进入保护模式（一）——《x86汇编语言：从实模式到保护模式》读书笔记12
之前已经做了一些理论上的铺垫，这次我们就可以看代码了。
一、代码清单
;代码清单11-1 ;文件名：c11_mbr.asm ;文件说明：硬盘主引导扇区代码 ;创建日期：2011-5-16 19:54 ;设置堆栈段和栈指针 mov ax,cs mov ss,ax mov sp,0x7c00 ;计算GDT所在的逻辑段地址 mov ax,[cs:gdt_base+0x7c00] ;低16位 mov dx,[cs:gdt_base+0x7c00+0x02] ;高16位 mov bx,16 div bx mov ds,ax ;令DS指向该段以进行操作 mov bx,dx ;段内起始偏移地址 ;创建0#描述符，它是空描述符，这是处理器的要求 mov dword [bx+0x00],0x00 mov dword [bx+0x04],0x00 ;创建#1描述符，保护模式下的代码段描述符 mov dword [bx+0x08],0x7c0001ff mov dword [bx+0x0c],0x00409800 ;创建#2描述符，保护模式下的数据段描述符（文本模式下的显示缓冲区） mov dword [bx+0x10],0x8000ffff mov dword [bx+0x14],0x0040920b ;创建#3描述符，保护模式下的堆栈段描述符 mov dword [bx+0x18],0x00007a00 mov dword [bx+0x1c],0x00409600 ;初始化描述符表寄存器GDTR mov word [cs: gdt_size+0x7c00],31 ;描述符表的界限（总字节数减一） lgdt [cs: gdt_size+0x7c00] in al,0x92 ;南桥芯片内的端口 or al,0000_0010B out 0x92,al ;打开A20 cli ;保护模式下中断机制尚未建立，应 ;禁止中断 mov eax,cr0 or eax,1 mov cr0,eax ;设置PE位 ;以下进入保护模式... ... jmp dword 0x0008:flush ;16位的描述符选择子：32位偏移 ;清流水线并串行化处理器 [bits 32] flush: mov cx,00000000000_10_000B ;加载数据段选择子(0x10) 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' ;以下用简单的示例来帮助阐述32位保护模式下的堆栈操作 mov cx,00000000000_11_000B ;加载堆栈段选择子 mov ss,cx mov esp,0x7c00 mov ebp,esp ;保存堆栈指针 push byte '.' ;压入立即数（字节） sub ebp,4 cmp ebp,esp ;判断压入立即数时，ESP是否减4 jnz ghalt pop eax mov [0x1e],al ;显示句点 ghalt: hlt ;已经禁止中断，将不会被唤醒 ;------------------------------------------------------------------------------- gdt_size dw 0 gdt_base dd 0x00007e00 ;GDT的物理地址 times 510-($-$$) db 0 db 0x55,0xaa
上面就是配书源码。我们一点一点看。
二、源码分析
（一）设置堆栈和栈指针
;设置堆栈段和栈指针 mov ax,cs mov ss,ax mov sp,0x7c00
这个没有什么好说的，就是初始化栈。这三行执行后，SS=0； SP=0x7c00;
需要注意的是，这样设置后，栈的区域从0x0000_7c00向下扩展（不含0x0000_7c00这个字节），该区域包含了很多BIOS数据，包括实模式下的中断向量表，所以一定要小心。
（二）安装段描述符
;计算GDT所在的逻辑段地址 mov ax,[cs:gdt_base+0x7c00] ;低16位 mov dx,[cs:gdt_base+0x7c00+0x02] ;高16位 mov bx,16 div bx mov ds,ax ;令DS指向该段以进行操作 mov bx,dx ;段内起始偏移地址
怎么理解这段代码呢？
首先，在代码清单的95、96行，有
gdt_size dw 0 gdt_base dd 0x00007e00 ;GDT的物理地址
作者在这里声明了标号gdt_base，还初始化了一个双字——0x0000_7e00; 作者的意图是从这个地方开始建立全局描述符表GDT。我们的程序就是一个引导扇区，占用了512（=0x200）字节。程序加载的物理地址是0x7c00, 0x7c00+0x200 = 0x7e00. 可见，在物理地址的安排上，引导程序后面紧跟着就是GDT。
目前我们还是处在实模式下，所以要建立GDT，必须将GDT的线性地址（物理地址）转换成实模式下使用的“段地址：偏移地址”的形式。
mov ax,[cs:gdt_base+0x7c00] ；
这句使了段超越前缀“cs”,表明访问代码段中的数据；因为CS=0，所以就把物理地址（0x7c00+gdt_base）处的0x7e00传送给了ax; 同样地，将0x0000传送给dx; 为了把线性地址转换成逻辑地址，我们用DX：AX除以16，得到的商（AX）就是段地址，余数（DX）就是偏移地址。
mov bx,16
div bx
mov ds,ax ;令DS指向该段以进行操作
mov bx,dx ;段内起始偏移地址
这几行执行之后，GDT的逻辑地址就是 DS:BX.
