Orange's一个操作系统的实现：保护模式
概述
在计算机加电之后，bios检查硬件，并且把第一个扇区中的bootloader代码加载到0000: 07c00h处，开始执行bootloader代码．bootloader主要做两件事情：
- 从实模式进入保护模式
- 从硬盘(或者其他)中读取OS kernel到内存的固定位置处，然后跳转到OS中执行．
这里先讨论如何从实模式进入保护模式
参考链接：
- 学堂在线 － 清华大学OS课程
先让代码跑起来
- 先下在freedos，并将其中的a.img复制到代码在的工作目录，改名为freedos.img．下载链接：freedos
- 用bximg生成软盘映像，pm.img
- 修改bochsrc，添加下面三行
floppya: 1_44=freedos.img, status=inserted
floppyb: 1_44=pm.img, status=inserted
boot: a
# 相当于有两个软盘，软盘a作为bootloader，引导操作系统启动，软盘ｂ里面放置我们自己
＃ 的对操作系统的操作（相当于操作系统内核）
- 启动Bochs，待FreeDos其中之后，使用
format b:命令格式化Ｂ:盘 - 把代码编译成.com文件，
nasm pmtest1.asm -o pmtest1.com - 把pmtest1.com复制到虚拟软盘pm.img上：一种拷贝方法，值得学习
sudo mkdir /mnt/floppy
sudo mount -o loop pm.img /mnt/floppy
sudo cp pmtest1.com /mnt/floppy
sudo umount /mnt/floppy
- 现在我们的.com文件已经拷贝到软盘pm.img中了，在freedos中使用
B:\pmtest1.com即可执行
GDT(Global Descriptor Table)
参考：GDT,LDT,GDTR,LDTR 详解,包你理解透彻
GDT就是一个装有段描述符的大数组．在GDT中每一个段描述符占用8字节，段描述符最主要的包含两个信息：
- 段的起始地址（段基址）
- 段的大小（段界限）
代码段和数据段描述符如下所示：
GDT表的基地址存放在GDTR寄存器中．GDTR是一个48位寄存器，其低16位保存GDT表的长度，高32位保存表的基址．所以GDT表的最大长度是1Ｍ，因为每一个描述符是8字节，所以一共可以存放213个段描述符，但是注意：第一个描述符为空，不使用．
在实模式下的寻址方式为：
在保护模式下，段寄存器实际存放的是选择子，选择子实际上就是GDT表的index．所以在保护模式下，段寄存器就相当于一个指针．
在下图中，逻辑地址由一个16位的段寄存器和32位EIP寄存器指出．根据段寄存器中的值（选择子，index），在GDT中找到段描述符（描述了段的基址和界限），线性地址=基址+EIP．需要注意的是：在没有页机制的情况下，线性地址和物理地址是等价的．
选择子(Selector)
选择子的结构如图：
包括3个部分：
- 描述符索引(index)：表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符。
- TI：段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT（Local Descriptor Table）选择。
- 请求特权级(RPL)：代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级）．0代表最高级（操作系统在0级），3代表最低级（应用程序在3级）.任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
一个栗子
例如给出逻辑地址：21h:12345678h转换为线性地址
- 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：选择子的index=4即100b选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1
- OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
段描述符属性
- P位：存在位，Ｐ＝1表示段在内存中存在；Ｐ＝0表示段在内存中不存在．
- DPL描述特权级．特权级可以是0，1，2，3．数字越小特权级越大
- Ｓ位指明描述符是数据段/代码段描述符（Ｓ＝1）还是系统段/门描述符（S=0)
