ASM:《X86汇编语言-从实模式到保护模式》第11章：进入保护模式
★PART1：进入保护模式
1. 全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）
32位保护模式下，如果要使用一个段，必须先登记，登记的信息包括段的起始地址，段的界限和各种访问属性，如果偏移地址超过了段的界限，就会引发异常中断。和一个段有关的信息需要8个字节来描述，这被称为段的描述符（Segement Descriptor），每个段都需要一个描述符，为了存放描述符，需要在内存中开辟一段空间。这些描述符集中存放，构成了一个描述符表。
为了跟踪全局描述符表，处理器内部有一个48位的寄存器，称为全局描述符寄存器（GDTR）。这个寄存器分为两个部分，前16位为全局描述表的边界，后32位为全局描述表的线性基地址。GDT的界限是16位的，所以GDT的最大是216字节，又因为一个描述符是8个字节的，所以最多可以定义8192个描述符。
因为进入保护模式之前，是实模式，实模式只能访问最多1MB的内存，所以GDT通常都是定义在1MB以下的内存范围中，允许进入保护模式之后换个地方定义GDT。
因为在进入保护模式之前处理器初始化为实模式，同样的，主引导程序是在0x0000:0x7c00这个地方加载的，而主引导程序最大也就512字节，所以我们把GDT放在主引导程序之后，也就是0x7e00后面，GDT的界限可以到0x17DFF（64KB最大）。
栈段寄存器SS被初始化为0x0000，栈是向下拓展的，我们可以把SP段定义到0x7c00处，然后向下拓展（要注意大小不能太大，因为BIOS数据区和中断向量表都在下面）。
描述符不是由用户程序自己创建的，都是由操作系统创建的，如果用户程序对段的访问超过了操作系统所规定的范围，或者访问了一个不属于它的段，那么这些操作都会被处理器阻止。
2. 32位保护模式下GDT每个位置的定义
每个描述符在GDT占8个字节，每个位置及其定义见下图：
在32位保护模式下，如果未开始页功能，那么段地址就是物理地址，注意描述符段保存器的段界限和基地址是不连续的（其实是为了兼容80286）。另外需要注意的是，段基地址最好是16字节对齐，虽然80386原则上是可以选取任何位置作为段基地址的，但是如果不进行16字节对齐，那么将会对性能产生很大的影响。因为32位CPU的总线是32位的，所以CPU一次会从内存中读取32个字节的数据（而且是从地址4倍数的字节开始读，比如0x00，0x04，0x08….等4倍数地址），然后进行剔除数据不要的部分，然后进行拼合，位移到寄存器里，这个过程是很花费时间的，但这是为了保证传输到寄存器里的内容总是正确的。读取一个字的时候总是可以正确读到，但是读取两个字的时候就可能跨越4倍数的界限，然后CPU必须读取48位数（花费两个时钟周期），才能正确读取数据。（注意CPU的16字节对齐和编程时候的align16是不一样的，编程时的align16是直接在内存上组织数据，和CPU读取数据无关。）
GDT每个位置的意义如下：
G位（Granularity，粒度）：
这个位用于解释界限的含义，当G=0，段界限是以字节为单位的，这个时候，段的拓展范围是1B-1MB（段描述符的段界限是20位的）；如果G=1，则段界限是以4KB为单位的，范围4KB-4GB。
S位（Descriptor Type，描述符类型）:
当S=0，说明这是一个系统段，当S=1，说明这是一个代码段或者是数据段（栈段是特殊的数据段）。
DPL位（Descriptor Privilege Level，DPL特权级）
32位处理器的DPL位有四种，分别是0,1,2,3（就是特权级0123），不同特权级的程序是相互隔离的，其访问是严格限制的，而且有些处理器指令（特权指令）只能由0特权级的程序来执行。在这里，DPL直的是访问该段所必须拥有的最低特权级，如果这里的数值是2，那么特权级0,1,2可以访问这个段，特权级3访问这个段会被处理器阻止。
P位（Segement Present，存在位）
P位用于描述描述符对应的段是否存在，一般来说，描述符所指示的段都是存在于内存中的，但是，当内存空间紧张的时候，有可能只是建立了描述符，对应的内存空间并不存在，这个时候就应该把P位清零。表示段并不 存在，另外，同样是在内从空间紧张的情况下，会把很少用到的段换出到硬盘中，腾出空间给当前急需内存的程序使用（当前正在执行的），这时，同样要把段的描述符P位清零，当再次轮到它执行时，P=1.