;创建0#描述符，它是空描述符，这是处理器的要求 mov dword [bx+0x00],0x00 mov dword [bx+0x04],0x00
处理器规定，GDT中的第一个描述符必须是空描述符。这是什么原因呢？因为很多时候，寄存器和内存单元的初始值都会为0，再加上程序设计有问题，就会在无意中用全0的索引来选择描述符，这当然是不好的。因此，处理器要求将第一个描述符定义成空描述符。所以，上面两行代码定义了一个空描述符。
;创建#1描述符，保护模式下的代码段描述符 mov dword [bx+0x08],0x7c0001ff mov dword [bx+0x0c],0x00409800
这两行用来创建第二个描述符。之前的博文我们已经掌握了数据段和代码段描述符的格式，所以对这个描述符就不难理解了。
还记得我上一篇博文中写了一个小程序吗？http://blog.csdn.net/longintchar/article/details/50507218
赶紧用它来分析一下吧：
线性基地址：0x0000_7c00
段界限为0x001FF，因为G=0，所以该段的长度是512（2的9次方）字节；
特权级：0
其他字段就不逐个说明了，相信你一定能懂。很明显，这个描述符定义的段，就是主引导程序所在的区域。
接着看代码。
;创建#2描述符，保护模式下的数据段描述符（文本模式下的显示缓冲区） mov dword [bx+0x10],0x8000ffff mov dword [bx+0x14],0x0040920b
程序分析的结果是：
seg_base = 0XB8000
seg_limit = 0XFFFF
S = 1
DPL = 0
G = 0
D/B = 1
TYPE = 2
数据段: 可读可写
看来这个段是指向显存的。
;创建#3描述符，保护模式下的堆栈段描述符 mov dword [bx+0x18],0x00007a00 mov dword [bx+0x1c],0x00409600
这是创建栈段的描述符。程序分析的结果是：
-----------------------
seg_base = 0
seg_limit = 0X7A00
S = 1
DPL = 0
G = 0
D/B = 1
TYPE = 6
数据段: 向下扩展，可读可写
------------------------
正如作者所说：段界限的值0x7a00加上1（0x7a01），就是ESP寄存器所允许的最小值。当执行隐式的栈操作（如PUSH、CALL）时，处理器会检查ESP的值，一旦发现它小于0x7a01，就会引发异常中断。如果你还不理解，那么可以把书翻到215页。作者说在栈操作时，必须符合以下规则：
实际使用的段界限+1 <= (ESP的内容减操作数的长度) <= 0xFFFF_FFFF
就拿这个例子来说，因为G=0，所以段界限就是0x7a00. 假设现在ESP的内容是0x7a04，此时执行下面的指令：
push edx
因为压入的是双字，所以处理器会先将ESP的值减去4，于是ESP=0x7a00. 因为0x7a00小于0x7a01，因此会引发异常中断。
（三）LGDT指令
好了，现在描述符已经安装完毕，接下来的工作是加载描述符表的线性基地址和界限到GDTR寄存器。相关的指令是lgdt. 该指令的格式为：
lgdt m48
也就是说，该指令的操作数内存操作数。注意，该指令在实模式和保护模式下都可以执行，也不影响任何标志位。
这个内存操作数指向一个6字节的内存区域，要求低16位是GDT的界限值（表的总字节数减去1），高32位是GDT的线性基地址。
gdt_size dw 0 gdt_base dd 0x00007e00 ;GDT的物理地址
还记得吗，这是代码中事先定义了6字节的空间。前两个字节就是为了保存GDT的界限值。
;初始化描述符表寄存器GDTR mov word [cs: gdt_size+0x7c00],31 ;描述符表的界限（总字节数减一） lgdt [cs: gdt_size+0x7c00]
第一句写入界限值，第二句把6字节加载到GDTR寄存器。
注意，到目前为止，我们依然在实模式下。
（四）关于A20
1.A20 GATE 起源[1]
在8086/8088中，只有20根地址线，所以可以访问的地址是2^20=1M。但由于8086/8088是16位地址模式，能够表示的地址范围是0-64K，所以为了访问1M内存，Intel采取了分段的模式。
即：物理地址=16位段地址*16 + 16位偏移
但这种方式引起了新的问题，通过上述分段模式，能够表示的最大内存为：FFFFh:FFFFh=FFFF0h+FFFFh=10FFEFh
但8086/8088只有20位地址线，所以当访问100000h~10FFEFh之间的内存时，系统并不认为访问越界而产生异常，而是自动从重新0开始计算，也就是说系统计算实际地址的时候是按照对1M求模的方式进行的，这种技术被称为wrap-around（回绕）。
到了80286，系统的地址总线发展为24根，这样能够访问的内存可以达到2^24=16M。为了兼容，Intel在设计80286时提出的目标是：在实模式下，系统所表现的行为应该和8086/8088所表现的完全一样。但最终，80286芯片却存在一个BUG：如果程序员访问100000H~10FFEFH之间的内存，系统将实际访问这块内存，而不是象过去一样重新从0开始。
为了解决上述问题，IBM使用键盘控制器上剩余的一些输出线来管理第21根地址线（从0开始数是第20根），被称为A20Gate；如果A20 Gate打开，则当程序员给出100000H~10FFEFH之间的地址的时候，系统将真正访问这块内存区域；如果A20Gate被禁止，则当程序员给出100000H~10FFEFH之间的地址的时候，系统仍然使用8086/8088的方式。绝大多数IBM PC兼容机默认的A20Gate是被禁止的。由于在当时没有更好的方法来解决这个问题，所以IBM使用了键盘控制器来操作A20 Gate，但是这种操作太麻烦了，要使用一大堆指令。
2.Alt_A20_GATE
Alt_A20_GATE ，又称Fast A20. 通过端口0x92的bit1来打开A20，具体方法是：先从端口读出原数据，接着将bit1置1，然后再写入该端口，这样就打开了A20.
正如代码所示
in al,0x92 ;南桥芯片内的端口 or al,0000_0010B out 0x92,al ;打开A20
一次学太多会不会觉得累呢？我们就说到这里，下次继续…
【参考资料】
[1] 如烟海的专栏. http://blog.csdn.net/ruyanhai/article/details/7181842
