本文来自微信公众号：低并发编程 （ID：dibingfa），作者：闪客
原文标题：《第六回 | 先解决段寄存器的历史包袱问题》
本系列会以一个读小说的心态，从开机启动后的代码执行顺序，带着大家阅读和赏析 Linux 0.11 全部核心代码，了解操作系统的技术细节和设计思想。
你会跟着我一起，看着一个操作系统从啥都没有开始，一步一步最终实现它复杂又精巧的设计，读完这个系列后希望你能发出感叹，原来操作系统源码就是这破玩意。
以下是已发布文章的列表，详细了解本系列可以先从开篇词看起。
开篇词
本系列的 GitHub 地址如下
https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk
------- 正文开始 -------
书接上回，上回书咱们说到，操作系统又折腾了一下内存，之后的很长一段时间内存布局就不会变了，终于稳定下来了，目前它长这个样子。
0 地址开始处存放着操作系统的全部代码吗，也就是 system 模块，0x90000 位置处往后的几十个字节存放着一些设备的信息，方便以后使用。
| 内存地址 | 长度 (字节) | 名称 |
|---|---|---|
| 0x90000 | 2 | 光标位置 |
| 0x90002 | 2 | 扩展内存数 |
| 0x90004 | 2 | 显示页面 |
| 0x90006 | 1 | 显示模式 |
| 0x90007 | 1 | 字符列数 |
| 0x90008 | 2 | 未知 |
| 0x9000A | 1 | 显示内存 |
| 0x9000B | 1 | 显示状态 |
| 0x9000C | 2 | 显卡特性参数 |
| 0x9000E | 1 | 屏幕行数 |
| 0x9000F | 1 | 屏幕列数 |
| 0x90080 | 16 | 硬盘 1 参数表 |
| 0x90090 | 16 | 硬盘 2 参数表 |
| 0x901FC | 2 | 根设备号 |
是不是十分清晰？不过别高兴得太早，清爽的内存布局，是方便后续操作系统的大显身手！
接下来就要进行真正的第一项大工程了，那就是模式的转换，需要从现在的 16 位的实模式转变为之后 32 位的保护模式。
当然，虽说是一项非常难啃的大工程，但从代码量看，却是少得可怜，所以不必太过担心。
每次讲这里都十分的麻烦，因为这是x86 的历史包袱问题，现在的 CPU 几乎都是支持 32 位模式甚至 64 位模式了，很少有还仅仅停留在 16 位的实模式下的 CPU。所以我们要为了这个历史包袱，写一段模式转换的代码，如果 Intel CPU 被重新设计而不用考虑兼容性，那么今天的代码将会减少很多甚至不复存在。
所以不用担心，听懂就听懂，听不懂就拉倒，放宽心。
我不打算直接说实模式和保护模式的区别，我们还是跟着代码慢慢品味，来。
这里仍然是 setup.s 文件中的代码咯。
idt_48 ; load idt with 0,0 gdt_48 ; load gdt with whatever ropriateidt_48: .word 0 ; idt limit=0 .word 0,0 ; idt base=0L
上来就是两行看不懂的指令，别急。
要理解这两条指令，就涉及到实模式和保护模式的第一个区别了。我们现在还处于实模式下，这个模式的 CPU 计算物理地址的方式还记得么？不记得的话看一下 第一回 最开始的两行代码
就是段基址左移四位，再加上偏移地址。比如：
是不是觉得很别扭，那更别扭的地方就要来了。当 CPU 切换到保护模式后，同样的代码，内存地址的计算方式还不一样，你说气不气人？
变成啥样了呢？刚刚那个 ds 寄存器里存储的值，在实模式下叫做段基址，在保护模式下叫段选择子。段选择子里存储着段描述符的索引。
通过段描述符索引，可以从全局描述符表 gdt中找到一个段描述符，段描述符里存储着段基址。
段基址取出来，再和偏移地址相加，就得到了物理地址，整个过程如下。
你就说烦不烦吧？同样一段代码，实模式下和保护模式下的结果还不同，但没办法，x86 的历史包袱我们不得不考虑，谁让我们没其他 CPU 可选呢。
总结一下就是，段寄存器（比如 ds、ss、cs）里存储的是段选择子，段选择子去全局描述符表中寻找段描述符，从中取出段基址。
好了，那问题自然就出来了，全局描述符表（gdt）长什么样？它在哪？怎么让 CPU 知道它在哪？
