在内核安装代码的第一步
内核启动的第一步
在上一节中我们开始接触到内核启动代码，并且分析了初始化部分，最后我们停在了对main函数（main函数是第一个用C写的函数）的调用（main函数位于arch/x86/boot/main.c）。
在这一节中我们将继续对内核启动过程的研究，我们将
- 认识
保护模式 - 如何从实模式进入保护模式
- 堆和控制台初始化
- 内存检测，cpu验证，键盘初始化
- 还有更多
现在让我们开始我们的旅程
保护模式
在操作系统可以使用Intel 64位CPU的长模式之前，内核必须首先将CPU切换到保护模式运行。
什么是保护模式？保护模式于1982年被引入到Intel CPU家族，并且从那之后，直到Intel 64出现，保护模式都是Intel CPU的主要运行模式。
淘汰实模式的主要原因是因为在实模式下，系统能够访问的内存非常有限。如果你还记得我们在上一节说的，在实模式下，系统最多只能访问1M内存，而且在很多时候，实际能够访问的内存只有640K。
保护模式带来了很多的改变，不过主要的改变都集中在内存管理方法。在保护模式中，实模式的20位地址线被替换成32位地址线，因此系统可以访问多达4GB的地址空间。另外，在保护模式中引入了内存分页功能，在后面的章节中我们将介绍这个功能。
保护模式提供了2种完全不同的内存管理机制：
- 段式内存管理
- 内存分页
在这一节中，我们只介绍段式内存管理，内存分页我们将在后面的章节进行介绍。
在上一节中我们说过，在实模式下，一个物理地址是由2个部分组成的：
- 内存段的基地址
- 从基地址开始的偏移
使用这2个信息，我们可以通过下面的公式计算出对应的物理地址
PhysicalAddress = Segment * 16 + Offset
在保护模式中，内存段的定义和实模式完全不同。在保护模式中，每个内存段不再是64K大小，段的大小和起始位置是通过一个叫做段描述符的数据结构进行描述。所有内存段的段描述符存储在一个叫做全局描述符表(GDT)的内存结构中。
全局描述符表这个内存数据结构在内存中的位置并不是固定的，它的地址保存在一个特殊寄存器 GDTR 中。在后面的章节中，我们将在Linux内核代码中看到全局描述符表的地址是如何被保存到 GDTR 中的。具体的汇编代码看起来是这样的：
lgdt gdt
lgdt 汇编代码将把全局描述符表的基地址和大小保存到 GDTR 寄存器中。GDTR 是一个48位的寄存器，这个寄存器中的保存了2部分的内容:
- 全局描述符表的大小 (16位）
- 全局描述符表的基址 (32位)
就像前面的段落说的，全局描述符表包含了所有内存段的段描述符。每个段描述符长度是64位，结构如下图描述：
31 24 19 16 7 0
------------------------------------------------------------
| | |B| |A| | | | |0|E|W|A| |
| BASE 31:24 |G|/|L|V| LIMIT |P|DPL|S| TYPE | BASE 23:16 | 4
| | |D| |L| 19:16 | | | |1|C|R|A| |
------------------------------------------------------------
| | |
| BASE 15:0 | LIMIT 15:0 | 0
| | |
------------------------------------------------------------
粗粗一看，上面的结构非常吓人，不过实际上这个结构是非常容易理解的。比如在上图中的 LIMIT 15:0 表示这个数据结构的0到15位保存的是内存段的大小的0到15位。相似的 LIMITE 19:16 表示上述数据结构的16到19位保存的是内存段大小的16到19位。从这个分析中，我们可以看出每个内存段的大小是通过20位进行描述的。下面我们将对这个数据结构进行仔细分析：
Limit[20位] 被保存在上述内存结构的0-15和16-19位。根据上述内存结构中
G位的设置，这20位内存定义的内存长度是不一样的。下面是一些具体的例子：- 如果
G= 0, 并且Limit = 0， 那么表示段长度是1 byte - 如果
G= 1, 并且Limit = 0, 那么表示段长度是4K bytes - 如果
G= 0，并且Limit = 0xfffff，那么表示段长度是1M bytes - 如果
G= 1，并且Limit = 0xfffff，那么表示段长度是4G bytes
从上面的例子我们可以看出：
- 如果G = 0, 那么内存段的长度是按照1 byte进行增长的 ( Limit每增加1，段长度增加1 byte )，最大的内存段长度将是1M bytes；
- 如果G = 1, 那么内存段的长度是按照4K bytes进行增长的 ( Limit每增加1，段长度增加4K bytes )，最大的内存段长度将是4G bytes;
- 段长度的计算公式是 base_seg_length * ( LIMIT + 1)。
