下面进行分页机制的实现，这里我们先来说说为什么要进行分页？我们看到分段机制已经提供了很好的保护机制，那为什么还要加上分页管理机制呢？其实它的主要目的在于实现虚拟存储器，线性地址中任意一个页都能映射到物理地址中的任何一个页，这无疑使得内存管理变得相当的灵活。
逻辑地址------采用分段机制-------线性地址-------采用分页机制---------物理地址
从上面看出如果有开启分页机制，那么逻辑地址需要进行两次转换才能得到物理地址。
如下图所示:
转换使用两级页表，第一级叫做页目录，大小为4KB，存储在一个物理页中，每个表项4个字节长，共有1024个表项，每个表项对应第二级的一个页表，第二级的每一页表有1024个表项，每一个表项对应一个物理页，页目录表的表项简称PDE(Page Directory Entry)，页表的表项简称PTE(Page Table Entry)。
进行转换时，先是从由寄存器cr3指定的页目录中根据线性地址的高10位得到页表地址，然后在页表中根据线性地址的第12到21位得到物理页首地址，将这个首地址加上线性地址低12位便得到了物理地址。
分页机制是否生效的开关位于cr0的最高位PG位，如果PG位=1，则分页机制生效，所以，当我们准备好了页目录表和页表，并将cr3指向页目录表之后，只需要设置PG位，分页机制就开始工作了。
但是当我们开始分页机制时，实际上不能把所有的页目录表和页表开启，因为实际上我们的内存并没有那么大，那么如果我们的内存没有那么大，但我们却全部开启，那么这时就会被页表消耗了大量的内存空间了，所以最优的选择就是根据内存的情况进行来动态开启。
通过int 15h中断调用我们可以获取当前的内存情况，它其实是由一个地址范围描述符结构表示着，具体入下图
代码如下:
org 0100h
jmp LABEL_START ; Start
; 下面是 FAT12 磁盘的头, 之所以包含它是因为下面用到了磁盘的一些信息
%include "fat12hdr.inc"
%include "load.inc"
%include "pm.inc"
;GDT----------------------------------------------------------------------------------------------------
; 段基址 段界限 属性
LABEL_GDT: Descriptor 0, 0, 0 ;空描述符
LABEL_DESC_FLAT_C: Descriptor 0, 0fffffh, DA_CR|DA_32|DA_LIMIT_4K ; 0 ~ 4G
LABEL_DESC_FLAT_RW: Descriptor 0, 0fffffh, DA_DRW|DA_32|DA_LIMIT_4K ; 0 ~ 4G
LABEL_DESC_VIDEO: Descriptor 0B8000h, 0ffffh, DA_DRW|DA_DPL3 ; 显存首地址
;GDT------------------------------------------------------------------------------------------------------
GdtLen equ $ - LABEL_GDT
GdtPtr dw GdtLen - 1 ; 段界限
dd BaseOfLoaderPhyAddr + LABEL_GDT ; 基地址
; GDT 选择子 ----------------------------------------------------------------------------------
SelectorFlatC equ LABEL_DESC_FLAT_C - LABEL_GDT
SelectorFlatRW equ LABEL_DESC_FLAT_RW - LABEL_GDT
SelectorVideo equ LABEL_DESC_VIDEO - LABEL_GDT + SA_RPL3
; GDT 选择子 ----------------------------------------------------------------------------------
BaseOfStack equ 0100h
;实模式
LABEL_START:
;xchg bx,bx ; <--- 从这里开始 *************
mov ax, cs
mov ds, ax
mov es, ax
mov ss, ax
mov sp, BaseOfStack ;BaseOfStack = 0100
mov dh, 0 ; "Loading "
call DispStrRealMode ; 显示字符串
;开始进行克勤克检用内存
;中断调用 int 15h
;int 15h可以完成许多工作，主要由ax的值决定，我们想要获取内存信息，需要将ax赋值为0E820h
;ebx 放置着"后续值"，第一次调用时ebx必须为0
;ecx es:di所指向的地址范围描述符结构的大小，以字节为单位。无论es:di所指向的结构如何设置，BIOS最多将会填充ecx个字节。不过，通常情况下无论ecx为多大，BIOS只填充20个字节，有些BIOS忽略ecx的值，总是填充20个字节
