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根据书本上的知识学习 大牛可以无视 本菜的自我总结实模式到保护模式的总步骤1、初始化GDT和选择子2、16位初始化32位代码段描述符，为进入32位代码段做准备3、加载gdtr4、关闭中断5、打开地址线6、用jmp正是切换到保护模式%include "pm.inc" ; 常量, 宏, 以及一些说明org 0100h jmp LABEL_BEGIN

http://blog.youkuaiyun.com/michael2012zhao/article/details/5554023一、 段寄存器的产生段寄存器的产生源于Intel 8086 CPU体系结构中数据总线与地址总线的宽度不一致。 数据总线的宽度，也即是ALU(算数逻辑单元)的宽度，平常说一个CPU是“16位”或者“32位”指的就是这个。8086CPU的数据总

要编译一个内核，必须要想办法将C和汇编语言连接在一起。这里是一个汇编语言的一份代码：foo.asm; 编译链接方法; (ld 的‘-s’选项意为“strip all”);; [root@XXX XXX]# nasm -f elf foo.asm -o foo.o; [root@XXX XXX]# gcc -c bar.c -o bar.o; [root@XXX XXX]#

源于《自己动手写操作系统》内核已经被我们加载进内存了，现在要跳入保护模式了~在拉出.asm文件之前，有几个inc文件必须说明一下lib.inc; ------------------------------------------------------------------------; 显示 AL 中的数字; ---------------------------------

《自己动手Loader需要做两项工作：加载内核到内存，跳入保护模式。我们先来研究第一项，用Loader加载ELF。加载内核到内存这一步和引导扇区的工作非常相似，只是处理内核时我们需要根据Program header table中的值把内核中相应的段放到正确的位置。这里有一份inc文件，在后续的asm文件中被引用到fat12hdr.inc; FAT12 磁盘的头;

从Linking View可以看出，ELF文件由4部分组成：ELF header(ELF头）， 程序头表（Program header table）， 节（Sections）和节头表（Section header table）。实际上，一个文件中不一定包含全部这些内容，而且它们的位置也未必这样安排。只有ELF头的位置是固定的，其余各部分的位置、大小等信息由ELF头中的各项值来决定。ELF he

中断和异常在保护模式下，中断机制发生了变化。中断向量表由IDT来代替。每一种中断对应一个中断向量号，这个向量号通过IDT与对应的中断处理程序对应起来。处理器接受三类异常。 Faults，可以被更正，并且更正后连续执行原来的指令。Traps，可以被更正，更正后执行产生trap之后的那条指令。Aborts，严重错误，无法更正。中断产生的两种原因：外部中断（由硬件产生的中断）

在Win下GCC使用命令nasm -f elf -o foo.o foo.asm 一直报错：File not recognize换了一个版本的GCC还是不行最后用了工具ELFParser检查才发现貌似Win下的GCC不支持生成ELF格式的文件啊 求大牛指正

段机制轻松体验(实模式和保护模式)[内存寻址]实模式下的内存寻址：让我们首先来回顾实模式下的寻址方式段首地址×16＋偏移量＝物理地址为什么要×16？因为在8086CPU中，地址线是20位，但寄存器是16位的，最高寻址64KB，它无法寻址到1M内存。于是，Intel设计了这种寻址方式，先缩小4位成16位放入到段寄存器，用到时候，再将其扩大到20位，这也造成了段的首地址必须是16的

克勤克俭用内存。如果我们用了16MB的空间来存放页表，那么它映射了16G的内存空间，而我们的物理内存不一定有那么大(外星人之类的呵呵)。这实在是一种浪费，所以我们必须确定内存有多大，然后根据内存大小确定多少页表是可用的。

页式存储：1、页就是一块内存。在80386中，页的大小是固定的4KB。2、逻辑地址、线性地址、物理地址在未打开分页机制时，线性地址等同于物理地址。逻辑地址通过分段机制直接转换成物理地址。担当分页开启时，分段机制将逻辑地址转换成线性地址，线性地址再通过分页机制转换成物理地址。3、分页机制概述物理地址=F(线性地址)转换使用两级页表，第一级叫做页目录，大小为4KB。存储

装了个nasm，今天发现它把PATH变量直接盖了，害得我VS跪了=。=

保护模式中最重要的一个思想就是通过分级把代码隔离了起来，不同的代码在不同的级别，使大多数情况下都只和同级代码发生关系。Intel的80286以上的cpu可以识別4个特权级(或特权层) ，0级到3级。数值越大特权越小。一般用把系统内核放在0级，系统的其他服务程序位于1、2级，3级则是应用软件。一般情况下代码都在自己的级别下做自己的工作，同一级别之间可以相互访问，而一般是不允许不同级别的代码间随意访问

回忆jmp和call时堆栈的影响：对于jmp来说，短跳转对应段内，长跳转对应段间。对堆栈没有影响call指令会影响堆栈，长调用和短调用对堆栈的影响是不同的。对于短调用来说，call指令执行时下一条指令的eip压栈。到ret指令执行时，这个eip会被从堆栈中弹出。如果是长调用，如图：高地址  参数1              参数2eipcs低地址

程序从一个代码段转移到另一个代码段之前，目标代码段的选择子会被加载到cs中。作为加载过程的一部分，处理器会检查描述符的界限、类型、特权级等内容。如果检验成功，cs会被将在，程序控制将转移到新的代码段中，从eip指示的位置开始执行。使用jmp或call进行直接转移：如果目标是非一致代码段，要求CPL必须等于目标段的DPL，同时要求RPL小于DPL。如果目标是一致代码段，则要求CP

LDT Local Descriptor Table; ==========================================; pmtest3.asm; 编译方法：nasm pmtest3.asm -o pmtest3.com; ==========================================%include "pm.inc" ; 常量, 宏, 以

计算机启动过程    当按下电源开关后，将发送电信号给BIOS，BIOS获得电信号后将启动自检程序检查周边设备是否通电完毕    检查完毕后，自检程序将控制权交还BIOS，BIOS然后读取引导启动盘的启动程序    在虚拟机里选择软盘启动，计算机会检查软盘的0面0磁道1扇区，如果发现它以0xAA55则BIOS认为它是一个引导扇区，也就是Boot Sector。

6.1、　x64 下的物理资源及系统数据结构6.1.1、 segment registers　　x64 体系在硬件级上最大限度地削弱了 segmentation 段式管理。采用平坦内存管理模式，因此体现出来的思想是 base 为 0、limit 忽略。　　但是，x64 还是对 segmentation 提供了某种程度上的支持。体现在 FS 与 GS 的与众不同。　　segmen