- 如果
Base[32-bits] 被保存在上述地址结构的0-15， 32-39以及56-63位。Base定义了段基址。
Type/Attribute (40-47 bits) 定义了内存段的类型以及支持的操作。
S标记（ 第44位 ）定义了段的类型，S= 0说明这个内存段是一个系统段；S= 1说明这个内存段是一个代码段或者是数据段（ 堆栈段是一种特殊类型的数据段，堆栈段必须是可以进行读写的段 ）。
在S = 1的情况下，上述内存结构的第43位决定了内存段是数据段还是代码段。如果43位 = 0，说明是一个数据段，否则就是一个代码段。
对于数据段和代码段，下面的表格给出了段类型定义
| Type Field | Descriptor Type | Description
|-----------------------------|-----------------|------------------
| Decimal | |
| 0 E W A | |
| 0 0 0 0 0 | Data | Read-Only
| 1 0 0 0 1 | Data | Read-Only, accessed
| 2 0 0 1 0 | Data | Read/Write
| 3 0 0 1 1 | Data | Read/Write, accessed
| 4 0 1 0 0 | Data | Read-Only, expand-down
| 5 0 1 0 1 | Data | Read-Only, expand-down, accessed
| 6 0 1 1 0 | Data | Read/Write, expand-down
| 7 0 1 1 1 | Data | Read/Write, expand-down, accessed
| C R A | |
| 8 1 0 0 0 | Code | Execute-Only
| 9 1 0 0 1 | Code | Execute-Only, accessed
| 10 1 0 1 0 | Code | Execute/Read
| 11 1 0 1 1 | Code | Execute/Read, accessed
| 12 1 1 0 0 | Code | Execute-Only, conforming
| 14 1 1 0 1 | Code | Execute-Only, conforming, accessed
| 13 1 1 1 0 | Code | Execute/Read, conforming
| 15 1 1 1 1 | Code | Execute/Read, conforming, accessed
从上面的表格我们可以看出，当第43位是0的时候，这个段描述符对应的是一个数据段，如果该位是1，那么表示这个段描述符对应的是一个代码段。对于数据段，第42，41，40位表示的是(E扩展，W可写，A可访问）；对于代码段，第42，41，40位表示的是(C一致，R可读，A可访问）。
- 如果
E= 0，数据段是向上扩展数据段，反之为向下扩展数据段。关于向上扩展和向下扩展数据段，可以参考下面的链接。在一般情况下，应该是不会使用向下扩展数据段的。 - 如果
W= 1，说明这个数据段是可写的，否则不可写。所有数据段都是可读的。 - A位表示该内存段是否已经被CPU访问。
- 如果
C= 1，说明这个代码段可以被低优先级的代码访问，比如可以被用户态代码访问。反之如果C= 0，说明只能同优先级的代码段可以访问。 - 如果
R= 1，说明该代码段可读。代码段是永远没有写权限的。
DPL（2-bits, bit 45 和 46）定义了该段的优先级。具体数值是0-3。
P 标志(bit 47) - 说明该内存段是否已经存在于内存中。如果
P= 0，那么在访问这个内存段的时候将报错。AVL 标志(bit 52) - 这个位在Linux内核中没有被使用。
L 标志(bit 53) - 只对代码段有意义，如果
L= 1，说明该代码段需要运行在64位模式下。D/B flag(bit 54) - 根据段描述符描述的是一个可执行代码段、下扩数据段还是一个堆栈段，这个标志具有不同的功能。（对于32位代码和数据段，这个标志应该总是设置为1；对于16位代码和数据段，这个标志被设置为0。）。
- 可执行代码段。此时这个标志称为D标志并用于指出该段中的指令引用有效地址和操作数的默认长度。如果该标志置位，则默认值是32位地址和32位或8位的操作数；如果该标志为0，则默认值是16位地址和16位或8位的操作数。指令前缀0x66可以用来选择非默认值的操作数大小；前缀0x67可用来选择非默认值的地址大小。
- 栈段（由SS寄存器指向的数据段）。此时该标志称为B（Big）标志，用于指明隐含堆栈操作（如PUSH、POP或CALL）时的栈指针大小。如果该标志置位，则使用32位栈指针并存放在ESP寄存器中；如果该标志为0，则使用16位栈指针并存放在SP寄存器中。如果堆栈段被设置成一个下扩数据段，这个B标志也同时指定了堆栈段的上界限。