;edx 0534D4150h('SAMP') BIOS将会使用此标志，对调用者将要请求的系统映像信息进行校验，这些信息会被BIOS放置到es:di所指向的结构中
;调用返回值
;CF CF=0表示没有错误，否则存在错误
;eax 0534D4150h('SAMP')
;es:di 返回的地址范围描述符结构指针，和输入值相同
;ecx BIOS填充在地址范围描述符中的字节数量，被BIOS所返回的最小值是20字节
;ebx 这里放置着为下一个地址描述符所需要的后续值,这个值的实际形势依赖于具体的BIOS的实现，调用者不用关心它的具体形式，只需在下次迭代时原封不动的放置到ebx中，就可以通过它获取下一个地址范围描述符。如果它的值为0，并且CF没有进位，表示它是最后一个地址范围描述符
; 得到内存数
mov ebx, 0 ; ebx = 后续值, 开始时需为 0
mov di, _MemChkBuf ; es:di 指向一个地址范围描述符结构（Address Range Descriptor Structure）
.MemChkLoop:
mov eax, 0E820h ; eax = 0000E820h
mov ecx, 20 ; ecx = 地址范围描述符结构的大小
mov edx, 0534D4150h ; edx = 'SMAP'
int 15h ; int 15h
jc .MemChkFail
add di, 20
inc dword [_dwMCRNumber] ; dwMCRNumber = ARDS 的个数
cmp ebx, 0
jne .MemChkLoop
jmp .MemChkOK ;ebx=0,那么进行跳转
.MemChkFail:
mov dword [_dwMCRNumber], 0
.MemChkOK:
; 下面在 A 盘的根目录寻找 KERNEL.BIN
mov word [wSectorNo], SectorNoOfRootDirectory
xor ah, ah ; ┓
xor dl, dl ; ┣ 软驱复位
int 13h ; ┛
LABEL_SEARCH_IN_ROOT_DIR_BEGIN:
cmp word [wRootDirSizeForLoop], 0 ; ┓
jz LABEL_NO_KERNELBIN ; ┣ 判断根目录区是不是已经读完, 如果读完表示没有找到 KERNEL.BIN
dec word [wRootDirSizeForLoop] ; ┛
mov ax, BaseOfKernelFile ;BaseOfKernelFile=08000h
mov es, ax ; es <- BaseOfKernelFile
mov bx, OffsetOfKernelFile ; bx <- OffsetOfKernelFile=0 于是, es:bx = BaseOfKernelFile:OffsetOfKernelFile = BaseOfKernelFile * 10h + OffsetOfKernelFile
mov ax, [wSectorNo] ; ax <- Root Directory 中的某 Sector 号
mov cl, 1
call ReadSector
mov si, KernelFileName ; ds:si -> "KERNEL BIN"
mov di, OffsetOfKernelFile ; es:di -> BaseOfKernelFile:???? = BaseOfKernelFile*10h+????
cld
mov dx, 10h
LABEL_SEARCH_FOR_KERNELBIN:
cmp dx, 0 ; ┓
jz LABEL_GOTO_NEXT_SECTOR_IN_ROOT_DIR ; ┣ 循环次数控制, 如果已经读完了一个 Sector, 就跳到下一个 Sector
dec dx ; ┛
mov cx, 11
LABEL_CMP_FILENAME:
cmp cx, 0 ; ┓
jz LABEL_FILENAME_FOUND ; ┣ 循环次数控制, 如果比较了 11 个字符都相等, 表示找到
dec cx ; ┛
lodsb ; ds:si -> al
cmp al, byte [es:di] ; if al == es:di
jz LABEL_GO_ON
jmp LABEL_DIFFERENT
LABEL_GO_ON:
inc di
jmp LABEL_CMP_FILENAME ; 继续循环
LABEL_DIFFERENT:
and di, 0FFE0h ; else┓ 这时di的值不知道是什么, di &= e0 为了让它是 20h 的倍数
add di, 20h ; ┃
mov si, KernelFileName ; ┣ di += 20h 下一个目录条目
jmp LABEL_SEARCH_FOR_KERNELBIN; ┛
LABEL_GOTO_NEXT_SECTOR_IN_ROOT_DIR:
add word [wSectorNo], 1
jmp LABEL_SEARCH_IN_ROOT_DIR_BEGIN
LABEL_NO_KERNELBIN:
mov dh, 2 ; "No KERNEL."
