代码
代码引自《操作系统真象还原》第五章第三节：加载内核
下面四段代码共同构成了一个从零开始、功能完整的简易操作系统引导链。它们协同工作，将系统从加电状态一步步引导至内核运行。这是一个经典的 x86 保护模式启动流程。
;------------- loader和kernel ----------
LOADER_BASE_ADDR equ 0x900
LOADER_START_SECTOR equ 0x2
LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR ;这一条之前是在loader.S中定义，现在搬过来了
KERNEL_BIN_BASE_ADDR equ 0x70000 ;定义内核在内存中的缓冲区，也就是将编译好的内核文件暂时存储在内存中的位置
KERNEL_START_SECTOR equ 0x9 ;定义内核在磁盘的起始扇区
KERNEL_ENTRY_POINT equ 0xc0001500 ;定义内核可执行代码的入口地址
PAGE_DIR_TABLE_POS equ 0x100000 ;页目录表在内存中的起始位置——从1M开始的位置
;-------------- 模块化的gdt描述符字段宏-------------
DESC_G_4K equ 1_00000000000000000000000b ;设置段界限的单位为4KB
DESC_D_32 equ 1_0000000000000000000000b ;设置代码段/数据段的有效地址（段内偏移地址）及操作数大小为32位，而非16位
DESC_L equ 0_000000000000000000000b ;64位代码段标记位，我们现在是在编写32位操作系统，此处标记为0便可。
DESC_AVL equ 0_00000000000000000000b ;此标志位是为了给操作系统或其他软件设计的一个自定义位，
;可以将这个位用于任何自定义的需求。
;比如，操作系统可以用这个位来标记这个段是否正在被使用，或者用于其他特定的需求。
;这取决于开发者如何使用这个位。但从硬件的角度来看，AVL位没有任何特定的功能或意义，它的使用完全由软件决定。
DESC_LIMIT_CODE2 equ 1111_0000000000000000b ;定义代码段要用的段描述符高32位中16~19段界限为全1
DESC_LIMIT_DATA2 equ DESC_LIMIT_CODE2 ;定义数据段要用的段描述符高32位中16~19段界限为全1
DESC_LIMIT_VIDEO2 equ 0000_000000000000000b ;定义我们要操作显存时对应的段描述符的高32位中16~19段界限为全0
DESC_P equ 1_000000000000000b ;定义了段描述符中的P标志位，表示该段描述符指向的段是否在内存中
DESC_DPL_0 equ 00_0000000000000b ;定义DPL为0的字段
DESC_DPL_1 equ 01_0000000000000b ;定义DPL为1的字段
DESC_DPL_2 equ 10_0000000000000b ;定义DPL为2的字段
DESC_DPL_3 equ 11_0000000000000b ;定义DPL为3的字段
DESC_S_CODE equ 1_000000000000b ;无论代码段，还是数据段，对于cpu来说都是非系统段，所以将S位置为1，见书p153图
DESC_S_DATA equ DESC_S_CODE ;无论代码段，还是数据段，对于cpu来说都是非系统段，所以将S位置为1，见书p153图
DESC_S_sys equ 0_000000000000b ;将段描述符的S位置为0，表示系统段
DESC_TYPE_CODE equ 1000_00000000b ;x=1,c=0,r=0,a=0 代码段是可执行的,非依从的,不可读的,已访问位a清0.
DESC_TYPE_DATA equ 0010_00000000b ;x=0,e=0,w=1,a=0 数据段是不可执行的,向上扩展的,可写的,已访问位a清0.