- 下扩数据段。此时该标志称为B标志，用于指明堆栈段的上界限。如果设置了该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFFFFFF（4GB）；如果没有设置该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFF（64KB）。
在保护模式下，段寄存器保存的不再是一个内存段的基地址，而是一个称为段选择子的结构。每个段描述符都对应一个段选择子。段选择子是一个16位的数据结构，下图显示了这个数据结构的内容：
-----------------------------
| Index | TI | RPL |
-----------------------------
其中，
- Index 表示在GDT中，对应段描述符的索引号。
- TI 表示要在GDT还是LDT中查找对应的段描述符
- RPL 表示请求者优先级。这个优先级将和段描述符中的优先级协同工作，共同确定访问是否合法。
在保护模式下，每个段寄存器实际上包含下面2部分内容：
- 可见部分 - 段选择子
- 隐藏部分 - 段描述符
在保护模式中，cpu是通过下面的步骤来找到一个具体的物理地址的：
- 代码必须将相应的
段选择子装入某个段寄存器 - CPU根据
段选择子从GDT中找到一个匹配的段描述符，然后将段描述符放入段寄存器的隐藏部分 - 在没有使用向下扩展段的时候，那么内存段的基地址就是
段描述符中的基地址，段描述符的limit + 1就是内存段的长度。如果你知道一个内存地址的偏移，那么在没有开启分页机制的情况下，这个内存的物理地址就是基地址+偏移
当代码要从实模式进入保护模式的时候，需要执行下面的操作：
- 禁止中断发生
- 使用命令
lgdt将GDT表装入GDTR寄存器 - 设置CR0寄存器的PE位为1，使CPU进入保护模式
- 跳转开始执行保护模式代码
在后面的章节中，我们将看到Linux 内核中完整的转换代码。不过在系统进入保护模式之前，内核有很多的准备工作需要进行。
让我们打开C文件 arch/x86/boot/main.c。这个文件包含了很多的函数，这些函数分别会执行键盘初始化，内存堆初始化等等操作...，下面让我们来具体看一些重要的函数。
将启动参数拷贝到"zeropage"
让我们从main函数开始看起，这个函数中，首先调用了copy_boot_params(void)。
这个函数将内核设置信息拷贝到boot_params结构的相应字段。大家可以在arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h找到boot_params结构的定义。
boot_params结构中包含struct setup_header hdr字段。这个结构包含了linux boot protocol中定义的相同字段，并且由boot loader填写。在内核编译的时候copy_boot_params完成两个工作：
将header.S中定义的
hdr结构中的内容拷贝到boot_params结构的字段struct setup_header hdr中。如果内核是通过老的命令行协议运行起来的，那么就更新内核的命令行指针。
这里需要注意的是拷贝 hdr 数据结构的 memcpy 函数不是C语言中的函数，而是定义在 copy.S。让我们来具体分析一下这段代码：
GLOBAL(memcpy)
pushw %si ;push si to stack
pushw %di ;push di to stack
movw %ax, %di ;move &boot_param.hdr to di
movw %dx, %si ;move &hdr to si
pushw %cx ;push cx to stack ( sizeof(hdr) )
shrw $2, %cx
rep; movsl ;copy based on 4 bytes
popw %cx ;pop cx
andw $3, %cx ;cx = cx % 4
rep; movsb ;copy based on one byte
popw %di
popw %si
retl
ENDPROC(memcpy)
在copy.S文件中，你可以看到所有的方法都开始于 GLOBAL 宏定义，而结束于 ENDPROC 宏定义。
你可以在 arch/x86/include/asm/linkage.h中找到 GLOBAL 宏定义。这个宏给代码段分配了一个名字标签，并且让这个名字全局可用。
#define GLOBAL(name) \
.globl name; \
name:
你可以在include/linux/linkage.h中找到 ENDPROC 宏的定义。 这个宏通过 END(name) 代码标识了汇编函数的结束，同时将函数名输出，从而静态分析工具可以找到这个函数。
#define ENDPROC(name) \
.type name, @function ASM_NL \
END(name)
