15

3，在CF位为0的情况下，“返回后输出”中对应的寄存器就是结果。

；equ属于伪指令，是个替换指令，只是告诉编译器我们定义的这个名字相当于后面的东西，但并不对内存进行操作，只对编译器进行操作。

；我们现在生成的文件都是存bin文件，所以需要注意的是代码段和数据段不同属性都是放在一个段中的，而不是和elf格式一样将相同属性的段放在一起，里面也没有elf格式的地址信息，所以我们一定要将定义的数据和可执行的代码分开，数据段放在一起，代码段放在一起，然后jmp或者call时候加上标号就行了，这样就不会执行到数据段出错了。

；我们现在是实模式下面，默认的16位，所以会编译器会根据32位资源生成相应的前缀反转机器码，到进入保护模式时候一定加上[bits 32]

total_mem_bytes dd 0
ards_nr dw 0; 用于记录ards结构体数量
loader_start :
; ---- int 15h eax = 0000E820h, edx = 534D4150h获取内存布局，用edx来存放结果----
xor ebx, ebx; 第一次调用时，ebx值要为0，现在处于实模式下面，默认[bits 16]编译器会生成相应的机器码加上前缀反转
mov edx, 0x534d4150; edx只赋值一次，循环体中不会改变
mov di, ards_buf; ards结构缓冲区
mov ecx, 20; ARDS地址范围描述符结构大小是20字节
.e820_mem_get_loop:; 循环获取每个ARDS内存范围描述结构
mov eax, 0x0000e820; 执行int 0x15后, eax值变为0x534d4150, 所以每次执行int前都要更新为子功能号。
int 0x15
jc.e820_failed_so_try_e801; 此时函数执行完毕，先判断cf位，若cf位为1则有错误发生，尝试0xe801子功能
add di, cx; 若cf不等于1，则使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS结构位置
inc word[ards_nr]; 记录ARDS数量
cmp ebx, 0; cmp相当于减法，将ebx和0比较，若ebx为0且cf不为1, 这说明ards全部返回，当前已是最后一个
jnz.e820_mem_get_loop; 若ebx不等于0则继续循环，若等于0则往下面执行; 在所有ards结构中，找出(base_add_low + length_low)的最大值，即内存的容量。
mov cx, [ards_nr]; 遍历每一个ARDS结构体, 循环次数是ARDS的数量
mov ebx, ards_buf
xor edx, edx; edx为最大的内存容量, 在此先清0.find_max_mem_area:; 无须判断type是否为1, 最大的内存块一定是DRAM，可以被使用的
mov eax, [ebx]; base_add_low
add eax, [ebx + 8]; length_low
add ebx, 20; 指向缓冲区中下一个ARDS结构
cmp edx, eax; 冒泡排序，找出最大, edx寄存器始终是最大的内存容量
jge.next_ards; edx - eax，若edx大于等于eax时候jump过去，表示edx中的值不改变还是最大值
mov edx, eax; 否则赋值，edx为总内存大小
.next_ards:; jump族后面加的是标号，不能跟指令，所以不能jge后面加上loop。。
loop.find_max_mem_area;此时循环体执行完毕，将cx减一，然后判断循环条件，cx与0比较，若等于0，则跳出，不等于0执行循环
jmp.mem_get_ok; ------  int 15h ax = E801h 获取内存大小, 最大支持4G，所以用32位寄存器edx来存放结果------
; 返回后, ax cx 值一样, 以KB为单位, bx dx值一样, 以64KB为单位
; 在ax和cx寄存器中为低16M, 在bx和dx寄存器中为16MB到4G。
.e820_failed_so_try_e801:
mov ax, 0xe801
int 0x15
jc.e801_failed_so_try88; 函数执行完毕，判断先判断cf位，若当前e801方法失败, 就尝试0x88方法; 1 先算出低15M的内存, ax和cx中是以KB为单位的内存数量, 将其转换为以byte为单位
mov cx, 0x400; cx和ax值一样, cx用做乘数，0x400的十进制是1024
mul cx; cx为16为，另一个乘数是ax，ax*cx = dx:ax
shl edx, 16; edx左移16位，将低16位移到高16位
and eax, 0x0000FFFF; 然后将eax的低16保持原值，高16位都置0
or edx, eax; 相加，所以本质就是将dx：ax中的值移动到edx中
add edx, 0x100000; ax只是15MB, 故要加1MB
mov esi, edx; 先把低15MB的内存容量存入esi寄存器备份; 2 再将16MB以上的内存转换为byte为单位, 寄存器bx和dx中是以64KB为单位的内存数量
xor eax, eax
mov ax, bx
mov ecx, 0x10000; 0x10000十进制为64KB
mul ecx; 32位乘法, 默认的被乘数是eax, 积为64位, 高32位存入edx, 低32位存入eax.edx:eax
add esi, eax; 由于此方法只能测出4G以内的内存, 故32位eax足够了, edx肯定为0, 只加eax便可
mov edx, esi; edx为总内存大小
jmp.mem_get_ok; --- - int 15h ah = 0x88 获取内存大小, 只能获取64M之内，所以要用32位寄存器edx存放结果-------
.e801_failed_so_try88:
; int 15后，ax存入的是以kb为单位的内存容量
mov  ah, 0x88
int  0x15
jc.error_hlt
and eax, 0x0000FFFF; 将低16位保持原值，高16位置0; 16位乘法，被乘数是ax, 积为32位.积的高16位在dx中，积的低16位在ax中
mov cx, 0x400; 0x400等于1024, 将ax中的内存容量换为以byte为单位
mul cx	;cx*ax=dx:ax
shl edx, 16; 把dx移到高16位
or edx, eax; 把积的低16位组合到edx, 为32位的积
add edx, 0x100000; 0x88子功能只会返回1MB以上的内存, 故实际内存大小要加上1MB.mem_get_ok:
mov[total_mem_bytes], edx; 将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。

