接下来，操作系统要使计算机在32位保护模式下工作。这期间要做大量的重建工作，并且持续工作到操作系统的main函数的执行过程中。在本节中，操作系统执行的操作包括打开32位的寻址空间、打开保护模式、建立保护模式下的中断响应机制等与保护模式配套的相关工作、建立内存的分页机制，最后做好调用main函数的准备。1.3.1 关中断并将system移动到内存地址起始位置0x00000如图1-16所示，这个准备工作先要关闭中断，即将CPU的标志寄存器（EFLAGS）中的中断允许标志（IF）置0。这意味着，程序在接下来的执行过程中，无论是否发生中断，系统都不再对此中断进行响应，直到下一章要讲解的main函数中能够适应保护模式的中断服务体系被重建完毕才会打开中断，而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，取而代之的是由系统自身提供的中断服务程序。代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … cli ! no interrupts allowed ! …小贴士EFLAGS：标志寄存器，存在于CPU中，32位，包含一组状态标志、控制标志及系统标志。如第0位的CF（Carry Flag）为CPU计算用到的进位标志，及图1-16所示的关中断操作涉及的第9位IF（Interrupt Flag）中断允许标志。点评关中断（cli）和开中断（sti）操作将在操作系统代码中频繁出现，其意义深刻。慢慢的你会发现，cli、sti总是在一个完整操作过程的两头出现，目的是避免中断在此期间的介入。接下来的代码将为操作系统进入保护模式做准备。此处即将进行实模式下中断向量表和保护模式下中断描述符表（IDT）的交接工作。试想，如果没有cli，又恰好发生中断，如用户不小心碰了一下键盘，中断就要切进来，就不得不面对实模式的中断机制已经废除、保护模式的中断机制尚未完成的尴尬局面，结果就是系统崩溃。cli、sti保证了这个过程中，IDT能够完整创建，以避免不可预料中断的进入造成IDT创建不完整或新老中断机制混用。甚至可以理解为cli、sti是为了保护一个新的计算机生命的完整而创建的。下面，setup程序做了一个影响深远的动作：将位于0x10000的内核程序复制至内存地址起始位置0x00000处！代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … do_move: mov es,ax ! destination segment add ax, #0x1000 cmp ax, #0x9000 jz end_move mov ds, ax ! source segment sub di, di sub si, si mov cx, #0x8000 rep movsw jmp do_move …图1-17准确标识了复制操作系统内核代码的源位置和目标位置及复制动作的方向。
回顾一下图1-2的内容，0x00000这个位置原来存放着由BIOS建立的中断向量表及BIOS数据区。这个复制动作将BIOS中断向量表和BIOS数据区完全覆盖，使它们不复存在。直到新的中断服务体系构建完毕之前，操作系统不再具备响应并处理中断的能力。现在，我们开始体会到图1-16中的关中断操作的意义。点评这样做能取得“一箭三雕”的效果：1）废除BIOS的中断向量表，等同于废除了BIOS提供的实模式下的中断服务程序。2）收回刚刚结束使用寿命的程序所占内存空间。3）让内核代码占据内存物理地址最开始的、天然的、有利的位置。“破旧立新”这个成语用在这里特别贴切。system模块复制到0x00000这个动作，废除了BIOS的中断向量表，也就是废除了16位的中断机制。操作系统是不能没有中断的，对外设的使用、系统调用、进程调度都离不开中断。Linux操作系统是32位的现代操作系统，16位的中断机制对32位的操作系统而言，显然是不合适的，这也是废除16位中断机制的根本原因。为了建立32位的操作系统，我们不但要“破旧”，还要“立新”——建立新的中断机制。1.3.2 设置中断描述符表和全局描述符表setup程序继续为保护模式做准备。此时要通过setup程序自身提供的数据信息对中断描述符表寄存器（IDTR）和全局描述符表寄存器（GDTR）进行初始化设置。 小贴士GDT（Global Descriptor Table，全局描述符表），在系统中唯一的存放段寄存器内容（段描述符）的数组，配合程序进行保护模式下的段寻址。它在操作系统的进程切换中具有重要意义，可理解为所有进程的总目录表，其中存放每一个任务（task）局部描述符表（LDT，Local Descriptor Table）地址和任务状态段（TSS，Task Structure Segment）地址，完成进程中各段的寻址、现场保护与现场恢复。GDTR（Global Descriptor Table Register，GDT基地址寄存器），GDT可以存放在内存的任何位置。当程序通过段寄存器引用一个段描述符时，需要取得GDT的入口， GDTR标识的即为此入口。在操作系统对GDT的初始化完成后，可以用LGDT（Load GDT）指令将GDT基地址加载至GDTR。IDT（Interrupt Descriptor Table，中断描述符表），保存保护模式下所有中断服务程序的入口地址，类似于实模式下的中断向量表。IDTR（Interrupt Descriptor Table Register，IDT基地址寄存器），保存IDT的起始地址。