P位是处理器负责检查的，每当通过描述符访问内存的段中时，如果P位是0，则处理器会产生一个异常中断，通常，这个中断处理过程是操作系统提供的。该处理过程的任务是负责将该段从硬盘中换回内存，并将P=1。在多用户，多任务的系统中，这是一种常用的虚拟内存调度策略。
D/B位（Default Operation Size，默认的操作数大小）
对于代码段，当D=0表示指令的偏移地址或者操作数是16位的；D=1表示偏移地址或者操作数是32位的.
对于栈段，当D=0，表示使用SP寄存器，栈段上界是0xFFFF；当D=1，表示使用ESP寄存器，栈段上界是0xFFFFFFFF。
L位（64-bit Code Segement）
这个位用于保留给64位处理器使用，当L=0，表示是32位处理器，当L=1，表示是64位处理器。
TYPE位（描述符类别）
X表示是否可执行（eXecutable）。数据段总是不可执行的，X=0，代码段可执行，X=1。
E是对数据段而言，指示段的扩展方向，E=0表示向上拓展，E=1表示向下拓展。
W段指示读写属性，W=0指示不可写入，否则会引发处理器异常中断，W=1表示允许写入。
对代码段而言，C表示是否特权级依从（Conforming），C=0表示非依从的代码段，这样的代码段可以和他特权级相同的代码段调用。或者通过们调用，C=1表示允许从低特权级的程序转移到该段执行。代码段总是可以 执行，但是总是不允许被修改（如果要修改代码段，可以指定一个可以读写的数据段指向这个代码段）。，至于能不能读出，由R位决定，R=0表示不能读出，R=1表示可以读出。（相当于一个ROM）（R位不是指示处理器能 否读取指令的，而是限制程序和指令的行为，比如使用超越前缀CS：访问代码段的内容）。
A位是已访问位（Assessed），指示这个段最近有没有被访问过，在描述符创建后，这个位置应该被置零。之后，每当这个段被访问的时候，处理器都会将这个位变成1，对这个位清零是操作系统做的，通过定期监视该段 的位置，可以统计出该段的使用频率，当内存空间紧张的时候，可以不经常用的段退到硬盘上，从而实现虚拟内存管理。
AVL位（Available）
通常由操作系统用，处理器并不会使用它。
3. 安装存储器的段描述符并加载到GDTR中
处理器规定，全局描述表的第一个表必须是0，相当于是NULL
在这里，lgdt就是load GDT的简称，意图也很明显，就是加载GDT的意思，这个指令的操作数是一个48位的内存单位，低16位是GDT的界限，高32位是GDT的线性基地址，这个指令的操作数在16位模式下是16位的，在32位保护模式下是32位的，这个指令在保护模式和16位模式都可以执行。（注意段界限一定是大小-1，不要错了）。
在初始化状态下，GDTR的基地址被初始化为0x00000000，界限被初始化为0xFFFF，这个指令不会影响任何标志位。
注意：在进入主引导程序的时候，段寄存器和GDTR的内容和处理器刚加电的时候不再相同。因为BIOS加电自检程序在执行的时候要进入保护模式，进行相应的测试，这会改变相关段的内容。
4. 关于A20（第21个地址线）开启问题
8086只有20根地址线，只能访问1MB的内存，到了80386有32根地址线，这里就会出现一个问题，在8086时代，很多程序都会利用20位地址回绕特性（当物理地址超过0xFFFFF就会回绕到0x00000），而到了80286以后，由于地址线加多了，这个进位不会被丢弃，所以就会引发很多问题。
Intel想了一个方法，他们在80286和80386在A20处使用一个与门控制，并且把这个与门的控制阀门放在键盘上，端口号是0x60，向这个端口写入数据的时候，如果这个第一位是1，那么键盘控制器通向与门的输出就是1，与门的输出决定于A20是0还是1（在实模式下，只要强制与门的输出为0，那么实模式的回绕特性将会被保留）。
我们先来看这种老式方法的操作，代码From: http://hengch.blog.163.com/blog/static/107800672009013104623747/
这种方法非常麻烦，后来到了80486，这个问题被得到简化。在80486以后，处理器本身就有了A20M#引脚（A20 Mask，A20屏蔽），这个引脚低电平有效。在ICH上，有一个用于兼容老式设备的端口0x92，第7-2位保留，第0位叫做INIT_NOW，用于初始化处理器，当它从0到1过渡的，ICH会使INIT#引脚电平变为低电平有效，并保持至少16个PCI时钟周期，也就是说，如果向0x92写入1，那么就会让处理器复位，导致计算机强制重启。
