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大家好呀，终于我们到了操作系统的loader部分了，loader也是操作系统中最重要的一个部分，承接上面的boot，启下下面的kernel，那我们就开始吧!!!
内存检测
在loader中，最重要的一点就是检测内存，检测一些系统参数，到时候给kernel使用，那么下面我们就介绍下loader中如何检测内存。还是一样，我们先看下检测内存的代码
detect_memory:
; 置为0
xor ebx, ebx
; es:di赋值
mov ax, 0
mov es, ax
mov edi, ards_buffer
mov edx, 0x534d4150 ;固定签名
.next:
mov eax, 0xe820
mov ecx, 20
; 执行系统调用
int 0x15
; 检测cf标志位
jc error
; 将缓存指针指向下一个结构体
add di, cx
; 将结构体数量+1
inc word [ards_count]
; 检测ebx是否为0
cmp ebx, 0
jnz .next
mov si, detecting
call print
注意，我们这里获取内存的方式是采用BIOS中int 0x15中子功能0xE820。我们先给出int 0x15下3个子功能的具体描述
EAX=0xE820 ：遍历主机上全部内存
AX=0xE801：分别检测第15MB和16MB-4GB的内存
AH=0x88：最多检测出64MB内存
内存的相关值共同组成一个结构体：ARDS（地址范围描述符），共20字节如下
BaseAddrLow（4字节）：基地址的低32位
BaseAddrHigh（4字节）：基地址的高32位
LengthLow（4字节）：内存长度的低32位，以字节为单位
LengthHigh（4字节）：内存长度的高32位，以字节为单位
Type（4字节）：本段内存的类型
返回值如下
CF位：若CF位为0表示调用未出错
EAX：0x534d4150
ED:DI：ARDS的地址
ECX：写入到ARDS的字节数，一般为20字节
EBX：下一个ARDS的地址，当CF=0，且EBX=0，表示结束
通过上述代码，就可以将ARDS的个数存在ards_count中，将每一个ARDS的值放在ards_buffer中。
准备进入保护模式
进入保护模式需要三个步骤
打开A20
加载GDT
将cr0的pe位置1
全局描述符表
在实模式下，访问一个地址的方式为
段地址 << 4 + 偏移地址
但是在进入保护模式后，地址线是足够的，共32条，所以并不需要上面的方式，其寻址方式为
段选择子（16位）：段内偏移（32位）
我们来说下段选择子。段选择子有16位，3-15位为描述符索引（13位可表示8192个），第2位为TI位，TI=0，表示从全局描述符表中取，TI=1，表示从局部描述符表中取。第0-1位为特权级RPL（熟悉的特权级0-3级，用2位描述），代码如下
typedef struct selector
{
unsigned char RPL : 2; // Request PL
unsigned char TI : 1; // 0 全局描述符 1 局部描述符 LDT Local
unsigned short index : 13; // 全局描述符表索引
} __attribute__((packed)) selector;
上面出现了一个全局描述符表的东西（GDT），全局描述符表中每一项都是一个全局描述符，每个全局描述符都指向内存中的一个位置，下面的图展示了其关系
因此如何描述这一段内存，就变得尤为重要，全局描述符的结构如下
typedef struct descriptor /* 共 8 个字节 */
{
unsigned short limit_low; // 段界限 0 ~ 15 位
unsigned int base_low : 24; // 基地址 0 ~ 23 位 16M
unsigned char type : 4; // 段类型
unsigned char segment : 1; // 1 表示代码段或数据段，0 表示系统段
unsigned char DPL : 2; // Descriptor Privilege Level 描述符特权等级 0 ~ 3
unsigned char present : 1; // 存在位，1 在内存中，0 在磁盘上
unsigned char limit_high : 4; // 段界限 16 ~ 19;
unsigned char available : 1; // 该安排的都安排了，送给操作系统吧
unsigned char long_mode : 1; // 64 位扩展标志
unsigned char big : 1; // 32 位 还是 16 位;
unsigned char granularity : 1; // 粒度 4KB 或 1B
unsigned char base_high; // 基地址 24 ~ 31 位
} __attribute__((packed)) descriptor;
则全局描述符表就有8192项，每一项都是指示一片内存的全局描述符，且表的第0项是NULL。有一个特殊寄存器GDT register指向它，只要读取这个寄存器的值，就可以找到这个表，然后通过段选择子就可以知道是哪一个下标。GDT register有48位，结构如下，0-15位共16位标识GDT界限，共65536字节，每个全局描述符8字节，所以一共65536/8=8192个
下面给出相关代码
memory_base equ 0 ; 内存开始的位置
; 32位下，内存为4G，然后选用的粒度为4KB
memory_limit equ ((1024 * 1024 * 1024 * 4) / (1024 * 4) - 1) ; 内存界限 4G / 4k -1
; 准备进入保护模式
prepare_protected_mode:
cli; 关闭中断
...