- TYPE
- G位段界限粒度位．Ｇ＝0时段界限粒度为字节；Ｇ＝1时段界限粒度为4KB
- D/B位
- AVL位保留位，可以被系统软件使用
代码理解
- 问题1：为什么还要初始化32位代码段描述符？？？？？？为什么gdt里面的段基地址都是0？？？？
解释：这段代码是把32位代码段的物理地址加载到段描述符的＂段基址＂位置处（见上文段描述符图示）.mov ax, csshl eax, 4add eax, LABEL_SEG_CODE32这3句是在计算物理地址，mov word [LABEL_DESC_CODE32+2], ax是把ax的内容放到byte2和byte3处，后面的类似．
所以这也可以解释为什么在gdt表中，段基址写成0（LABEL_DESC_TEST和LABEL_DESC_VIDEO除外，因为这两个已经明确知道段基址了），因为这个0只是占位子而已，后面的初始化工作，才是真正的设置成正确的段基址．所以，要分清楚编译和运行是不一样的．
; 初始化 32 位代码段描述符
xor eax, eax
mov ax, cs
shl eax, 4
add eax, LABEL_SEG_CODE32
mov word [LABEL_DESC_CODE32 + 2], ax
shr eax, 16
mov byte [LABEL_DESC_CODE32 + 4], al
mov byte [LABEL_DESC_CODE32 + 7], ah
[SECTION .gdt]
; GDT
; 段基址, 段界限 , 属性
LABEL_GDT: Descriptor 0, 0, 0 ; 空描述符
LABEL_DESC_NORMAL: Descriptor 0, 0ffffh, DA_DRW ; Normal 描述符
LABEL_DESC_CODE32: Descriptor 0, SegCode32Len-1, DA_C+DA_32; 非一致代码段, 32
LABEL_DESC_CODE16: Descriptor 0, 0ffffh, DA_C ; 非一致代码段, 16
LABEL_DESC_DATA: Descriptor 0, DataLen-1, DA_DRW ; Data
LABEL_DESC_STACK: Descriptor 0, TopOfStack, DA_DRWA+DA_32; Stack, 32 位
LABEL_DESC_TEST: Descriptor 0500000h, 0ffffh, DA_DRW
LABEL_DESC_VIDEO: Descriptor 0B8000h, 0ffffh, DA_DRW ; 显存首地址
; GDT 结束
- 问题2：计算描述符的宏为什么这样写？
; 宏 ------------------------------------------------------------------------------------------------------
;
; 描述符
; usage: Descriptor Base, Limit, Attr
; Base: dd
; Limit: dd (low 20 bits available)
; Attr: dw (lower 4 bits of higher byte are always 0)
%macro Descriptor 3
dw %2 & 0FFFFh ; 段界限1
dw %1 & 0FFFFh ; 段基址1
db (%1 >> 16) & 0FFh ; 段基址2
dw ((%2 >> 8) & 0F00h) | (%3 & 0F0FFh) ; 属性1 + 段界限2 + 属性2
db (%1 >> 24) & 0FFh ; 段基址3
%endmacro ; 共 8 字节
- 问题3：为什么界限=长度-1??
GdtLen equ $ - LABEL_GDT ; GDT长度
GdtPtr dw GdtLen - 1 ; GDT界限
解释：段界限表达的是段内的最大偏移，而不是段的最大长度。 这个偏移从0开始计数，有点类似于Ｃ数组中的index．一个简单的例子，假如一个段有如下内存：
var1 db 0x01 ; 偏移0
var2 db 0x02 ; 偏移1
那么段界限应该是1还是2呢？答案是1，最大偏移是1。
访问段中数据使用：段基址 + 偏移（所以段界限说明的是这个最大偏移）
参考：段界限为什么要减1
保护模式进阶
这一章主要研究如何从保护模式跳回实模式
下面的代码展示了如何从保护模式进入实模式．