memcpy 的实现代码是很容易理解的。首先，代码将 si 和 di 寄存器的值压入堆栈进行保存，这么做的原因是因为后续的代码将修改 si 和 di 寄存器的值。memcpy 函数（也包括其他定义在copy.s中的其他函数）使用了 fastcall 调用规则，意味着所有的函数调用参数是通过 ax, dx, cx寄存器传入的，而不是传统的通过堆栈传入。因此在使用下面的代码调用 memcpy 函数的时候
memcpy(&boot_params.hdr, &hdr, sizeof hdr);
函数的参数是这样传递的
ax寄存器指向boot_param.hdr的内存地址dx寄存器指向hdr的内存地址cx寄存器包含hdr结构的大小
memcpy 函数在将 si 和 di 寄存器压栈之后，将 boot_param.hdr 的地址放入 di 寄存器，将 hdr 的地址放入 si 寄存器，并且将 hdr 数据结构的大小压栈。 接下来代码首先以4个字节为单位，将 si 寄存器指向的内存内容拷贝到 di 寄存器指向的内存。当剩下的字节数不足4字节的时候，代码将原始的 hdr 数据结构大小出栈放入 cx ，然后对 cx 的值对4求模，接下来就是根据 cx 的值，以字节为单位将 si 寄存器指向的内存内容拷贝到 di 寄存器指向的内存。当拷贝操作完成之后，将保留的 si 以及 di 寄存器值出栈，函数返回。
控制台初始化
在 hdr 结构体被拷贝到 boot_params.hdr 成员之后，系统接下来将进行控制台的初始化。控制台初始化时通过调用arch/x86/boot/early_serial_console.c中定义的 console_init 函数实现的。
这个函数首先查看命令行参数是否包含 earlyprintk 选项。如果命令行参数包含该选项，那么函数将分析这个选项的内容。得到控制台将使用的串口信息，然后进行串口的初始化。以下是 earlyprintk 选项可能的取值：
- serial,0x3f8,115200
- serial,ttyS0,115200
- ttyS0,115200
当串口初始化成功之后，如果命令行参数包含 debug 选项，我们将看到如下的输出。
if (cmdline_find_option_bool("debug"))
puts("early console in setup code\n");
puts 函数定义在tty.c。这个函数只是简单的调用 putchar 函数将输入字符串中的内容按字节输出。下面让我们来看看 putchar函数的实现：
void __attribute__((section(".inittext"))) putchar(int ch)
{
if (ch == '\n')
putchar('\r');
bios_putchar(ch);
if (early_serial_base != 0)
serial_putchar(ch);
}
__attribute__((section(".inittext"))) 说明这段代码将被放入 .inittext 代码段。关于 .inittext 代码段的定义你可以在 setup.ld中找到。
如果需要输出的字符是 \n ，那么 putchar 函数将调用自己首先输出一个字符 \r。接下来，就调用 bios_putchar 函数将字符输出到显示器（使用bios int10中断）：
static void __attribute__((section(".inittext"))) bios_putchar(int ch)
{
struct biosregs ireg;
initregs(&ireg);
ireg.bx = 0x0007;
ireg.cx = 0x0001;
ireg.ah = 0x0e;
ireg.al = ch;
intcall(0x10, &ireg, NULL);
}
在上面的代码中 initreg 函数接受一个 biosregs 结构的地址作为输入参数，该函数首先调用 memset 函数将 biosregs 结构体所有成员清0。
memset(reg, 0, sizeof *reg);
reg->eflags |= X86_EFLAGS_CF;
reg->ds = ds();
reg->es = ds();
reg->fs = fs();
reg->gs = gs();
下面让我们来看看memset函数的实现 :
GLOBAL(memset)
pushw %di
movw %ax, %di
movzbl %dl, %eax
imull $0x01010101,%eax
pushw %cx
shrw $2, %cx
rep; stosl
popw %cx
andw $3, %cx
rep; stosb
popw %di
retl
ENDPROC(memset)
首先你会发现，memset 函数和 memcpy 函数一样使用了 fastcall 调用规则，因此函数的参数是通过 ax，dx 以及 cx 寄存器传入函数内部的。