call DispStrRealMode ; 显示字符串
jmp $ ; 没有找到 KERNEL.BIN, 死循环在这里
LABEL_FILENAME_FOUND: ; 找到 KERNEL.BIN 后便来到这里继续
mov ax, RootDirSectors
and di, 0FFF0h ; di -> 当前条目的开始
push eax
mov eax, [es : di + 01Ch] ; ┓
mov dword [dwKernelSize], eax ; ┛保存 KERNEL.BIN 文件大小
pop eax
add di, 01Ah ; di -> 首 Sector
mov cx, word [es:di]
push cx ; 保存此 Sector 在 FAT 中的序号
add cx, ax
add cx, DeltaSectorNo ; 这时 cl 里面是 LOADER.BIN 的起始扇区号 (从 0 开始数的序号)
mov ax, BaseOfKernelFile
mov es, ax ; es <- BaseOfKernelFile
mov bx, OffsetOfKernelFile ; bx <- OffsetOfKernelFile 于是, es:bx = BaseOfKernelFile:OffsetOfKernelFile = BaseOfKernelFile * 10h + OffsetOfKernelFile
mov ax, cx ; ax <- Sector 号
LABEL_GOON_LOADING_FILE:
push ax ; ┓
push bx ; ┃
mov ah, 0Eh ; ┃ 每读一个扇区就在 "Loading " 后面打一个点, 形成这样的效果:
mov al, '.' ; ┃
mov bl, 0Fh ; ┃ Loading ......
int 10h ;_szMemChkTitle: db "BaseAddrL BaseAddrH LengthLow LengthHigh Type", 0Ah, 0 ┃
pop bx ; ┃
pop ax ; ┛
mov cl, 1
call ReadSector
pop ax ; 取出此 Sector 在 FAT 中的序号
call GetFATEntry
cmp ax, 0FFFh
jz LABEL_FILE_LOADED
push ax ; 保存 Sector 在 FAT 中的序号
mov dx, RootDirSectors
add ax, dx
add ax, DeltaSectorNo
add bx, [BPB_BytsPerSec]
jmp LABEL_GOON_LOADING_FILE
LABEL_FILE_LOADED:
call KillMotor ; 关闭软驱马达
mov dh, 1 ; "Ready."
call DispStrRealMode ; 显示字符串
; 下面准备跳入保护模式 -------------------------------------------
; 加载 GDTR,作用是将GdtPtr指定的6个字节加载到寄存器gdtr，gdtr是由32位基地址，16位界限组成
lgdt [GdtPtr]
; 关中断
cli
; 打开地址线A20
; 这是一个历史问题，"段:偏移"这样的模式能表示的最大内存是FFFF:FFFF，即10FFEFh。可是8086只有20位的地址总数，只能寻址到1MB
; 那么如果试图访问超过1MB的地址时会怎么样呢？实际上系统不会发生什么异常，就是warp回去了，重新从地址零开始寻址了，可是，到了
; 80286时，真的可以访问到了1MB以上的内存了，如果遇到同样的情况，系统不会再回卷寻址，这就造成了不兼容，为了保证兼容，IBM想出
; 一个办法，使用8042键盘控制器来控制第20个(从零开始数)地址位，这就是A20地址线，如果不被打开，第20个地址位将会是零，并且开机时
; 它默认是0
in al, 92h
or al, 00000010b
out 92h, al
; 准备切换到保护模式，寄存器cr0的第0位是PE位，此位为0，CPU运行于实模式，为1时，CPU运行于保护模式。原来我们已经闭合了进入保护模式
; 的开关，也就是说"mov cr0, eax"这一句以后，系统就处于了保护模式之下
mov eax, cr0
or eax, 1
mov cr0, eax
; 真正进入保护模式
; SelectorFlatC段选择子所指向的LABEL_DESC_FLAT_C的段地址为0
; 但是，此时cs的值仍然是实模式下的值，我们需要把代码段的选择子装入到cs，所以我们使用了jmp指令
; 另外一个注意的，这里我们为什么能从实模式成功的跳转到保护模式呢，实模式的DPL=0，那么我们jmp到保护模式过去，那么保护模式下的
; 代码段也必须是DPL=0，因为我们上面对代码段设置了DA_32属性，所以此时该代码段的DPL就是为0了
; 另外这里为什么的偏移地址为什么是BaseOfLoaderPhyAddr+LABEL_PM_START，而为什么不是直接就是LABEL_PM_START,这是因为我们