当INIT_NOW从0到1，ALT_A20_GATE将会被置为1，这就是说，计算机启动的时候，第21个根引线是自动启用的（但是A20#M是仅用于单处理器系统，多核系统一般是不用的）。现在基本都是USB设备了。
快速打开A20的方法，非常简单。
5. 32位保护模式下的内存访问
要开启保护模式，除了加载GDT，打开A20还不够，我们必须还要对CR0开关进行操作，CR0也是一个处理器内部的控制寄存器（Control Register，RD）。这样的控制器还有CR1，CR2，CR3等。CR0是一个32位的寄存器，他的第一位（0位）是保护模式允许位（Protection Enable，PE），如果把这个位置为1，那么处理器将会进入保护模式，按保护模式的规则开始运行。在保护模式下，实模式下的中断向量表不再适用，且我们不能再使用BIOS中断，这就是为什么我们之前要把中断关掉的原因。
在8086下，执行到第三行时，处理器先将ds的内容左4位，然后加上偏移地址0xc0，然后再把al的内容写入，实际写入的内容的位置是0x200c0。
在32位处理器下的实模式下，首先如果处理器要引用一个段（也就是执行将段地址传到段寄存器的指令），处理器会自动将段地址左移4位，然后传到描述符高速缓存器，这以后，就一直使用描述符高速缓存器的内容作为段地址。只要不改变段寄存器DS的内容，以后每次访问内存都直接使用DS描述符高速缓存器中的内容，在实模式下段寄存器只能传送16位的逻辑地址。（这个时候处理器不会把他看成是段的选择子），处理器也只能访问1MB的内存。
PS：这里书上有句话是错的，作者说高速缓存器是32位的，显然是错的，用bochs一看就知道是64位的，而且即使在实模式下，描述符高速缓存器的各个位置的定义都是一样的，并不存在像书上说的那样会把高位填充为0，看图。）
（dl和dh分别是描述符高速缓存器的低32位和高32位）
而在32位处理器下的保护模式下，传入段寄存器的内容不再是逻辑地址，而是段的选择子，所谓段的选择子，其实就是段描述符在描述符表（GDT，LDT）的索引号。
第一部分（0~1）是RPL特权级，表示给出当前选择该选择子的那个程序的特权级，第二部分是TI（2）（Table Indicator），当TI=0，表示描述表在GDT中；当TI=1，表示描述符在LDT中。第三部分（3~15）是描述符索引号，这个部分是只有13位的，正好和213=8192个描述符对应。
比如，我们要加载第一个在GDT中的段，可以这么写：
这表示我们想加载在GDT的第一个段，特权级是0
GDT的线性基地址在GDTR中，每个描述符占用8个字节，党处理器在执行改变段选择器的指令的时候，就将指令中的索引号乘以8得到偏移地址，和GDTR中的线性地址相加，以此访问GDT，处理器会根据GDT的界限以及特权级检查，如果没有问题，那么处理器就会将在对应描述符的内容的一部分（线性基地址，段界限和段的访问属性）加载到高速缓存中。此后，每当有访问内存的指令，就不会再访问GDT的描述符，而是直接用当前段寄存器的高速缓存的内容提供线性基地址。，访问代码段遗失一样如此访问的（EIP+高速缓存中的线性基地址）。
6. 清空流水线并且串行化处理器
在进入保护模式之前的最后一个步骤，就是要清空流水线，因为在实模式下，高速缓存器也被用来直接访问内存，但是这些内容在保护模式下是无效的；并且，在进入保护模式之前，已经有很多指令进入流水线了，在实模式下他们都是按照16位操作数或者16位地址长度编译的，即使用bits32编译的指令，进入保护模式之后，因为CS的描述符高速缓存中还有实模式残留的内容，可能会导致指令执行结果不正确，并且乱序执行得到的中间结果也是无效的，所以我们必须在进入保护模式之前把CS，SS，DS，ES，FS和GS的内容，包括段选择器和描述符高速缓存器的内容清除。
建议的做法就是在设置了CR0的PE位后，立马使用直接远转移指令jmp，当处理器遇到jmp时，一般会清空流水线，并且串行化执行。不仅如此，CS还会被重新加载，描述符高速缓存器的内容会被刷新。
当然也可以使用dword来描述偏移地址，这样的话flush对应标号有所不同（因为偏移地址和段的选择子的长度变了，变成32位，不加dword这两个长度都是16位），但是不影响执行。
需要注意的是，在保护模式下，不允许直接用mov指令改变段寄存器CS的内容，企图这样操作会引发无效操作码的异常中断。