就像memcpy函数一样，memset 函数一开始将 di 寄存器入栈，然后将 biosregs 结构的地址从 ax 寄存器拷贝到di寄存器。接下来，使用 movzbl 指令将 dl 寄存器的内容拷贝到 ax 寄存器的低字节，到这里 ax 寄存器就包含了需要拷贝到 di 寄存器所指向的内存的值。
接下来的 imull 指令将 eax 寄存器的值乘上 0x01010101。这么做的原因是代码每次将尝试拷贝4个字节内存的内容。下面让我们来看一个具体的例子，假设我们需要将 0x7 这个数值放到内存中，在执行 imull 指令之前，eax 寄存器的值是 0x7，在 imull 指令被执行之后，eax 寄存器的内容变成了 0x07070707（4个字节的 0x7）。在 imull 指令之后，代码使用 rep; stosl 指令将 eax 寄存器的内容拷贝到 es:di 指向的内存。
在 bisoregs 结构体被 initregs 函数正确填充之后，bios_putchar 调用中断 0x10 在显示器上输出一个字符。接下来 putchar 函数检查是否初始化了串口，如果串口被初始化了，那么将调用serial_putchar将字符输出到串口。
堆初始化
当堆栈和bss段在header.S中被初始化之后 (细节请参考上一篇part)， 内核需要初始化全局堆，全局堆的初始化是通过 init_heap 函数实现的。
代码首先检查内核设置头中的loadflags是否设置了 CAN_USE_HEAP标志。 如果该标记被设置了，那么代码将计算堆栈的结束地址：:
char *stack_end;
//%P1 is (-STACK_SIZE)
if (boot_params.hdr.loadflags & CAN_USE_HEAP) {
asm("leal %P1(%%esp),%0"
: "=r" (stack_end) : "i" (-STACK_SIZE));
换言之stack_end = esp - STACK_SIZE.
在计算了堆栈结束地址之后，代码计算了堆的结束地址：
//heap_end = heap_end_ptr + 512
heap_end = (char *)((size_t)boot_params.hdr.heap_end_ptr + 0x200);
接下来代码判断 heap_end 是否大于 stack_end，如果条件成立，将 stack_end 设置成 heap_end（这么做是因为在大部分系统中全局堆和堆栈是相邻的，但是增长方向是相反的）。
到这里为止，全局堆就被正确初始化了。在全局堆被初始化之后，我们就可以使用 GET_HEAP 方法。至于这个函数的实现和使用，我们将在后续的章节中看到。
检查CPU类型
在堆栈初始化之后，内核代码通过调用arch/x86/boot/cpu.c提供的 validate_cpu 方法检查CPU级别以确定系统是否能够在当前的CPU上运行。
validate_cpu 调用了check_cpu方法得到当前系统的CPU级别，并且和系统预设的最低CPU级别进行比较。如果不满足条件，则不允许系统运行。
/*from cpu.c*/
check_cpu(&cpu_level, &req_level, &err_flags);
/*after check_cpu call, req_level = req_level defined in cpucheck.c*/
if (cpu_level < req_level) {
printf("This kernel requires an %s CPU, ", cpu_name(req_level));
printf("but only detected an %s CPU.\n", cpu_name(cpu_level));
return -1;
}
除此之外，check_cpu 方法还做了大量的其他检测和设置工作，下面就简单介绍一些：1）检查cpu标志，如果cpu是64位cpu，那么就设置long mode, 2) 检查CPU的制造商，根据制造商的不同，设置不同的CPU选项。比如对于AMD出厂的cpu，如果不支持 SSE+SSE2，那么就禁止这些选项。
内存分布侦测
接下来，内核调用 detect_memory 方法进行内存侦测，以得到系统当前内存的使用分布。该方法使用多种编程接口，包括 0xe820（获取全部内存分配），0xe801 和 0x88（获取临近内存大小），进行内存分布侦测。在这里我们只介绍arch/x86/boot/memory.c中提供的 detect_memory_e820 方法。
该方法首先调用 initregs 方法初始化 biosregs 数据结构，然后向该数据结构填入 0xe820 编程接口所要求的参数：
initregs(&ireg);
ireg.ax = 0xe820;
ireg.cx = sizeof buf;
ireg.edx = SMAP;
ireg.di = (size_t)&buf;
ax固定为0xe820cx包含数据缓冲区的大小，该缓冲区将包含系统内存的信息数据edx必须是SMAP这个魔术数字，就是0x534d4150es:di包含数据缓冲区的地址ebx必须为0.