开启保护模式

全局段描述符表GDT：

我们在实模式下面的内存访问形式为：段基址：段内偏移地址，保护模式要考虑到兼容问题，所以也才采用这种形式：段选择子：段偏移地址

各种描述符一般都是8个字节，64位。段寄存器叫做选择子-sector，会在段描述符中检查各种权限和寻找段基址，权限通过后才能访问硬件。

实模式下面地址宽度为20位，1M内存，保护模式下面是32位，大小位4G。

GDT中存放的都是全局段描述符，GDTR寄存器中存放着GDT的起始位置。GDTR位48位，0-15 这16位为GDT界限，GDT界限为GDT占的总长度字节，除以8字节得到GDT数量，最多定义2的16次方除以8=8192。16-47这32位为起始地址，格式为：

lgdt 48位内存数据

选择子结构：3-15位是索引值，2的13次方=8192，索引值表示的是第几个描述符，用GDT的起始地址+索引值*8=目标段描述符。第0个描述符不可用。TI和RPL专门将

打开A20地址线：

实模式下面是地址回绕的（wrap-around）。20地址线，1M内存，当地址进位到1MB以上时候，因为没有第21根地址线，会丢失进位，变成内存最低值。保护模式要打开A20这根地址线：将端口0x92第1位置1即可。

int al,0x92
or al,0000_0010B
out 0x92,al

打开保护模式的开关：CR0寄存器的PE位

PE位：protection enable，只要打开了这个开关，那么不管GDT和A20有没有设置好，都会进入保护模式，所以这是最后一步。

mov eax,cr0
or eax,0x00000001
mov cr0,eax

至此进入保护模式！注意的是进入保护模式后要设置[bits 32]和刷新流水线。

所以进入保护模式的三个步骤为：

1，设置好GDT和GDTR

2，打开A19地址线

3，打开cr0的PE位

开启分页模式

因为我们的系统设置的内存为32M，实模式下面我们使用的是分段机制，地址都是真实的物理地址，当CPU将段基址+段内偏移地址时候只能访问到32M。我们想实现和linux下面一样的内存机制：4G内存，操作系统运行在3G-4G虚拟地址之上，其他用户进程运行在3G虚拟地址之下。就是说我们的内存虽然只要32M，但是我们可以用虚拟地址来实现4G内存。不过本质上4G内存经过还原后还是在这32M内存中访问。

我们采用二级页表来构建分页机制。页是地址空间的计量单位，标准页的尺寸为4KB，那么4GB内存，就需要1MB个标准页。在一级页表中，只有一个页表，里面包含了1MB个页表项，每个页表项4字节大小，页表共4MB大小，一个页表项指向一个4KB大小的标准页，所以表示的范围为1MB*4KB=4G。在二级页表中，有1个页目录和1024个页表，页目录中有1024个页目录项，一个页目录项的大小为4B，页目录大小为4K（标准页大小）。一个页目录项指向一个页表，一个页表里有1024个页表项，一个页表大小就为4KB（标准页），一个页表项可以指向一个标准页，所以一个页表项表示的范围就是4M，所以一个页目录项表示4M大小内存。当然我们用不了这么多的页表，我们用多少分配多少就行。我们写的kernel只用不到1M内存大小，所以我们就只用第一个页表里面的256个页表项即可。

页目录项和页表项都是4字节大小，但是里面不全部都是地址值，只表示了31-12位这30位，低12位没有表示，默认为0。因为地址空间的单位都是标准页4K=0x1000。所以低12位都位0。比如一个PDE指向的是页表，一个页表是4K大小（1024项PTE）,所以PDE中地址的前12位可以为0。PTE指向的是一个标准物理页，也是4K大小，所以PTE中地址的前12位也可以为0。