; 的代码段设置的段基址位0，那么当我们拿段选择字索引到该代码段后，于是从段寄存器的高速缓存处获得了段基地址，而此时我们的Loader.bin
; 是被加载到段地址为0900，于是我们这里需要加上BaseOfLoaderPhyAddr，BaseOfLoaderPhyAddr此时我们设置为09000h，那么就相当于我们
; 在实模式进行段地址*16+偏移地址的思想差不多
jmp dword SelectorFlatC:(BaseOfLoaderPhyAddr+LABEL_PM_START)
;============================================================================
;变量
;----------------------------------------------------------------------------
wRootDirSizeForLoop dw RootDirSectors ; Root Directory 占用的扇区数
wSectorNo dw 0 ; 要读取的扇区号
bOdd db 0 ; 奇数还是偶数
dwKernelSize dd 0 ; KERNEL.BIN 文件大小
;============================================================================
;字符串
;----------------------------------------------------------------------------
KernelFileName db "KERNEL BIN", 0 ; KERNEL.BIN 之文件名
; 为简化代码, 下面每个字符串的长度均为 MessageLength
MessageLength equ 9
LoadMessage: db "Loading "
Message1 db "Ready. "
Message2 db "No KERNEL"
;============================================================================
;----------------------------------------------------------------------------
; 函数名: DispStrRealMode
;----------------------------------------------------------------------------
; 运行环境:
; 实模式（保护模式下显示字符串由函数 DispStr 完成）
; 作用:
; 显示一个字符串, 函数开始时 dh 中应该是字符串序号(0-based)
DispStrRealMode:
mov ax, MessageLength
mul dh
add ax, LoadMessage
mov bp, ax ; ┓
mov ax, ds ; ┣ ES:BP = 串地址
mov es, ax ; ┛
mov cx, MessageLength ;_szMemChkTitle: db "BaseAddrL BaseAddrH LengthLow LengthHigh Type", 0Ah, 0 CX = 串长度
mov ax, 01301h ; AH = 13, AL = 01h
mov bx, 0007h ; 页号为0(BH = 0) 黑底白字(BL = 07h)
mov dl, 0
add dh, 3 ; 从第 3 行往下显示
int 10h ; int 10h
ret
;----------------------------------------------------------------------------
; 函数名: ReadSector
;----------------------------------------------------------------------------
; 作用:
; 从序号(Directory Entry 中的 Sector 号)为 ax 的的 Sector 开始, 将 cl 个 Sector 读入 es:bx 中
ReadSector:
; -----------------------------------------------------------------------
; 怎样由扇区号求扇区在磁盘中的位置 (扇区号 -> 柱面号, 起始扇区, 磁头号)
; -----------------------------------------------------------------------
; 设扇区号为 x
; ┌ 柱面号 = y >> 1
; x ┌ 商 y ┤
; -------------- => ┤ └ 磁头号 = y & 1
; 每磁道扇区数 │
; └ 余 z => 起始扇区号 = z + 1
push bp
mov bp, sp
