0.11之路（四）：从实模式到保护模式

（一）关中断并将system移动到内存地址起始位置 0x00000

将CPU的标志寄存器（EFLAGS）中的中断允许标志（IF）置0。这样系统不会再响应中断，直到main函数中能够适应保护模式的中断服务体系重建完毕才会打开，那时候响应中断的服务程序将不再是BIOS提供的中断服务程序，而是系统自身提供的。
就是要完成实模式下的中断向量表和保护模式下的中断描述符表（IDT）的交接工作。借助关中断（cli）和开中断（sti）完成这个过程的创建，即在创建过程中不能去响应中断，否则没有对应的中断程序，系统会crash。

setup程序将位于 0x10000 的内核程序复制到内存地址起始位置 0x00000 处。本来0x00000这个位置存放的是由BIOS建立的中断向量表和BIOS数据区，这样它们都会被覆盖，所以在新的用于保护模式的中断服务体系建立完毕之前，操作系统不再具备响应并处理中断的能力。这就是关中断的意义。

为了建立32位操作系统，引入新的概念：中断描述附表（IDT）和全局描述符表（GDT）。

（二）打开A20，实现32位寻址

本来5个F，打开A20后，就变成了8个F，即4G。
对0.11来说，最大只能支持16MB的物理内存，但其线性地址空间已经是4GB。
实模式下CPU寻址范围为0~0xFFFFF，共1MB寻址空间，需要0~19号共20根地址线。进入保护模式后，将使用32位寻址模式，即采用32根地址线进行寻址，第21根（A20）至第32根地址线的选通控制将意味着寻址模式的切换。

（三）8259A保护模式下的重新编程

为了建立中断机制，就要知道8259A，它是可以用程序控制的中断控制器。单个8259A能管理8级向量优先级中断。

我们需要对8259A进行重新编程，因为CPU在保护模式下，int 0x00~int 0x1F 被Intel保留作为内部（不可屏蔽）中断和异常中断。如果不对8259A进行重新编程，int 0x00 ~ int 0x1F 中断将被覆盖。所以需要通过8259A编程将原来的IRQ0x00~IRQ0x0F对应的中断号重新分布，即在保护模式下，IRQ0x00~IRQ0x0F的中断号是 int 0x20~ int 0x2F。

setup程序通过下面的代码将CPU工作方式设为保护模式，将CR0寄存器第0位（PE）置1，即设定处理器工作方式为保护模式。

mov    ax, #0x0001        ! protected mode(PE) bit
lmsw   ax                 ! This is it!

lmsw: Load Machine Status Word
置处理器状态字。但是只有操作数的低4位被存入CR0，只有PE,MP,EM和TS被改写，CR0其他位不受影响。

CPU工作方式转变为保护模式后，一个重要的特征就是要根据GDT决定后续执行哪里的程序。有了GDT的引导，接下来就会跳转到head程序的开始位置。head.s开始执行。

实际上，我们所说的system程序，就是由head程序和main程序链接而成的，head在前，main紧挨着head。head程序做了个对内核程序在内存中的布局有很重大的意义的事情：创建分页机制，即在0x000000的位置创建了页目录表、页表、缓冲区、GDT、IDT。

再提一下，在实模式下，CS本身就是代码段基址，在保护模式下，CS本身不是代码段基址，而是代码段选择符。也就是说，从实模式转变为保护模式，段基址的使用方法和实模式差别非常大，要使用GDT产生段基址。

接下来要将页目录表和页表放在内存起始位置。它们被放置在从0x00000开始的内存位置。

之后就可以执行用32位编译器编译的main函数了。总之，head.s就是用来从开机时的16位实模式过渡到main函数执行需要的32位保护模式。