注意：在跳转指令之前，处理器虽然进入了保护模式，但是，这个时候描述符高速缓存器的内容没有被刷新，但是处理器任然是可以继续执行下去的，因为检查描述符是否有效，通常是在加载段寄存器（选择器），并刷新描述符高速缓存器的时候进行的，比如jmp 0x0008:flush这条指令，而对于数据段来说，是加载段选择子的时候，比如mov ds,cx，但是现在因为是刚进入保护模式，描述符的很多位，是在实模式下都是无效的。
如图，在执行跳转指令之前，CS是个数据段，这显然是错的，描述符里面的数据只是实模式遗留下来的而已。只有跳转指令执行后，CS的描述符高速缓存器的内容才会被刷新。
★PART2：进入保护模式例程
;---------------------保护模式主引导扇区程序--------------------- mov ax,0x00 mov ss,ax mov sp,0x7c00 mov ax,[cs:gdt_base+0x7c00] mov dx,[cs:gdt_base+0x7c00+0x02] mov bx,0x10 div bx mov ds,ax ;得到base基地址，让ds指向这个地址 mov bx,dx ;得到偏移地址 ;---------------------安装描述符--------------------- ;描述符0 mov dword [ebx+0x00],0x00 ;第一个描述符必须是0 mov dword [ebx+0x04],0x00 ;描述符1 mov dword [ebx+0x08],0x7c0001FF mov dword [ebx+0x0c],0x00409800 ;基地址0x00007c00,段界限0x001FF,粒度是字节， ;长度是512字节，在内存中的32位段，特权级为0，只能执行的代码段 ;描述符2 mov dword [ebx+0x10],0x8000FFFF mov dword [ebx+0x14],0x0040920B ;基地址0x000B8000,段界限0x0FFFF,粒度是字节， ;长度是64KB，在内存中的32位段，特权级为0，可以读写的向上拓展的数据段 ;描述符3 mov dword [ebx+0x18],0x00007A00 mov dword [ebx+0x1c],0x00409600 ;基地址0x00000000,段界限0x07A00,粒度是字节， ;在内存中的32位段，特权级为0，可以读写的向下拓展的栈段 mov word [cs:gdt_size+0x7c00],31;写入GDT段界限，4个描述符是32个字节，所以界限就是31 lgdt [cs:gdt_size+0x7c00] ;load gdt mov dx,0x92 ;南桥ICH芯片内的端口0x92 in al,dx or al,0x02 out dx,al ;打开A20 cli ;关闭中断 mov eax,cr0 or eax,0x01 mov cr0,eax ;设置PE位，处理器进入保护模式 ;保护模式 jmp 0x0008:flush ;现在是在16位保护模式下，0x0008依然是段的选择子，而flush则是偏移地址 [bits 32] flush: mov cx,0x0010 mov ds,cx ;以下在屏幕上显示"Protect mode OK." mov byte [0x00],'P' mov byte [0x02],'r' mov byte [0x04],'o' mov byte [0x06],'t' mov byte [0x08],'e' mov byte [0x0a],'c' mov byte [0x0c],'t' mov byte [0x0e],' ' mov byte [0x10],'m' mov byte [0x12],'o' mov byte [0x14],'d' mov byte [0x16],'e' mov byte [0x18],' ' mov byte [0x1a],'O' mov byte [0x1c],'K'
hlt
;------------------------------------------------------------------------------- gdt_size dw 0 gdt_base dd 0x00007e00 ;GDT的物理地址,主引导扇区是512个字节，这个地址刚好在主引导扇区之后 times 510-($-$$) db 0 db 0x55,0xaa