长什么样先别管，一定又是一个令人头疼的数据结构，先说说它在哪？在内存中呗，那么怎么告诉 CPU 全局描述符表（gdt）在内存中的什么位置呢？答案是由操作系统把这个位置信息存储在一个叫gdtr的寄存器中。
怎么存呢？就是刚刚那条指令。
gdt_48
其中lgdt就表示把后面的值（gdt_48）放在gdtr寄存器中，gdt_48 标签，我们看看它长什么样。
gdt_48: .word 0x800 ; gdt limit=2048, 256 GDT entries .word 512+gdt,0x9 ; gdt base = 0X9xxxx
可以看到这个标签位置处表示一个 48 位的数据，其中高 32 位存储着的正是全局描述符表 gdt 的内存地址
0x90200 + gdt
gdt是个标签，表示在本文件内的偏移量，而本文件是setup.s，编译后是放在0x90200这个内存地址的，还记得吧？所以要加上 0x90200 这个值。
那 gdt 这个标签处，就是全局描述符表在内存中的真正数据了。
gdt: .word 0,0,0,0 ; dummy .word 0x07FF ; 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) .word 0x0000 ; base address=0 .word 0x9A00 ; code read/exec .word 0x00C0 ; granularity=4096, 386 .word 0x07FF ; 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) .word 0x0000 ; base address=0 .word 0x9200 ; data read/write .word 0x00C0 ; granularity=4096, 386
具体细节不用关心，跟我看重点。
根据刚刚的段描述符格式。
可以看出目前全局描述符表有三个段描述符，第一个为空，第二个是代码段描述符（type=code），第三个是数据段描述符（type=data），第二个和第三个段描述符的段基址都是 0，也就是之后在逻辑地址转换物理地址的时候，通过段选择子查找到无论是代码段还是数据段，取出的段基址都是 0，那么物理地址将直接等于程序员给出的逻辑地址（准确说是逻辑地址中的偏移地址）。先记住这点就好。
具体段描述符的细节还有很多，就不展开了，比如这里的高 22 位就表示它是代码段还是数据段。
接下来我们看看目前的内存布局，还是别管比例。
这里我把idtr寄存器也画出来了，这个是中断描述符表，其原理和全局描述符表一样。全局描述符表是让段选择子去里面寻找段描述符用的，而中断描述符表是用来在发生中断时，CPU 拿着中断号去中断描述符表中寻找中断处理程序的地址，找到后就跳到相应的中断程序中去执行，具体我们后面遇到了再说。
好了，今天我们就讲，操作系统设置了个全局描述符表 gdt，为后面切换到保护模式后，能去那里寻找到段描述符，然后拼凑成最终的物理地址，就这个作用。当然，还有很多段描述符，作用不仅仅是转换成最终的物理地址，不过这是后话了。
这仅仅是进入保护模式前准备工作的其中一个，后面的路还长着呢。欲知后事如何，且听下回分解。
------- 本回扩展资料 -------
保护模式下逻辑地址到线性地址（不开启分页时就是物理地址）的转化，看 Intel 手册：
Volume 3 Chapter 3.4 Logical And Linear Addresses
段描述符结构和详细说明，看 Intel 手册：
Volume 3 Chapter 3.4.5 Segment Descriptors
比如文中说的数据段与代码段的划分，其实还有更细分的权限控制。
------- 关于本系列 -------
本系列的开篇词看这
闪客新系列！你管这破玩意叫操作系统源码
本系列的扩展资料看这（也可点击阅读原文），这里有很多有趣的资料、答疑、互动参与项目，持续更新中，希望有你的参与。
https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk
本系列全局视角
最后，祝大家都能追更到系列结束，只要你敢持续追更，并且把每一回的内容搞懂，我就敢让你在系列结束后说一句，我对 Linux 0.11 很熟悉。
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