可以看到：有一个页目录表和1024个页表，但是我们的操作系统太小了用不到这么多，我们只用第一个页表的256项，表示出1M内存即可。

段部件：cpu集成了这个模块，当CPU要访问内存时候，要通过段寄存器和偏移地址访问，段部件集成了这个算法：首先先根据段选择子计算GDT中的段基址，然后加上偏移地址得到线性地址，这是个虚拟地址。

页部件：cpu集成了这个模块，当段部件输出线性地址后进入页部件，页部件会根据二级页表的情况来取得实际的物理地址。

具体方法为：

1，用虚拟地址的高10位乘以4，作为页目录表内的偏移地址，加上页目录表的起始物理地址，求和便是页目录项PDE的物理地址。读取该页目录项的值，便是所指页表的起始物理地址。//高10位，2的10次方=1024，页目录项有1024个，所以高10位的值就对应着 PDEn,乘以4加上起始地址为 PDEn 的具体物理地址。

2，用虚拟地址的中间10位乘以4，作为页表内的偏移地址，加上上一步得到的页表物理地址，求和便是页表项PTE的物理地址。读取该页表项的值，便是所指的物理页的起始物理地址。  //中间10位，2的10次方=1024，页表项有1024个，所以中间10位的值对应着 PTEn,乘以4加上起始地址为 PTEn 的具体物理地址。

3，用虚拟地址的低12位，作为物理页的偏移量，加上上一步所求的物理页的起始地址，得到我们想要访问的内存。

确定页目录和页表的物理地址，明确虚拟地址和实际地址的映射关系

页目录和页表的物理地址：  我们把页目录项的起始地址设在1M之上：0x100000，范围是0x100000-0x101000。我们只用一个页表项足以应付我们的1M的kenel，我们将页表项紧挨着页目录项：0x101000-0x102000。我们只用到这个页表项中的PTE0-PTE255这256项，一项指的范围为4KB，所以256项为1MB。

映射关系：  我们的内核要加载到32M内存的低1M之内，要想把我们的kernel运行到3G之上，就要用虚拟地址从3G起始的1M地址：(0xc000 0000--0xc010 0000)映射到我们的32M内存的低1M(0x0000 0000--0x0010 0000)。

根据映射关系填好相应的页目录项和页表项

当CPU拿到虚拟地址为3G=0xc000 0000应该访问物理地址0x0000 0000。按照虚拟地址的解析步骤，首先应该看的高10位是：高16位：1100 0000 0000 0000b，高10位：1100 0000 00-->0011 0000 0000-->0x300=768，所以要首先访问 PDE768 ，物理地址为：0x300*4+0x100000=0x100c00。将这个地址处的值填为PTE0，即0x101000。表示这一页目录项指向的是物理地址0x101000起始的页表。

接着看中间10项：0xc000 0000的中间10项为0，由于我们需要 PTE0--PTE255，一个页表项对应物理地址的4KB，所以PTE0 的值为0，访问到了物理地址0x0000 0000-0x0000 1000。最后虚拟地址的最后12位对应着的这4KB的具体每个字节。  同理，PTE1 对应着物理地址的 （0x0000 1000-0x0000 2000），所以PTE1的值位0x0000 1000。依次类推，最后的 PTE 255的值对应着 0x000E 0000-0x0010 0000，PTE255应该填入0x000F 0000。

这样便建立起来了我们内核的映射关系： 0xC000 0000--0xC010 0000 到 0x0000 0000--0x0010 0000。分页模式开启后，程序中的每个地址都是虚拟地址了，都要通过段部件和页部件来访问硬件。当kernel程序中要通过段选择子和偏移地址访问内存时候，CPU取到段寄存器和偏移地址值，首先经过段部件输出线性地址（虚拟地址），然后通过页部件来输出真实物理地址。

分页模式的步骤：

1，准备好页目录和页表

2，将页表地址写入CR3

3，将寄存器CR0的PG位置1

加载内核

之前我们编译的都是纯二进制程序，只含有机器码，没有其他地址信息，要靠我们手动的把机器码加载到指定内存中，所以我们的把MBR dd在第0个扇区（LBA），将loader dd在第2个扇区，然后在MBR的程序将loader从硬盘中加载到0x900内存处。我们用GCC编译器编译出来的程序默认被加载到0x0804 8000地址处左右。

GCC将一个程序生成可执行文件时，要经过预处理器，汇编器，编译器，链接器4步才能生成可执行文件。那么我们就可以使用链接器ld来指定可执行代码的虚拟地址，用-Ttext参数来指定，则CPU就会在此处开始执行程序。eg：ld main.o -Ttext 0xc000 1500 -e main -o kernel.bin