接下来就是通过一个循环来收集内存信息了。每个循环都开始于一个 0x15 中断调用，这个中断调用返回地址分配表中的一项，接着程序将返回的 ebx 设置到 biosregs 数据结构中，然后进行下一次的 0x15 中断调用。那么循环什么时候结束呢？直到 0x15 调用返回的eflags包含标志 X86_EFLAGS_CF:
intcall(0x15, &ireg, &oreg);
ireg.ebx = oreg.ebx;
在循环结束之后，整个内存分配信息将被写入到 e820entry 数组中，这个数组的每个元素包含下面3个信息:
- 内存段的起始地址
- 内存段的大小
- 内存段的类型（类型可以是reserved, usable等等)。
你可以在 dmesg 输出中看到这个数组的内容：
[ 0.000000] e820: BIOS-provided physical RAM map:
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x0000000000000000-0x000000000009fbff] usable
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x000000000009fc00-0x000000000009ffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x00000000000f0000-0x00000000000fffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x0000000000100000-0x000000003ffdffff] usable
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x000000003ffe0000-0x000000003fffffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x00000000fffc0000-0x00000000ffffffff] reserved
键盘初始化
接下来内核调用keyboard_init() 方法进行键盘初始化操作。 首先，方法调用initregs初始化寄存器结构，然后调用0x16中断来获取键盘状态。
initregs(&ireg);
ireg.ah = 0x02; /* Get keyboard status */
intcall(0x16, &ireg, &oreg);
boot_params.kbd_status = oreg.al;
在获取了键盘状态之后，代码再次调用0x16中断来设置键盘的按键检测频率。
ireg.ax = 0x0305; /* Set keyboard repeat rate */
intcall(0x16, &ireg, NULL);
系统参数查询
接下来内核将进行一系列的参数查询。我们在这里将不深入介绍所有这些查询，我们将在后续章节中再进行详细介绍。在这里我们将简单介绍一些系统参数查询:
query_mca 方法调用0x15中断来获取机器的型号信息，BIOS版本以及其他一些硬件相关的属性：
int query_mca(void)
{
struct biosregs ireg, oreg;
u16 len;
initregs(&ireg);
ireg.ah = 0xc0;
intcall(0x15, &ireg, &oreg);
if (oreg.eflags & X86_EFLAGS_CF)
return -1; /* No MCA present */
set_fs(oreg.es);
len = rdfs16(oreg.bx);
if (len > sizeof(boot_params.sys_desc_table))
len = sizeof(boot_params.sys_desc_table);
copy_from_fs(&boot_params.sys_desc_table, oreg.bx, len);
return 0;
}
这个方法设置 ah 寄存器的值为 0xc0，然后调用 0x15 BIOS中断。中断返回之后代码检查 carry flag。如果它被置位，说明BIOS不支持MCA。如果CF被设置成0，那么 ES:BX 指向系统信息表。这个表的内容如下所示：
Offset Size Description
00h WORD number of bytes following
02h BYTE model (see #00515)
03h BYTE submodel (see #00515)
04h BYTE BIOS revision: 0 for first release, 1 for 2nd, etc.