内核实现代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … end_move: mov ax,#SETUPSEG ! right, forgot this at first. didn't work :-) mov ds,ax lidt idt_48 ! load idt with 0,0 lgdt gdt_48 ! load gdt with whatever appropriate … 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 idt_48: .word 0 ! idt limit=0 .word 0,0 ! idt base=0L gdt_48: .word 0x800 ! gdt limit=2048, 256 GDT entries .word 512 + gdt,0x9 ! gdt base= 0X9xxxx …这些代码设置所需要的数据分别在idt_48和gdt_48所对应的标号处，它们和寄存器的对应方式如图1-18所示。
点评32位的中断机制和16位的中断机制，在原理上有比较大的差别。最明显的是16位的中断机制用的是中断向量表，中断向量表的起始位置在0x00000处，这个位置是固定的；32位的中断机制用的是中断描述符表（IDT），位置是不固定的，可以由操作系统的设计者根据设计要求灵活安排，由IDTR来锁定其位置。GDT是保护模式下管理段描述符的数据结构，对操作系统自身的运行以及管理、调度进程有重大意义，后面的章节会有详细讲解。因为，此时此刻内核尚未真正运行起来，还没有进程，所以现在创建的GDT第一项为空，第二项为内核代码段描述符，第三项为内核数据段描述符，其余项皆为空。IDT虽然已经设置，实为一张空表，原因是目前已关中断，无需调用中断服务程序。此处反映的是数据“够用即得”的思想。创建这两个表的过程可理解为是分两步进行的：1）在设计内核代码时，已经将两个表写好，并且把需要的数据也写好。2）将专用寄存器（IDTR、GDTR）指向表。此处的数据区域是在内核源代码中设定、编译并直接加载至内存形成的一块数据区域。专用寄存器的指向由程序中的lidt和lgdt指令完成，具体操作见图1-18。值得一提的是，在内存中做出数据的方法有两种：1）划分一块内存区域并初始化数据，“看住”这块内存区域，使之能被找到；2）由代码做出数据，如用push代码压栈，“做出”数据。此处采用的是第一种方法。1.3.3 打开A20，实现32位寻址下面是标志性的动作——打开A20！打开A20，意味着CPU可以进行32位寻址，最大寻址空间为4 GB。注意图1-19中内存条范围的变化：从5个F扩展到8个F，即0xFFFFFFFF——4 GB。
现在看来，Linux 0.11还显得有些稚嫩，最大只能支持16 MB的物理内存，但是其线性寻址空间已经是不折不扣的4 GB。 打开A20的代码（boot/setup.s）如下：
//代码路径：boot/setup.s … ! that was painless, now we enable A20 call empty_8042 mov al,#0xD1 ! command write out #0x64,al call empty_8042 mov al,#0xDF ! A20 on out #0x60,al call empty_8042 …点评实模式下CPU寻址范围为0～0xFFFFF，共1 MB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。实模式下，当程序寻址超过0xFFFFF时，CPU将“回滚”至内存地址起始处寻址（注意，在只有20根地址线的条件下，0xFFFFF + 1 = 0x00000，最高位溢出）。例如，系统的段寄存器（如CS）的最大允许地址为0xFFFF，指令指针（IP）的最大允许段内偏移也为0xFFFF，两者确定的最大绝对地址为0x10FFEF，这将意味着程序中可产生的实模式下的寻址范围比1 MB多出将近64 KB（一些特殊寻址要求的程序就利用了这个特点）。这样，此处对A20地址线的启用相当于关闭CPU在实模式下寻址的“回滚”机制。在后续代码中也将看到利用此特点来验证A20地址线是否确实已经打开。1.3.4 为保护模式下执行head.s做准备为了建立保护模式下的中断机制，setup程序将对可编程中断控制器8259A进行重新编程。 小贴士8259A：专门为了对8085A和8086/8088进行中断控制而设计的芯片，是可以用程序控制的中断控制器。单个的8259A能管理8级向量优先级中断，在不增加其他电路的情况下，最多可以级联成64级的向量优先级中断系统。具体代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … mov al,#0x11 ! initialization sequence out #0x20,al ! send it to 8259A-1 .word 0x00eb,0x00eb ! jmp $ + 2, jmp $ + 2 out #0xA0,al ! and to 8259A-2 .word 0x00eb,0x00eb mov al,#0x20 ! start of hardware int's (0x20) out #0x21,al .word 0x00eb,0x00eb mov al,#0x28 ! start of hardware int's 2 (0x28) out #0xA1,al .word 0x00eb,0x00eb mov al,#0x04 ! 8259-1 is master out #0x21,al .word 0x00eb, 0x00eb mov al, #0x02 ! 