;定义代码段，数据段，显存段的高32位
DESC_CODE_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_CODE2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_CODE + DESC_TYPE_CODE + 0x00
DESC_DATA_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_DATA2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0x00
DESC_VIDEO_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_VIDEO2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0x0b
;-------------- 模块化的选择子字段宏 ---------------
RPL0 equ 00b ;定义选择字的RPL为0
RPL1 equ 01b ;定义选择子的RPL为1
RPL2 equ 10b ;定义选择字的RPL为2
RPL3 equ 11b ;定义选择子的RPL为3
TI_GDT equ 000b ;定义段选择子请求的段描述符是在GDT中
TI_LDT equ 100b ;定义段选择子请求的段描述符是在LDT中
;---------模块化的页目录表字段,PWT PCD A D G AVL 暂时不用设置 ----------
PG_P equ 1b
PG_RW_R equ 00b
PG_RW_W equ 10b
PG_US_S equ 000b
PG_US_U equ 100b
;------------- 程序段的 type 定义 --------------
PT_NULL equ 0
;主引导程序
;------------------------------------------------------------
%include "boot.inc"
SECTION MBR vstart=0x7c00
mov ax,cs
mov ds,ax
mov es,ax
mov ss,ax
mov fs,ax
mov sp,0x7c00
mov ax,0xb800
mov gs,ax
; 清屏
;利用0x06号功能，上卷全部行，则可清屏。
; -----------------------------------------------------------
;INT 0x10 功能号:0x06 功能描述:上卷窗口
;------------------------------------------------------
;输入：
;AH 功能号= 0x06
;AL = 上卷的行数(如果为0,表示全部)
;BH = 上卷行属性
;(CL,CH) = 窗口左上角的(X,Y)位置
;(DL,DH) = 窗口右下角的(X,Y)位置
;无返回值：
mov ax, 0600h
mov bx, 0700h
mov cx, 0 ; 左上角: (0, 0)
mov dx, 184fh ; 右下角: (80,25),
; 因为VGA文本模式中，一行只能容纳80个字符,共25行。
; 下标从0开始，所以0x18=24,0x4f=79
int 10h ; int 10h
; 输出字符串:MBR
mov byte [gs:0x00],'1'
mov byte [gs:0x01],0xA4
mov byte [gs:0x02],' '
mov byte [gs:0x03],0xA4
mov byte [gs:0x04],'M'
mov byte [gs:0x05],0xA4 ;A表示绿色背景闪烁，4表示前景色为红色
mov byte [gs:0x06],'B'
mov byte [gs:0x07],0xA4
mov byte [gs:0x08],'R'
mov byte [gs:0x09],0xA4
mov eax,LOADER_START_SECTOR ; 起始扇区lba地址
mov bx,LOADER_BASE_ADDR ; 写入的地址
mov cx,4 ; 待读入的扇区数
call rd_disk_m_16 ; 以下读取程序的起始部分（一个扇区）
jmp LOADER_BASE_ADDR + 0x300
;-------------------------------------------------------------------------------
;功能:读取硬盘n个扇区
rd_disk_m_16:
;-------------------------------------------------------------------------------
; eax=LBA扇区号
; ebx=将数据写入的内存地址
; ecx=读入的扇区数
mov esi,eax ;备份eax
mov di,cx ;备份cx
;读写硬盘:
;第1步：选择特定通道的寄存器，设置要读取的扇区数
mov dx,0x1f2
mov al,cl
out dx,al ;读取的扇区数
mov eax,esi ;恢复ax
;第2步：在特定通道寄存器中放入要读取扇区的地址，将LBA地址存入0x1f3 ~ 0x1f6
;LBA地址7~0位写入端口0x1f3
mov dx,0x1f3
out dx,al
;LBA地址15~8位写入端口0x1f4
mov cl,8
shr eax,cl
mov dx,0x1f4
out dx,al
;LBA地址23~16位写入端口0x1f5
shr eax,cl
mov dx,0x1f5
out dx,al
shr eax,cl
and al,0x0f ;lba第24~27位
or al,0xe0 ; 设置7～4位为1110,表示lba模式
mov dx,0x1f6
out dx,al
;第3步：向0x1f7端口写入读命令，0x20
mov dx,0x1f7
mov al,0x20
out dx,al
;第4步：检测硬盘状态
.not_ready:
;同一端口，写时表示写入命令字，读时表示读入硬盘状态
nop
in al,dx
and al,0x88 ;第4位为1表示硬盘控制器已准备好数据传输，第7位为1表示硬盘忙
cmp al,0x08
jnz .not_ready ;若未准备好，继续等。
;第5步：从0x1f0端口读数据
mov ax, di ;di当中存储的是要读取的扇区数
mov dx, 256 ;每个扇区512字节，一次读取两个字节，所以一个扇区就要读取256次，与扇区数相乘，就等得到总读取次数
mul dx ;8位乘法与16位乘法知识查看书p133,注意：16位乘法会改变dx的值！！！！
mov cx, ax ; 得到了要读取的总次数，然后将这个数字放入cx中