sub esp, 2 ; 辟出两个字节的堆栈区域保存要读的扇区数: byte [bp-2]
mov byte [bp-2], cl
push bx ; 保存 bx
mov bl, [BPB_SecPerTrk] ; bl: 除数
div bl ; y 在 al 中, z 在 ah 中
inc ah ; z ++
mov cl, ah ; cl <- 起始扇区号
mov dh, al ; dh <- y
shr al, 1 ; y >> 1 (其实是 y/BPB_NumHeads, 这里BPB_NumHeads=2)
mov ch, al ; ch <- 柱面号
and dh, 1 ; dh & 1 = 磁头号
pop bx ; 恢复 bx
; 至此, "柱面号, 起始扇区, 磁头号" 全部得到 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
mov dl, [BS_DrvNum] ; 驱动器号 (0 表示 A 盘)
.GoOnReading:
mov ah, 2 ; 读
mov al, byte [bp-2] ; 读 al 个扇区
int 13h
jc .GoOnReading ; 如果读取错误 CF 会被置为 1, 这时就不停地读, 直到正确为止
add esp, 2
pop bp
ret
;----------------------------------------------------------------------------
; 函数名: GetFATEntry
;----------------------------------------------------------------------------
; 作用:
; 找到序号为 ax 的 Sector 在 FAT 中的条目, 结果放在 ax 中
; 需要注意的是, 中间需要读 FAT 的扇区到 es:bx 处, 所以函数一开始保存了 es 和 bx
GetFATEntry:
push es
push bx
push ax
mov ax, BaseOfKernelFile ; ┓
sub ax, 0100h ; ┣ 在 BaseOfKernelFile 后面留出 4K 空间用于存放 FAT
mov es, ax ; ┛
pop ax
mov byte [bOdd], 0
mov bx, 3
mul bx ; dx:ax = ax * 3
mov bx, 2
div bx ; dx:ax / 2 ==> ax <- 商, dx <- 余数
cmp dx, 0
jz LABEL_EVEN
mov byte [bOdd], 1
LABEL_EVEN:;偶数
xor dx, dx ; 现在 ax 中是 FATEntry 在 FAT 中的偏移量. 下面来计算 FATEntry 在哪个扇区中(FAT占用不止一个扇区)
mov bx, [BPB_BytsPerSec]
div bx ; dx:ax / BPB_BytsPerSec ==> ax <- 商 (FATEntry 所在的扇区相对于 FAT 来说的扇区号)
; dx <- 余数 (FATEntry 在扇区内的偏移)。
push dx
mov bx, 0 ; bx <- 0 于是, es:bx = (BaseOfKernelFile - 100):00 = (BaseOfKernelFile - 100) * 10h
add ax, SectorNoOfFAT1 ; 此句执行之后的 ax 就是 FATEntry 所在的扇区号
mov cl, 2
call ReadSector ; 读取 FATEntry 所在的扇区, 一次读两个, 避免在边界发生错误, 因为一个 FATEntry 可能跨越两个扇区
pop dx
add bx, dx
mov ax, [es:bx]
cmp byte [bOdd], 1
jnz LABEL_EVEN_2
shr ax, 4
LABEL_EVEN_2:
and ax, 0FFFh
LABEL_GET_FAT_ENRY_OK:
pop bx
pop es
ret
; 从此以后的代码在保护模式下执行 ----------------------------------------------------
; 32 位代码段. 由实模式跳入 ---------------------------------------------------------
[SECTION .s32]
ALIGN 32
[BITS 32]
LABEL_PM_START:
;xchg bx,bx
mov ax, SelectorVideo
mov gs, ax
mov ax, SelectorFlatRW
mov ds, ax
mov es, ax
mov fs, ax
mov ss, ax
mov esp, TopOfStack
push szMemChkTitle ;esp - 4
call DispStr
add esp, 4 ;esp + 4，把栈指针重新移动到栈顶
call DispMemInfo
call SetupPaging