8259-2 is slave out #0xA1,al .word 0x00eb,0x00eb mov al,#0x01 ! 8086 mode for both out #0x21,al .word 0x00eb,0x00eb out #0xA1,al .word 0x00eb,0x00eb mov al,#0xFF ! mask off all interrupts for now out #0x21,al .word 0x00eb,0x00eb out #0xA1,al …重新编程的结果在图1-20中有直观的表述。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。例如，IRQ0（时钟中断）为8号（int 0x08）中断，但在保护模式下此中断号是Intel保留的“Double Fault”（双重故障）。因此，必须通过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程序通过下面代码的前两行将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。 小贴士CR0寄存器：0号32位控制寄存器，存放系统控制标志。第0位为PE（Protected Mode Enable，保护模式使能）标志，置1时CPU工作在保护模式下，置0时为实模式。具体代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … mov ax,#0x0001 ! protected mode (PE) bit lmsw ax ! This is it! jmpi 0,8 ! jmp offset 0 of segment 8 (cs) …图1-21对此做出了直观的标示。CPU工作方式转变为保护模式，一个重要的特征就是要根据GDT决定后续执行哪里的程序。注意看图1-18中对GDT的设置，这些设置都是setup事先安排好了的默认设置。从setup程序跳转到head程序的方式如图1-22所示。
具体代码如下：
//代码路径：boot/setup.s … jmpi 0, 8 …这一行代码中的“0”是段内偏移，“8”是保护模式下的段选择符，用于选择描述符表和描述符表项以及所要求的特权级。这里“8”的解读方式很有意思。如果把“8”当做6、7、8……中的“8”这个数来看待，这行程序的意思就很难理解了。必须把“8”看成二进制的1000，再把前后相关的代码联合起来当做一个整体看，在头脑中形成类似图1-23所示的图，才能真正明白这行代码究竟在说什么。注意：这是一个以位为操作单位的数据使用方式，4 bit的每一位都有明确的意义，这是底层源代码的一个特点。
图1-23 保护模式开启前后的指令寻址方式对比示意图
这里1000的最后两位（00）表示内核特权级，与之相对的用户特权级是11；第三位的0表示GDT，如果是1，则表示LDT；1000的1表示所选的表（在此就是GDT）的1项（GDT项号排序为0项、1项、2项，这里也就是第2项）来确定代码段的段基址和段限长等信息。从图1-23中我们可以看到，代码是从段基址0x00000000、偏移为0处，也就是head程序的开始位置开始执行的，这意味着执行head程序。到这里为止，setup就执行完毕了，它为系统能够在保护模式下运行做了一系列的准备工作。但这些准备工作还不够，后续的准备工作将由head程序来完成。1.3.5 head.s开始执行在讲解head程序之前，我们先介绍一下从bootsect到main函数执行的整体技术策略。在执行main函数之前，先要执行三个由汇编代码生成的程序，即bootsect、setup和head。之后，才执行由main函数开始的用C语言编写的操作系统内核程序。前面我们讲过，第一步，加载bootsect到0x07C00，然后复制到0x90000；第二步，加载setup到0x90200。值得注意的是，这两段程序是分别加载、分别执行的。head程序与它们的加载方式有所不同。大致的过程是，先将head.s汇编成目标代码，将用C语言编写的内核程序编译成目标代码，然后链接成system模块。也就是说，system模块里面既有内核程序，又有head程序。两者是紧挨着的。要点是，head程序在前，内核程序在后，所以head程序名字为“head”。head程序在内存中占有25 KB + 184 B的空间。前面讲解过，system模块加载到内存后，setup将system模块复制到0x00000位置，由于head程序在system的前面，所以实际上，head程序就在0x00000这个位置。head程序、以main函数开始的内核程序在system模块中的布局示意图如图1-24所示。
head程序除了做一些调用main的准备工作之外，还做了一件对内核程序在内存中的布局及内核程序的正常运行有重大意义的事，就是用程序自身的代码在程序自身所在的内存空间创建了内核分页机制，即在0x000000的位置创建了页目录表、页表、缓冲区、GDT、IDT，并将head程序已经执行过的代码所占内存空间覆盖。这意味着head程序自己将自己废弃，main函数即将开始执行。以上就是head程序执行过程的整体策略。我们参照这个策略，看看head究竟是怎么执行的。在讲解head程序执行之前，我们先来关注一个标号：_pg_dir，如下面的代码（boot/head.s）所示：
//代码路径：boot/head.s … .text .globl _idt,_gdt,_pg_dir,_tmp_floppy_area _pg_dir: startup_32: movl $0x10,