mov dx, 0x1f0
.go_on_read:
in ax,dx
mov [bx],ax
add bx,2
loop .go_on_read
ret
times 510-($-$$) db 0
db 0x55,0xaa
%include "boot.inc"
section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR
GDT_BASE: ;构建gdt及其内部的描述符
dd 0x00000000
dd 0x00000000
CODE_DESC:
dd 0x0000FFFF
dd DESC_CODE_HIGH4
DATA_STACK_DESC:
dd 0x0000FFFF
dd DESC_DATA_HIGH4
VIDEO_DESC:
dd 0x80000007 ;limit=(0xbffff-0xb8000)/4k=0x7
dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时dpl已改为0
GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE
GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1
times 60 dq 0 ; 此处预留60个描述符的空间
SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 相当于(CODE_DESC - GDT_BASE)/8 + TI_GDT + RPL0
SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上
SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上
total_mem_bytes dd 0 ; total_mem_bytes用于保存内存容量,以字节为单位,此位置比较好记。
; 当前偏移loader.bin文件头0x200字节,loader.bin的加载地址是0x900,
; 故total_mem_bytes内存中的地址是0xb00.将来在内核中咱们会引用此地址
gdt_ptr dw GDT_LIMIT ;定义加载进入GDTR的数据，前2字节是gdt界限，后4字节是gdt起始地址，
dd GDT_BASE
ards_buf times 244 db 0 ;人工对齐:total_mem_bytes4字节+gdt_ptr6字节+ards_buf244字节+ards_nr2,共256字节
ards_nr dw 0 ;用于记录ards结构体数量
loader_start:
;------- int 15h eax = 0000E820h ,edx = 534D4150h ('SMAP') 获取内存布局 -------
xor ebx, ebx ;第一次调用时，ebx值要为0
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
.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。
mov ecx, 20 ;ARDS地址范围描述符结构大小是20字节
int 0x15
add di, cx ;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 ;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
;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可被使用
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
mov edx, eax ;edx为总内存大小
.next_ards:
loop .find_max_mem_area
mov [total_mem_bytes], edx ;将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。
;----------------- 准备进入保护模式 ------------------------------------------
;1 打开A20
;2 加载gdt
;3 将cr0的pe位置1
;----------------- 打开A20 ----------------
in al, 0x92
or al, 0000_0010B
out 0x92,al
;----------------- 加载GDT ----------------
lgdt [gdt_ptr]
;----------------- cr0第0位置1 ----------------
mov eax,cr0
or eax,0x00000001
mov cr0,eax
;jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start
jmp SELECTOR_CODE:p_mode_start ; 刷新流水线，避免分支预测的影响,这种cpu优化策略，最怕jmp跳转，
; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用。
.error_hlt: ;出错则挂起
hlt
[bits 32]
p_mode_start:
mov ax,SELECTOR_DATA
mov ds,ax
mov es,ax
mov ss,ax
mov esp,LOADER_STACK_TOP
mov ax,SELECTOR_VIDEO
mov gs,ax
; ------------------------- 加载kernel ----------------------
mov eax, KERNEL_START_SECTOR ; kernel.bin所在的扇区号
mov ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 从磁盘读出后，写入到ebx指定的地址
mov ecx, 200 ; 读入的扇区数
call rd_disk_m_32
call setup_page ;创建页目录表的函数,我们的页目录表必须放在1M开始的位置，所以必须在开启保护模式后运行
;以下两句是将gdt描述符中视频段描述符中的段基址+0xc0000000
mov ebx, [gdt_ptr + 2] ;ebx中存着GDT_BASE
or dword [ebx + 0x18 + 4], 0xc0000000 ;视频段是第3个段描述符,每个描述符是8字节,故0x18 = 24，然后+4，是取出了视频段段描述符的高4字节。然后or操作，段基址最高位+c