05h BYTE feature byte 1 (see #00510)
06h BYTE feature byte 2 (see #00511)
07h BYTE feature byte 3 (see #00512)
08h BYTE feature byte 4 (see #00513)
09h BYTE feature byte 5 (see #00514)
---AWARD BIOS---
0Ah N BYTEs AWARD copyright notice
---Phoenix BIOS---
0Ah BYTE ??? (00h)
0Bh BYTE major version
0Ch BYTE minor version (BCD)
0Dh 4 BYTEs ASCIZ string "PTL" (Phoenix Technologies Ltd)
---Quadram Quad386---
0Ah 17 BYTEs ASCII signature string "Quadram Quad386XT"
---Toshiba (Satellite Pro 435CDS at least)---
0Ah 7 BYTEs signature "TOSHIBA"
11h BYTE ??? (8h)
12h BYTE ??? (E7h) product ID??? (guess)
13h 3 BYTEs "JPN"
接下来代码调用 set_fs 方法，将 es 寄存器的值写入 fs 寄存器:
static inline void set_fs(u16 seg)
{
asm volatile("movw %0,%%fs" : : "rm" (seg));
}
在boot.h 存在很多类似于 set_fs 的方法, 比如 set_gs。
在 query_mca 的最后，代码将 es:bx 指向的内存地址的内容拷贝到 boot_params.sys_desc_table。
接下来，内核调用 query_ist 方法获取Intel SpeedStep信息。这个方法首先检查CPU类型，然后调用 0x15 中断获得这个信息并放入 boot_params 中。
接下来，内核会调用query_apm_bios 方法从BIOS获得 高级电源管理 信息。query_apm_bios 也是调用 0x15 中断，只不过将 ax 设置成 0x5300 以得到APM设置信息。中断调用返回之后，代码将检查 bx 和 cx 的值，如果 bx 不是 0x504d ( PM 标记 )，或者 cx 不是 0x02 (0x02，表示支持32位模式)，那么代码直接返回错误。否则，将进行下面的步骤。
接下来，代码使用 ax = 0x5304 来调用 0x15 中断，以断开 APM 接口；然后使用 ax = 0x5303 调用 0x15 中断，使用32位接口重新连接 APM；最后使用 ax = 0x5300 调用 0x15 中断再次获取APM设置，然后将信息写入 boot_params.apm_bios_info。
需要注意的是，只有在 CONFIG_APM 或者 CONFIG_APM_MODULE 被设置的情况下，query_apm_bios 方法才会被调用：
#if defined(CONFIG_APM) || defined(CONFIG_APM_MODULE)
query_apm_bios();
#endif
最后是query_edd 方法调用, 这个方法从BIOS中查询 Enhanced Disk Drive 信息。下面让我们看看 query_edd 方法的实现。
首先，代码检查内核命令行参数是否设置了edd 选项，如果edd选项设置成 off，query_edd 不做任何操作，直接返回。
如果EDD被激活了，query_edd 遍历所有BIOS支持的硬盘，并获取相应硬盘的EDD信息：
for (devno = 0x80; devno < 0x80+EDD_MBR_SIG_MAX; devno++) {
if (!get_edd_info(devno, &ei) && boot_params.eddbuf_entries < EDDMAXNR) {
memcpy(edp, &ei, sizeof ei);
edp++;
boot_params.eddbuf_entries++;
}
...
...
...
在代码中 0x80 是第一块硬盘，EDD_MBR_SIG_MAX 是一个宏，值为16。代码把获得的信息放入数组edd_info中。get_edd_info 方法通过调用 0x13 中断调用（设置 ah = 0x41 ) 来检查EDD是否被硬盘支持。如果EDD被支持，代码将再次调用 0x13 中断，在这次调用中 ah = 0x48，并且 si 指向一个数据缓冲区地址。中断调用之后，EDD信息将被保存到 si 指向的缓冲区地址。
结束语
本章到此就结束了，在下一章我们将讲解显示模式设置，以及在进入保护模式之前的其他准备工作，在下一章的最后我们将成功进入保护模式。
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