; 加载GDT
lgdt [gdt_ptr]
...
gdt_ptr:
dw (gdt_end-gdt_base)-1
dd gdt_base
gdt_base:
; dd 4个字节，全局描述符表中第一个8字节为null描述符
dd 0,0 ;null描述符
gdt_code:
dw memory_limit & 0xffff ; 段界限 0 ~ 15 位
dw memory_base & 0xffff ; 基地址 0 ~ 15 位
db (memory_base >> 16) & 0xff ; 基地址 16 ~ 23 位
; 存在位，1 在内存中
; 特权等级 00
; 1 表示代码段或数据段
; 段类型 | X | C/E | R/W | A | 1 0 1 0 代码段-非依从-可读-没有访问
db 0b_1_00_1_1_0_1_0
; 1 粒度 4KB
; 1 32 位
; 0 非64 位扩展标志
; 0 available 随意
; 段界限 16 ~ 19
db 0b_1_1_0_0_0000 | (memory_limit >> 16) & 0xf
; 基地址 24 ~ 31 位
db (memory_base >> 24) & 0xff
gdt_data:
dw memory_limit & 0xffff ; 段界限 0 ~ 15 位
dw memory_base & 0xffff ; 基地址 0 ~ 15 位
db (memory_base >> 16) & 0xff ; 基地址 16 ~ 23 位
; 存在位，1 在内存中
; 特权等级 00
; 1 表示代码段或数据段
; 段类型 | X | C/E | R/W | A | 0 0 1 0 数据段-向上-可写-没有访问
db 0b_1_00_1_0_0_1_0
; 1 粒度 4KB
; 1 32 位
; 0 非64 位扩展标志
; 0 available 随意
; 段界限 16 ~ 19
db 0b_1_1_0_0_0000 | (memory_limit >> 16) & 0xf
; 基地址 24 ~ 31 位
db (memory_base >> 24) & 0xff
gdt_end:
我们重点来看重点部分，其他我们后续来说
我们前面说过，在进入保护模式前，我们要加载GDT，以便在保护模式后，其他地方要用到，所以使用如下命令
lgdt [gdt_ptr]; 加载GDT 将gdt_ptr所指向的区域加载到GDT register中
sgdt [gdt_ptr]; 保存 gdt 将GDT register中的内容保存到gdt_ptr所指向的区域
然后我们构建代码段和数据段的段选择子，通过选择子的结构进行构建
; 构建代码段和数据段的段选择子
; 1 << 3 => 0001 根据段选择子的结构，第0-1位为 RPL ,第2位为TI ,后面为index
code_selector equ (1 << 3)
data_selector equ (2 << 3)
A20线
其实就是为了在保护模式下可以使用更大的寻址线，因此打开A20线，方式很简单，就是将端口0x92的第1位置1就可以，代码如下：
; 打开A20线
in al, 0x92
or al, 0b10 ; 第1位置1
out 0x92, al
CR0寄存器
我们需要将CR0寄存器的第0位（PE位）Protection Enable打开，方式如下
mov eax, cr0
or eax, 1 ; 第0位置1
mov cr0, eax
刷新流水线
我们可以看到一条很奇怪的jmp指令
; 用跳转来刷新缓存，启用保护模式
jmp dword code_selector:protect_mode
; 提醒编译器，到了32位的保护模式
[bits 32]
protect_mode:
因为我们知道在跳转前是实模式，可能是16位，但是跳转到保护模式后，需要在32位下进行，那么CPU指令却不知道，仍然可能用16位的方式去解析32位指令，就会出错，因此采用1个jmp模式进行
进入保护模式
经过前面的步骤，我们终于来到了保护模式protect_mode。这个版本的操作系统我们设置的保护模式很简单，代码如下：
[bits 32]
protect_mode:
mov ax, data_selector
; 初始化段寄存器
mov ds, ax
mov es, ax
mov fs, ax
mov gs, ax
mov ss, ax
; 在0x7e00-0x9fbff可用区域间随便找一个位置
mov esp, 0x10000 ;修改栈顶
; 因为system.bin(kernel文件夹里面的程序编译的)是从第10个扇区开始写入，写了200个扇区
mov edi, 0x10000;读取的目标内存
mov ecx, 10 ;起始扇区
mov bl, 200 ;扇区数量
call read_disk
; 内核代码被放在0x10000处，所以跳转到这里执行内核代码
jmp dword code_selector: 0x10000
我们在编译的时候，先将system.bin写入到磁盘的第10个扇区，命令如下
dd if=system.bin of=master.img bs=512 count=200 seek=10 conv=notrunc
终于我们可以编写c语言了，前面写汇编实在难受，哈哈哈。
内核的主程序在main.c中，先简单实现下把，后续再补充
void kernel_init(){
char *video = (char*)0xb8000; // 文本显示器的内存位置
for (int i = 0; i < sizeof(message); i++)
{
// 第一个位是字符，第二个位是该字符的特性，比如是闪烁还是不闪烁等，所以每个字符要在内存位置占2个位
video[i*2] = message[i];
}
}
注意下0xb8000，在这个系列的第2章中，有如下代码
; 0xb8000 文本显示器的内存区域
mov ax, 0xb800
mov ds, ax
mov byte [0], 'H'
0xb8000已经超过16位了，所以在实模式下，需要使用( 16 位段基址 << 4 ) + 16 位偏移地址方式，而在保护模式下有32位，所以可以直接访问