add dword [gdt_ptr + 2], 0xc0000000 ;将gdt的基址加上0xc0000000使其成为内核所在的高地址
add esp, 0xc0000000 ; 将栈指针同样映射到内核地址
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS ; 把页目录地址赋给cr3
mov cr3, eax
mov eax, cr0 ; 打开cr0的pg位(第31位)
or eax, 0x80000000
mov cr0, eax
lgdt [gdt_ptr] ;在开启分页后,用gdt新的地址重新加载
enter_kernel:
call kernel_init
mov esp, 0xc009f000
jmp KERNEL_ENTRY_POINT ; 用地址0x1500访问测试，结果ok
;----------------- 将kernel.bin中的segment拷贝到编译的地址 -----------
kernel_init:
xor eax, eax ;清空eax
xor ebx, ebx ;清空ebx, ebx记录程序头表地址
xor ecx, ecx ;清空ecx, cx记录程序头表中的program header数量
xor edx, edx ;清空edx, dx 记录program header尺寸
mov dx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 42] ; 偏移文件42字节处的属性是e_phentsize,表示program header table中每个program header大小
mov ebx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 28] ; 偏移文件开始部分28字节的地方是e_phoff,表示program header table的偏移，ebx中是第1 个program header在文件中的偏移量
; 其实该值是0x34,不过还是谨慎一点，这里来读取实际值
add ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 现在ebx中存着第一个program header的内存地址
mov cx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 44] ; 偏移文件开始部分44字节的地方是e_phnum,表示有几个program header
.each_segment:
cmp byte [ebx + 0], PT_NULL ; 若p_type等于 PT_NULL,说明此program header未使用。
je .PTNULL
;为函数memcpy压入参数,参数是从右往左依然压入.函数原型类似于 memcpy(dst,src,size)
push dword [ebx + 16] ; program header中偏移16字节的地方是p_filesz,压入函数memcpy的第三个参数:size
mov eax, [ebx + 4] ; 距程序头偏移量为4字节的位置是p_offset，该值是本program header 所表示的段相对于文件的偏移
add eax, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 加上kernel.bin被加载到的物理地址,eax为该段的物理地址
push eax ; 压入函数memcpy的第二个参数:源地址
push dword [ebx + 8] ; 压入函数memcpy的第一个参数:目的地址,偏移程序头8字节的位置是p_vaddr，这就是目的地址
call mem_cpy ; 调用mem_cpy完成段复制
add esp,12 ; 清理栈中压入的三个参数
.PTNULL:
add ebx, edx ; edx为program header大小,即e_phentsize,在此ebx指向下一个program header
loop .each_segment
ret
;---------- 逐字节拷贝 mem_cpy(dst,src,size) ------------
;输入:栈中三个参数(dst,src,size)
;输出:无
;---------------------------------------------------------
mem_cpy:
cld ;将FLAG的方向标志位DF清零，rep在执行循环时候si，di就会加1
push ebp ;这两句指令是在进行栈框架构建
mov ebp, esp
push ecx ; rep指令用到了ecx，但ecx对于外层段的循环还有用，故先入栈备份
mov edi, [ebp + 8] ; dst，edi与esi作为偏移，没有指定段寄存器的话，默认是ss寄存器进行配合
mov esi, [ebp + 12] ; src
mov ecx, [ebp + 16] ; size
rep movsb ; 逐字节拷贝
;恢复环境
pop ecx
pop ebp
ret
setup_page: ;------------------------------------------ 创建页目录及页表 -------------------------------------
;----------------以下6行是将1M开始的4KB置为0，将页目录表初始化
mov ecx, 4096 ;创建4096个byte 0，循环4096次
mov esi, 0 ;用esi来作为偏移量寻址
.clear_page_dir:
mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS + esi], 0
inc esi
loop .clear_page_dir
; ----------------初始化页目录表，让0号项与768号指向同一个页表，该页表管理从0开始4M的空间
.create_pde: ;一个页目录表项可表示4MB内存,这样0xc03fffff以下的地址和0x003fffff以下的地址都指向相同的页表，这是为将地址映射为内核地址做准备
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS ; eax中存着页目录表的位置
add eax, 0x1000 ; 在页目录表位置的基础上+4K（页目录表的大小），现在eax中第一个页表的起始位置
mov ebx, eax ; 此处为ebx赋值，现在ebx存着第一个页表的起始位置
or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 页目录项的属性RW和P位为1,US为1,表示用户属性,所有特权级别都可以访问.