mov ah, 0Fh ; 0000: 黑底 1111: 白字
mov al, 'P'
mov [gs:((80 * 0 + 39) * 2)], ax ; 屏幕第 0 行, 第 39 列。
jmp $
; ------------------------------------------------------------------------
; 显示 AL 中的数字
; ------------------------------------------------------------------------
DispAL:
push ecx
push edx
push edi
mov edi, [dwDispPos]
mov ah, 0Fh ; 0000b: 黑底 1111b: 白字
mov dl, al ; 将al寄存器中的值存放到dl寄存器
shr al, 4 ; 先取高四位
mov ecx, 2
.begin:
and al, 01111b ;看看每四位的值
cmp al, 9 ;如果大于9，那么是字符，跳转到.1
ja .1
add al, '0' ;小于9，那么加上'0'
jmp .2 ;跳转2进行填充到显卡内存中并且进行显示
.1:
sub al, 0Ah
add al, 'A' ;看看当前的al中的值比0Ah大多少，那么大于的数加上'A'就可以得到它本来的字符了
.2:
mov [gs:edi], ax ;将ax中的值填充到显卡内存中
add edi, 2 ;edi的值加2,因为上面填充了两个字节了
mov al, dl ;把原来dl的字符重新填充到al中，为准备比较低四位做准备
loop .begin ;跳转到.begin,cx寄存器中的值为0，那么就停止
mov [dwDispPos], edi
pop edi
pop edx
pop ecx
ret
; DispAL 结束-------------------------------------------------------------
; ------------------------------------------------------------------------
; 显示一个整形数
; ------------------------------------------------------------------------
DispInt:
mov eax, [esp + 4]
shr eax, 24
call DispAL
mov eax, [esp + 4]
shr eax, 16
call DispAL
mov eax, [esp + 4]
shr eax, 8
call DispAL
mov eax, [esp + 4]
call DispAL
mov ah, 07h ; 0000b: 黑底 0111b: 灰字
mov al, 'h'
push edi
mov edi, [dwDispPos]
mov [gs:edi], ax
add edi, 4
mov [dwDispPos], edi
pop edi
ret
; DispInt 结束-----------------------------------------------------------
;----------------------------------------------------------------------------
;----------------------------------------------------------------------------
; 函数名: DispStr
;----------------------------------------------------------------------------
; 作用:
; 显示字符串
DispStr:
push ebp ;esp - 4
mov ebp, esp ;esp指向了离堆栈栈顶8个字节处的指针
push ebx ;以后要用到bl，所以要压栈先保护起来
push esi ;源指针
push edi ;目标指针 执行到这儿时ebp，esp的值已经不一样了。esp因为又压了三次所以加了12，ebp还是原来的ebp，push ebp后的堆栈指针
mov esi, [ebp + 8] ;这里实际上是取出了szMemChkTitle的值出来
mov edi, [dwDispPos] ;将dwDisPos地址存放的显示位置赋给edi，初值为：(80 * 6 + 0) * 2 ; 屏幕第 6 行, 第 0 列
mov ah, 0Fh ;设置颜色,ah=0ch就是黑底红字
.1:
lodsb ;lodsb al,byte ptr ds:[esi],把ds，esi偏移处的一个字节赋给al
test al, al ;该指令还可以用来测试一方寄存器是否为空: test ecx, ecx jz somewhere 如果ecx为零,设置ZF零标志为1,Jz跳转
jz .2
cmp al, 0Ah ;是回车吗?