一个可执行的ELF文件有很多机器码是多余的，CPU执行了就会报错，一个纯二进制文件也不是说程序从开头的机器码就可以直接执行，因为可能是数据（我们的loader）。所以一个程序总该有入口地址，这个地址表示的是程序将从哪里开始执行。对于一个ELF可执行文件来说，它的地址是在链接阶段将几个ELF重定位文件链接在一起的，所以链接器规定只把名为_start的函数作为程序的入口地址。我们可以用-e来指定起始的函数名为main或者其他标号。若程序中没有_start，编译器将会生成一个_start，然后调用main函数来执行，所以没有_start时候，0xc000 1500处是_start，然后在往上面才是main。有了-e main 后，0xc000 1500就是main了，而不是_start。

ELF文件介绍

ELF文件包括：待重定位的ELF文件，可执行的ELF文件和共享目标文件。

程序中最重要的部分就是段（segment）和节（section），段是由节来组成的，多个相同属性的节链接在一起形成了段。

段和节的信息是由header来描述的，描述一个段的有关信息（大小、属性、偏移地址等）的叫做程序头（program header）（也叫段头，段就等同于程序），描述一个节的有关信息（大小、属性、偏移地址等）的叫做节头（section header）。由于段有很多，所以程序头就储存在程序头表（program header table）中，由于节也有很多，所以节头就储存在节头表（section header table）中。程序头表的大小和位置也是随着段的变化而变化的，节头表也是。所以我们用一个固定位置、固定大小的 ELF header来描述程序头表和节头表的大小和位置信息。ELF header位于文件最开始部分。

ELF文件（待重定位的ELF文件和可执行的ELF文件）分为文件头和文件体两部分。先用ELF header来简单的说了程序头表和节头表的大小和位置。然后根据这些找到程序头表和节头表，在具体的描述这些段和节的详细信息。ELF格式的作用体现在链接阶段和运行阶段。在待重定位文件中，文件开头必须是ELF header，下面可能是program header table，对于可执行的文件来说，文件开头必须是ELF header，下面必须是program header table。下图分别是待重定位文件和可执行文件的信息。

关于ELF的任何定义，都可以在linux系统的usr/include/elf.h中找到。

ELF header结构

程序头（program header）结构

将内核载入内存要有两个步骤

1，加载内核到内存缓冲区：需要把内核文件加载到内存缓冲区，只是将elf内核从硬盘上拷贝到内存中。

2，将内核从内存缓冲区加载到特定的虚拟内存处。通过分析elf header和program header table的结构只将segment加载到特定的虚拟内存处。

所以内核在内存中有两份拷贝，一份是ELF格式的原文件kernel，另一份是loader经过解析后的内核映像。过程为：要解析elf header 的e_phentsize找到program header的大小，然后找到e_phoff找到program header table在文件中的偏移量，然后找到e_phnum，表示有几个program header。由于第一个段.text也包括了elf header 和 program header table 和可执行机器代码，所以我们加载到指定的虚拟内存时候其实也是把各种header也加载到了里面。

大数据复制三剑客：cld、（ecx、esi、edi、）,rep  movs[bwd]

kernel_init:
xor eax,eax
xor ebx,ebx	;ebx记录程序头表的起始地址
xor ecx,ecx	;ecx记录程序头表中程序头的数量
xor edx,edx	;edx记录程序头表中一个程序头的大小mov dx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+42]	;偏移42字节处是e_phentsize，表示程序头大小
mov ebx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+28]	;偏移28字节是e_phoff，第一个程序头的偏移地址add ebx,KERNEL_BIN_BASE_ADDR		;ebx为第一个段的实际地址
mov cx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+44]	;偏移44字节是e_phnum,表示有几个程序头 .loop_each_segment:		;每一个段都调用一次 内存复制 函数
cmp byte[ebx+0],PT_NULL		;第一个段的类型是PT_NULL，则终止
je .PTNULLpush dword[ebx+16] 		;先压入程序头的p_filesz，表示一个段的大小
mov eax,[ebx+4]			;程序头的p_offset,表示一个段的的偏移地址：即起始地址
add eax,KERNEL_BIN_BASE_ADDR	;eax中表示这个段的起始地址：即段大小
push ax
push dword[ebx+8]		;表示一个段的目的虚拟地址：即目的地址call mem_cpy
add esp+12.PTNULL:
add ebx,edx  		;指向指向下一个段
loop .loop_each_segmentmem_cpy:
cld
push ebp
push ecx
mov ebx,esp
mov edi,[ebp+8]
mov esi,[ebp+12]
mov ecx,[ebp+16]
rep movsb		;一次复制一字节，复制一次ecx减1，esi和sdi自动加一字节，然后将ecx和0比较，不相等则继续赋值pop ecx
pop ebp
ret