; 现在eax中的值符合一个页目录项的要求了，高20位是一个指向第一个页表的4K整数倍地址，低12位是相关属性设置
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0x0], eax ; 页目录表0号项写入第一个页表的位置(0x101000)及属性(7)
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0xc00], eax ; 页目录表768号项写入第一个页表的位置(0x101000)及属性(7)
sub eax, 0x1000 ;----------------- 使最后一个目录项指向页目录表自己的地址，为的是将来动态操作页表做准备
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 4092], eax ;属性包含PG_US_U是为了将来init进程（运行在用户空间）访问这个页目录表项
mov ecx, 256 ; -----------------初始化第一个页表，因为我们的操作系统不会超过1M，所以只用初始化256项
mov esi, 0 ; esi来做寻址页表项的偏移量
mov edx, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 属性为7,US=1,RW=1,P=1
.create_pte: ; 创建Page Table Entry
mov [ebx+esi*4],edx ; 此时的ebx已经在上面通过eax赋值为0x101000,也就是第一个页表的地址
add edx,4096 ; edx指向下一个4kb空间，且已经设定好了属性，故edx中是一个完整指向下一个4kb物理空间的页表表项
inc esi ; 寻址页表项的偏移量+1
loop .create_pte ;循环设定第一个页表的256项
; -------------------初始化页目录表769号-1022号项，769号项指向第二个页表的地址（此页表紧挨着上面的第一个页表），770号指向第三个，以此类推
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS ; eax存页目录表的起始位置
add eax, 0x2000 ; 此时eax为第二个页表的位置
or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 设置页目录表项相关属性，US,RW和P位都为1，现在eax中的值是一个完整的指向第二个页表的页目录表项
mov ebx, PAGE_DIR_TABLE_POS ; ebx现在存着页目录表的起始位置
mov ecx, 254 ; 要设置254个表项
mov esi, 769 ; 要设置的页目录表项的偏移起始
.create_kernel_pde:
mov [ebx+esi*4], eax ; 设置页目录表项
inc esi ; 增加要设置的页目录表项的偏移
add eax, 0x1000 ; eax指向下一个页表的位置，由于之前设定了属性，所以eax是一个完整的指向下一个页表的页目录表项
loop .create_kernel_pde ; 循环设定254个页目录表项
ret
;-------------------------------------------------------------------------------
;功能:读取硬盘n个扇区
rd_disk_m_32:
;-------------------------------------------------------------------------------
; eax=LBA扇区号
; ebx=将数据写入的内存地址
; ecx=读入的扇区数
mov esi,eax ;备份eax
mov di,cx ;备份cx
;读写硬盘:
;第1步：选择特定通道的寄存器，设置要读取的扇区数
mov dx,0x1f2
mov al,cl
out dx,al ;读取的扇区数
mov eax,esi ;恢复ax
;第2步：在特定通道寄存器中放入要读取扇区的地址，将LBA地址存入0x1f3 ~ 0x1f6
;LBA地址7~0位写入端口0x1f3
mov dx,0x1f3
out dx,al
;LBA地址15~8位写入端口0x1f4
mov cl,8
shr eax,cl
mov dx,0x1f4
out dx,al