jnz .3
push eax
mov eax, edi ;把当前字符的位置存入到eax中
mov bl, 160 ;bl = 160
div bl ;处于bl,那么商在eax寄存器的低32位，余数在eax的高32位
and eax, 0FFh ;将余数清0
inc eax ;商等于当前字符全满了的行数，除去余数的那一行，那么将行数加1，加1后就包括没填满的那一行了
mov bl, 160 ;获取160
mul bl ;换行
mov edi, eax ;回复edi的值
pop eax
jmp .1
.3:
mov [gs:edi], ax
add edi, 2
jmp .1
.2:
mov [dwDispPos], edi
pop edi
pop esi
pop ebx
pop ebp
ret
;; DispStr结束--------------------------------------------------------------
; ------------------------------------------------------------------------
; 换行
; ------------------------------------------------------------------------
DispReturn:
push szReturn
call DispStr ;printf("\n");
add esp, 4
ret
; DispReturn 结束---------------------------------------------------------
; 因为我们上面已经进行了int 15h中断调用，所以我们现在只是把之前存进到缓冲区的内容取出并且进行显示就可以了
; 显示内存信息 --------------------------------------------------------------
DispMemInfo:
push esi
push edi
push ecx
mov esi, MemChkBuf
mov ecx, [dwMCRNumber] ;for(int i=0;i<[MCRNumber];i++) // 每次得到一个ARDS(Address Range Descriptor Structure)结构
.loop: ;{
mov edx, 5 ; for(int j=0;j<5;j++) // 每次得到一个ARDS中的成员，共5个成员
mov edi, ARDStruct ; { // 依次显示：BaseAddrLow，BaseAddrHigh，LengthLow，LengthHigh，Type
.1: ;
push dword [esi] ;
call DispInt ; DispInt(MemChkBuf[j*4]); // 显示一个成员
pop eax ;
stosd ; ARDStruct[j*4] = MemChkBuf[j*4];
add esi, 4 ;
dec edx ;
cmp edx, 0 ;
jnz .1 ; }
call DispReturn ; printf("\n");
cmp dword [dwType], 1 ; if(Type == AddressRangeMemory) // AddressRangeMemory : 1, AddressRangeReserved : 2
jne .2 ; {
mov eax, [dwBaseAddrLow] ;
add eax, [dwLengthLow] ;
cmp eax, [dwMemSize] ; if(BaseAddrLow + LengthLow > MemSize)
jb .2 ;
mov [dwMemSize], eax ; MemSize = BaseAddrLow + LengthLow;
.2: ; }
loop .loop ;}
;
call DispReturn ;printf("\n");
push szRAMSize ;
call DispStr ;printf("RAM size:");
add esp, 4 ;
;
push dword [dwMemSize] ;
call DispInt ;DispInt(MemSize);
add esp, 4 ;
pop ecx
pop edi
pop esi
ret
; ---------------------------------------------------------------------------
; 启动分页机制 --------------------------------------------------------------
SetupPaging:
; 根据内存大小计算应初始化多少PDE以及多少页表
xor edx, edx
mov eax, [dwMemSize]
mov ebx, 400000h ; 400000h = 4M = 4096 * 1024, 一个页表对应的内存大小
div ebx
mov ecx, eax ; 此时 ecx 为页表的个数，也即 PDE 应该的个数
test edx, edx
jz .no_remainder
inc ecx ; 如果余数不为 0 就需增加一个页表
.no_remainder:
push ecx ; 暂存页表个数
; 为简化处理, 所有线性地址对应相等的物理地址. 并且不考虑内存空洞.