我们可以看到，前面那个jmp并没有直接跳转到实模式，而是选择跳转到一个保护模式下的16位代码段，在16位保护模式代码段下的jmp才真正跳入到实模式。
那么，你也许会问，为什么要这么麻烦，我们在实模式下不是直接从16位代码段跳到32位代码段的保护模式下了么，那为什么从保护模式就不能直接跳回去呢？
弄明白这个问题很重要，下面我们慢慢详解。
我们还是先来搞清楚一个概念：段描述符高速缓冲寄存器。
在实模式下，段寄存器含有段值，为访问存储器形成物理地址时，处理器引用相应的某个段寄存器并将其值乘以16，形成20位的段基地址。在保护模式下，段寄存器含有段选择子，如上所述，为了访问存储器形成线性地址时，处理器要使用选择子所指定的描述符中的基地址等信息。为了避免在每次存储器访问时，都要访问描述符表而获得对应的段描述符，从80286开始每个段寄存器都配有一个高速缓冲寄存器，称之为段描述符高速缓冲寄存器或描述符投影寄存器，对程序员而言它是不可见的。每当把一个选择子装入到某个段寄存器时，处理器自动从描述符表中取出相应的描述符，把描述符中的信息保存到对应的高速缓冲寄存器中。此后对该段访问时，处理器都使用对应高速缓冲寄存器中的描述符信息，而不用再从描述符表中取描述符。
这些高速缓冲寄存器在实方式下仍发挥作用，只是内容上与保护模式下有所不同。如上表所示，其中“Y”表示“是”； “N”表示“否”；“B”表示字节；“U”表示向上扩展，“W”表示以字方式操作堆栈。段基地址仍是 32位，其值是相应段寄存器值(段值)乘以16，在把段值装载到段寄存器时刷新。由于其值是16位段值乘上16，所以在实模式下基地址实际上有效位只有 20位。每个段的32位段界限都固定为0FFFFH，段属性的许多位也是固定的。所谓固定是指在实方式下不可设置这些属性值，只能继续沿用保护方式下所设置的值。因此，在准备结束保护模式回到实模式之前，要通过加载一个合适的描述符选择子到有关段寄存器，以使得对应段描述符高速缓冲寄存器中含有合适的段界限和属性。GDT中的描述符Normal就是这样一个描述符，在返回实模式之前把对应选择子Normal加载到DS和ES就是此目的。
CS段的段描述符高速缓冲寄存器的D位属性值为1表示代码当前运行在保护模式，D位属性值为0表示代码当前运行在实模式。而这个D位属性值在实模式下是固定的，也就是不容许改变的，只能在保护模式下改变。我们从上一篇日志看到，进入保护模式的标志是cr0的PE位置1，此时CPU就运行在了保护模式下，因此可以直接加载32位代码段的描述符，同时改变CS段描述符高速缓冲寄存器的D位属性值，这就是为什么可以直接从16位实模式代码段跳转到32位保护模式代码段的原因，因为跳转后的保护模式可以改变D位属性值。但是反过来就出问题了，由于实模式下D位属性值不容许改变，只能在保护模式下的时候就提前将D位属性值置0。那怎么置呢？我们想到一个方法就是先跳转到16位保护模式代码段，这样就可以置D位属性值为0，然后再由此跳入实模式。至此，这个问题我们算是弄明白了～
; 16 位代码段. 由 32 位代码段跳入, 跳出后到实模式
[SECTION .s16code]
ALIGN 32
[BITS 16]
LABEL_SEG_CODE16:
; 跳回实模式:
mov ax, SelectorNormal
mov ds, ax
mov es, ax
mov fs, ax
mov gs, ax
mov ss, ax
;ES 附加段寄存器
;CS 代码段寄存器
;SS 堆栈段寄存器
;DS 数据段寄存器
;FS 附加段寄存器
;GS 附加段寄存器
mov eax, cr0
and al, 11111110b
mov cr0, eax
LABEL_GO_BACK_TO_REAL:
jmp 0:LABEL_REAL_ENTRY ; 段地址会在程序开始处被设置成正确的值
Code16Len equ $ - LABEL_SEG_CODE16
; END of [SECTION .s16code]
再来看看下面这一段代码，这个jmp实现了从保护模式跳转到实模式．首先，这个jmp是一个段间跳转，占用5字节（jmp1字节，段地址2字节（：前面的部分），偏移量2字节（：后面的部分））．指令图示
在编译之后，指令的"Segment"部分就是0000，但是在运行过程中，存放此指令的内存单元被mov [LABEL_GO_BACK_TO_REAL+3], ax修改了，即此时＂Segment＂部分放置的是ax寄存器中的值．
LABEL_GO_BACK_TO_REAL:
jmp 0:LABEL_REAL_ENTRY ; 段地址会在程序开始处被设置成正确的值