;LBA地址23~16位写入端口0x1f5
shr eax,cl
mov dx,0x1f5
out dx,al
shr eax,cl
and al,0x0f ;lba第24~27位
or al,0xe0 ; 设置7～4位为1110,表示lba模式
mov dx,0x1f6
out dx,al
;第3步：向0x1f7端口写入读命令，0x20
mov dx,0x1f7
mov al,0x20
out dx,al
;第4步：检测硬盘状态
.not_ready:
;同一端口，写时表示写入命令字，读时表示读入硬盘状态
nop
in al,dx
and al,0x88 ;第4位为1表示硬盘控制器已准备好数据传输，第7位为1表示硬盘忙
cmp al,0x08
jnz .not_ready ;若未准备好，继续等。
;第5步：从0x1f0端口读数据
mov ax, di ;di当中存储的是要读取的扇区数
mov dx, 256 ;每个扇区512字节，一次读取两个字节，所以一个扇区就要读取256次，与扇区数相乘，就等得到总读取次数
mul dx ;8位乘法与16位乘法知识查看书p133,注意：16位乘法会改变dx的值！！！！
mov cx, ax ; 得到了要读取的总次数，然后将这个数字放入cx中
mov dx, 0x1f0
.go_on_read:
in ax,dx
mov [ebx],ax ;与rd_disk_m_16相比，就是把这两句的bx改成了ebx
add ebx,2
; 由于在实模式下偏移地址为16位,所以用bx只会访问到0~FFFFh的偏移。
; loader的栈指针为0x900,bx为指向的数据输出缓冲区,且为16位，
; 超过0xffff后,bx部分会从0开始,所以当要读取的扇区数过大,待写入的地址超过bx的范围时，
; 从硬盘上读出的数据会把0x0000~0xffff的覆盖，
; 造成栈被破坏,所以ret返回时,返回地址被破坏了,已经不是之前正确的地址,
; 故程序出会错,不知道会跑到哪里去。
; 所以改为ebx代替bx指向缓冲区,这样生成的机器码前面会有0x66和0x67来反转。
; 0X66用于反转默认的操作数大小! 0X67用于反转默认的寻址方式.
; cpu处于16位模式时,会理所当然的认为操作数和寻址都是16位,处于32位模式时,
; 也会认为要执行的指令是32位.
; 当我们在其中任意模式下用了另外模式的寻址方式或操作数大小(姑且认为16位模式用16位字节操作数，
; 32位模式下用32字节的操作数)时,编译器会在指令前帮我们加上0x66或0x67，
; 临时改变当前cpu模式到另外的模式下.
; 假设当前运行在16位模式,遇到0X66时,操作数大小变为32位.
; 假设当前运行在32位模式,遇到0X66时,操作数大小变为16位.
; 假设当前运行在16位模式,遇到0X67时,寻址方式变为32位寻址
; 假设当前运行在32位模式,遇到0X67时,寻址方式变为16位寻址.
loop .go_on_read
ret
int main(void){
while(1);
return 0;
}
提示：
流程解析
我们来梳理整个操作系统引导程序的完整执行顺序。这个过程从系统加电开始，由 BIOS 启动，最终将控制权交给内核。整个流程可以清晰地划分为几个阶段，每个阶段都承担着特定的任务。
第一阶段：MBR (主引导记录) 执行
这是启动流程的第一步，由 BIOS 负责加载和执行。
- BIOS 加载 MBR:
系统加电后，BIOS 将硬盘的第一个扇区（512字节）加载到内存地址 0x7C00 处，并跳转到该地址开始执行。 - 初始化环境:
设置段寄存器: 将 CS, DS, ES, SS, FS 都设置为 CS 的值，确保所有段寄存器指向同一个基址。
设置栈指针: 将 SP 设置为 0x7C00，栈空间位于其下方。
设置显存段寄存器: 将 GS 设置为 0xB800，以便后续向显存写入字符。 - 清屏与显示信息:
调用 BIOS 中断 int 0x10，功能号 0x06，清空整个屏幕。
直接向显存 gs:0x00 写入字符 ‘1’、’ '、‘M’、‘B’、‘R’ 及其属性，使屏幕左上角显示 “1 MBR” 字样，表明 MBR 正在运行。 - 读取加载器 (Loader):
调用子程序 rd_disk_m_16。
从硬盘第 3 个扇区（LBA 地址 0x2）开始，读取 4 个扇区的数据。
将这些数据写入内存地址 0x900 处。
跳转到加载器入口点:
执行 jmp LOADER_BASE_ADDR + 0x300，即跳转到 0xC00 处，将控制权移交给加载器程序。