; 首先初始化页目录
;stosd第一次执行时就把eax中的PageTblBase|PG_P|PG_USU|PG_RWW存入了页目录表的第一个PDE，
;PageTblBase|PG_P|PG_USU|PG_RWW让当前(第一个)PDE对应的页表首地址变成了PageTblBase，而
;且属性显示其指向的是存在的可读可写的用户级别页表。实际上，当为页目录表中的一个PDE赋值时，一个循环就开始了。
;循环的每一次执行中，es:edi会自动指向下一个PDE，而我们后面的add eax,4096,将下一个页表的首地址增加了4096
;个字节，以便与上一个页表首尾相接，这样，经过1024次循环之后，页目录表中的所有PDE都被赋值完毕，它们的属性相同,
;都是为可读可写的用户级别页表，并且所有的页表连续排列在以PageTblBase为首地址的4MB(4096*1024)的空间中
mov ax, SelectorFlatRW
mov es, ax
mov edi, PageDirBase ; 此段首地址为 PageDirBase
xor eax, eax
mov eax, PageTblBase | PG_P | PG_USU | PG_RWW
.1:
stosd ; 将eax的值填入到es:edi处，然后edi+4
add eax, 4096 ; 为了简化, 所有页表在内存中是连续的.1024个页表*4个字节=4096
loop .1 ; ecx=0结束
; 再初始化所有页表
; 由于总共有1024*1024个PTE，于是将ecx赋值为1024*1024，以便让循环进行1024*1024次，开始对es和edi的处理让
; es:edi的处理让es:edi指向了页表段的首地址，即地址PageTblBase处，也是第一个页表的首地址
; 第一个页表中的第一个PTE被赋值位PG_P|PG_USU|PG_RWW，不难理解，它表示此PTE指向页首地址为0，并且是个可读可
; 写的用户级别页。这同时意味着第0个页表中第0个PTE指示的页的首地址是0，于是线性地址0-0FFFh将被映射到物理地址
; 0-0FFFh，即f(x)=x,其中0<=x<=0FFFh,接下来进行的循环初始化剩下的所有页表中的PTE，将4G空间的线性地址映射到
; 相同的物理地址。
pop eax ; 页表个数
mov ebx, 1024 ; 每个页表 1024 个 PTE
mul ebx
mov ecx, eax ; PTE个数 = 页表个数 * 1024
mov edi, PageTblBase ; 此段首地址为 PageTblBase
xor eax, eax
mov eax, PG_P | PG_USU | PG_RWW
.2:
stosd
add eax, 4096 ; 每一页指向 4K 的空间
loop .2
mov eax, PageDirBase
mov cr3, eax
mov eax, cr0
or eax, 80000000h ; 设置cr0的PG位，打开分页机制
mov cr0, eax
jmp short .3
.3:
nop
ret
; 分页机制启动完毕 ----------------------------------------------------------
;----------------------------------------------------------------------------
; 函数名: KillMotor
;----------------------------------------------------------------------------
; 作用:
; 关闭软驱马达
KillMotor:
push dx
mov dx, 03F2h
mov al, 0
out dx, al
pop dx
ret
; SECTION .data1 之开始 ---------------------------------------------------------------------------------------------
[SECTION .data1]
ALIGN 32
LABEL_DATA:
; 实模式下使用这些符号
; 字符串
_szMemChkTitle: db "BaseAddrL BaseAddrH LengthLow LengthHigh Type", 0Ah, 0
_szRAMSize: db "RAM size:", 0
_szReturn: db 0Ah, 0
;; 变量
_dwMCRNumber: dd 0 ; Memory Check Result
_dwDispPos: dd (80 * 6 + 0) * 2 ; 屏幕第 6 行, 第 0 列。
_dwMemSize: dd 0
_ARDStruct: ; Address Range Descriptor Structure
_dwBaseAddrLow: dd 0
_dwBaseAddrHigh: dd 0
_dwLengthLow: dd 0
_dwLengthHigh: dd 0
_dwType: dd 0
_MemChkBuf: times 256 db 0
;
;; 保护模式下使用这些符号
szMemChkTitle equ BaseOfLoaderPhyAddr + _szMemChkTitle
szRAMSize equ BaseOfLoaderPhyAddr + _szRAMSize
szReturn equ BaseOfLoaderPhyAddr + _szReturn
dwDispPos equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwDispPos
dwMemSize equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwMemSize
dwMCRNumber equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwMCRNumber
ARDStruct equ BaseOfLoaderPhyAddr + _ARDStruct
dwBaseAddrLow equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwBaseAddrLow
dwBaseAddrHigh equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwBaseAddrHigh
dwLengthLow equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwLengthLow
dwLengthHigh equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwLengthHigh
dwType equ BaseOfLoaderPhyAddr + _dwType
MemChkBuf equ BaseOfLoaderPhyAddr + _MemChkBuf
; 堆栈就在数据段的末尾
StackSpace: times 1000h db 0
TopOfStack equ BaseOfLoaderPhyAddr + $ ; 栈顶
; SECTION .data1 之结束 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
代码运行完后其分页的形式如下图:
运行效果:
明天要面试，很多技术都木有接触过，早点休息，明天剩一天的时间来看看这些技术。
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