第二阶段：加载器 (Loader) 执行
加载器在实模式下开始执行，其核心任务是完成向保护模式的过渡，并为内核的加载做好准备。
- 获取系统内存布局:
调用 BIOS 中断 int 0x15，子功能号 0xE820，获取系统的内存布局信息。
将返回的 ARDS（Address Range Descriptor Structure）结构存储在 ards_buf 缓冲区中，并记录数量 ards_nr。
遍历所有 ARDS 结构，计算每个内存区域的结束地址（基地址 + 长度），并找出其中最大的一个，将其值存入 total_mem_bytes 变量，作为系统的总内存容量。 - 准备进入保护模式:
打开 A20 地址线: 通过向端口 0x92 写入特定值，启用 A20 地址线，以访问超过 1MB 的内存。
加载 GDT: 将预先定义好的全局描述符表（GDT）加载到 GDTR 寄存器。
切换到保护模式: 设置 CR0 寄存器的 PE 位，CPU 进入保护模式。
刷新流水线: 执行一个长跳转指令 jmp SELECTOR_CODE:p_mode_start，确保 CPU 在保护模式下正确执行后续指令。 - 保护模式下的初始化:
设置段寄存器: 将 DS, ES, SS 设置为数据段选择子 SELECTOR_DATA，将 GS 设置为显存段选择子 SELECTOR_VIDEO。
设置栈指针: 将 ESP 设置为 LOADER_STACK_TOP（即 0x900）。 - 读取内核 (Kernel):
调用子程序 rd_disk_m_32。
从硬盘第 9 个扇区（LBA 地址 0x9）开始，读取 200 个扇区的数据。
将这些数据写入内存地址 0x70000 处。 - 设置分页机制:
调用子程序 setup_page，创建页目录表和页表。
建立虚拟地址到物理地址的映射关系：
将虚拟地址 0x00000000 到 0x003FFFFF 映射到物理地址 0x00000000。
将虚拟地址 0xC0000000 到 0xC03FFFFF 也映射到物理地址 0x00000000。
修改 GDT 中视频段描述符的基址，使其高地址部分为 0xC0000000，这样可以通过 GS 段寄存器访问 0xC00B8000 处的显存。
将 GDT 的基址和栈指针 ESP 也映射到高地址空间。
将页目录表的物理地址加载到 CR3 寄存器，并开启分页机制（设置 CR0 的 PG 位）。
重新加载 GDT，使其位于高地址空间。 - 解析并拷贝内核:
调用子程序 kernel_init。
解析内核文件 kernel.bin 的 ELF 格式头，获取程序头表（Program Header Table）的位置和大小。
遍历程序头表中的每一个段（Segment），根据其 p_vaddr（虚拟地址）、p_offset（文件偏移）和 p_filesz（文件大小），将内核的各个段从 0x70000 处拷贝到它们各自指定的虚拟地址处（如 0xC0001500）。 - 跳转到内核入口点:
设置一个新的栈指针 ESP 为 0xC009F000。
执行 jmp KERNEL_ENTRY_POINT，即跳转到 0xC0001500 处，将控制权移交给内核。
第三阶段：内核 (Kernel) 执行
内核在保护模式和分页机制下开始执行。
- 执行 main 函数:
内核的 main 函数被调用。
其内容非常简单：一个无限循环 while(1);。
这表示操作系统已经成功启动，并进入了稳定状态，等待后续的中断或系统调用。
jmp KERNEL_ENTRY_POINT 重点详解
这条指令是整个引导加载程序（Loader）的终点，也是操作系统内核（Kernel）的起点。它的执行标志着控制权从引导程序正式移交给了操作系统。
- 指令的上下文
在执行 jmp KERNEL_ENTRY_POINT 之前，加载器已经完成了所有准备工作：
环境初始化：已进入保护模式，开启了分页机制，GDT 和页表都已正确设置。
内存布局：内核文件 kernel.bin 已被读取到内存地址 0x70000 处。
内核解析与拷贝：通过 kernel_init 子程序，内核的各个段（如 .text 代码段、.data 数据段等）已根据 ELF 文件头中的程序头表（Program Header Table），从 0x70000 处被精确地拷贝到了它们各自指定的虚拟地址上（例如，代码段可能被拷贝到 0xC0001000）。
栈指针重置：栈指针 ESP 已被设置为 0xC009F000，这是一个位于高地址空间的安全栈，远离内核代码和数据区域。
此时，系统已准备好运行一个功能完整的 32 位保护模式下的程序。 - KERNEL_ENTRY_POINT 的定义
在 boot.inc 头文件中，KERNEL_ENTRY_POINT 被定义为：
KERNEL_ENTRY_POINT equ 0xc0001500
KERNEL_ENTRY_POINT equ 0xc0001500
这意味着，jmp KERNEL_ENTRY_POINT 等价于 jmp 0xC0001500。
这个地址 0xC0001500 是一个虚拟地址。它是由内核开发者在链接脚本（linker script）中指定的，通常是内核 main 函数的入口地址。当编译器编译 main.c 时，会将 main 函数的机器码放在这个地址。
- 执行过程详解
当 CPU 执行到 jmp 0xC0001500 时，会发生以下一系列事件：
第一步：计算目标物理地址
CPU 不直接访问虚拟地址，它需要通过分页机制将其转换为物理地址。
虚拟地址结构：0xC0001500 的二进制表示为 1100 0000 0000 0000 0001 0101 0000 0000。
最高 10 位 (1100000000) 是页目录索引 (Page Directory Index)，即 768。
中间 10 位 (0000000001) 是页表索引 (Page Table Index)，即 1。
最低 12 位 (010100000000) 是页内偏移 (Page Offset)。
查找页目录项 (PDE)：
CPU 使用 CR3 寄存器中存储的页目录表基址（在 setup_page 中设置为 0x100000）。
它找到页目录表的第 768 项（因为虚拟地址最高 10 位是 768）。
根据 setup_page 中的设置，第 768 项指向的是第一个页表（其物理地址为 0x101000）。
查找页表项 (PTE)：
CPU 使用上一步得到的页表物理地址 0x101000。
它找到该页表的第 1 项（因为虚拟地址中间 10 位是 1）。
根据 setup_page 中的设置，第 1 项指向的物理页帧地址是 0x1000（因为第一个页表的第 0 项指向 0x00000000，第 1 项指向 0x00001000）。
计算物理地址：
物理地址 = 页帧地址 + 页内偏移 = 0x00001000 + 0x500 = 0x00001500。
因此，虚拟地址 0xC0001500 被映射到物理地址 0x00001500。
第二步：跳转到目标地址
更新 EIP：CPU 将指令指针寄存器 EIP 设置为 0xC0001500。这意味着 CPU 下一条要执行的指令就是位于这个虚拟地址处的指令。
刷新流水线：由于这是一个无条件跳转，CPU 会清空其指令预取队列和分支预测器中的内容，确保下一条指令是从新的地址开始获取的。
第三步：执行内核代码
main 函数入口：0xC0001500 处的指令正是内核 main 函数的起始指令。
int main(void){
while(1);
return 0;
}
编译后，这会生成一条无限循环的汇编指令。
无限循环：CPU 开始执行 while(1); 对应的机器码，进入一个永不退出的循环。这标志着操作系统已经成功启动，并进入了稳定状态。
- 关键点总结
虚拟地址 vs 物理地址：jmp 指令操作的是虚拟地址。真正的执行发生在由分页机制转换后的物理地址上。
控制权完全移交：一旦执行了 jmp，加载器的代码就彻底停止运行，CPU 完全按照内核的指令序列执行。
环境准备至关重要：jmp 能够成功执行的前提是，加载器已经为内核搭建好了所有必要的运行环境，包括保护模式、分页、正确的内存布局和栈。
入口地址的约定：0xC0001500 是一个约定俗成的地址，它由内核的链接脚本决定，确保了编译后的内核代码能够被正确地放置和执行。
总结
整个启动流程是一个环环相扣、层层递进的过程：
MBR 是“引路人”，负责初始化基本环境，加载并移交控制权给 加载器。
加载器 是“工程师”，负责完成从实模式到保护模式的复杂转换，设置内存管理机制（GDT 和分页），并最终加载和定位 内核。
内核 是“管理者”，在获得控制权后，开始执行其核心逻辑，标志着操作系统的正式运行。
这个流程展示了操作系统底层开发的核心思想：通过精心设计的引导程序，逐步建立起一个功能完备的运行环境，为上层应用提供服务。
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