固化：0xFFFF0是刚上电时唯一有代码的区域（寻指执行）
1个扇区512个字节，0磁道0扇区：OS的引导扇区
L2
汇编可以严格控制，不像C语言还要进行编译不受人控制。
计算机工作原理：取指执行，BIOS只会从0磁道0扇区读，若该处不为bootsect，则乱套
bootsect.s表示是汇编代码，用于编译bootsect
汇编文件之后会编译为机器指令，可以实现完整控制
地址：cs段地址+ip段内偏移地址，cs<<4+ip
cs ip都是16位寄存器
sub 相减
ds与si接成一个地址，左移四位，7c0——>7c00，es与di
rep movw:重复移动cx个字，256个字即512字节，ds为源地址，es目标地址，相当于将BIOS读进来的bootsect.s从7c00移到90000，腾出空间
jmp:直接跳转
？？？？？？？jmpi:间接跳转，go赋给ip,INITSEG（9000）赋给cs，ip与cs合为一个地址，go是个标号（地址），（汇编完成后）go是指从代码起始处（start）开始经过了多少偏移，go指令在什么位置。比如go=300，cs+300=90300，bootsect.s挪到了90300处，
int 0x13 BIOS中断，cl开始扇区（从哪开始读，cx的第一拔位02，bootsect占了第一个扇区，所以从第二个扇区开始读），al所读扇区数量（ax的高八位作为ah，第八位为al）。es：bx表示内存地址，es（段基址）由ax给出，ax由cs给出，bx为200，即90200（200表示512个字节）
int 0x10 BIOS中断，在屏幕上（光标位置）显示字符（bp表示要显示的字符在内存中的地址,cx表示输出字符的长度），打出logo（Loading system。。。）后还要将剩余 模块读入：call read it（int 0x13中断）
bootsect所做工作：调用13号中断将setup.s读入内存，调用10号中断打出logo，然后又调用13号中断读入把OS后面的System读进来
bootsect工作完成就要将控制权交给下一个程序setup.s，如何交：跳转jmpi，修改pc，cs，ip。（ip置为0，cs置为SETUPSEG,cs<<4+ip,setup之前放在90200，则cs=9020）
L3
回顾：OS装在硬盘上，只有将代码放在内存才能取指执行，所以上电后第一步是将OS从磁盘载入到内存（由引导扇区完成bootsect.s）。
int 0x15BIOS中断：获得物理内存大小，#0x88作为参数，获取出的值放在ax，ax又赋给[2]（[2]是间接寻址），默认寄存器指向9000，9000<<+2得90002，此处存了扩展内存大小。（为什么要做？对计算机进行信息采集以便管理，初始化，setup）
？？？？？？？di，si减成0，要移动cx的长度，ax=0，ax赋给es，ds是9000，ds与si，es与di配合，将从90000开始的地方OS的所有代码移动到0地址处（es=0，段寄存器=0，左移四位=0，偏移=0）
setup挪动OS将其放在0地址处，之后不再改变，获取硬件参数为管理硬件做准备，后面的地址就放应用程序，然后setup执行jmpi 0，8切换到保护模式。之前bootsect挪一下就是为给这次挪动腾空间（OS太长）。
书：linux0.1
进入保护模式（32位寻址方式）：jmpi 0,8
如果按照以前的0赋给ip，8赋给cs，cs<<4+ip的寻址模式（16位左移最多达到20位，只有1M,太小，现在要4G,32位机来实现），得到80，而应该跳转到的地方是0，因此寻址方式改变。
16位与32位的实质区别是cpu的解释程序不同。
cr0寄存器的最后一位如果是0则是16位模式，也叫实模式，如果是1则是保护模式。把1置给ax（ax最后一位是1），则cr0的最后一位是1，cpu就要走另一条解释执行指令的电路。
如何实现保护模式：依靠gdt(是硬件，执行快)
此时cs称为选择子，存的是表的下标（表项索引），这里的表就是gdt表（global describe table全局描述表），段的基址放在表项中，通过cs查到表项（通过硬件来查表），将表项中的基址取出与ip偏移相加。
setup要初始化表（下三行，4个word，每个16位，共64位 0-8-bit），配合 lgdt gdt 48指令，就启动了32位模式（cs和ip都是32位的，所以可以访问4G空间，寻找pc地址）
setup.s功能：获取硬件参数为管理硬件做准备，挪动OS将其放在0地址处之后不再改变，后面的地址就放应用程序，启动保护模式，启用高级指令jmpi 0,8(32位的汇编指令)跳到0地址处。
同样的，中断处理函数也变了，由IDT表，int n（10，18…）就是去找表项，找到中断处理函数的入口地址。
然后跳到system模块。
顺序：BIOS读bootsect，bootsect读setup，bootsect读system，setup跳到后面部分而且要跳到第一部分。只有代码严格按这样排列才能顺利执行。
因此要编写OS的控制代码Makefile。
通常将OS通过Makefile编译出来的样子称为Image（OS镜像）,将Image放在0磁道0扇区，然后就实现上述功能（打印字符，初始化…）Makefile是树状结构，即Image依赖于boot/bootsect boot/setup tools/system tools/build tools… （bootsect依赖于bootsect.s，setup依赖于setup.s）相似于树的结构（后根，父依赖于子），只有这些依赖的模块（如驱动程序DRIVERS，内存管理…）都有了之后通过链接指令将他们链接成一个模块。system的第一个部分是head.s（顾名思义）。有了head.s，有了system模块，有了setup，bootsect，用build将三者合为一，产生Image。
jmpi 0,8就是跳到head.s去执行。
head.s做了什么：初始idt，gdt（setup做gdt表只是为了执行jmpi指令，临时做的，而此处是正式做），开启20号地址线（访问4G内存）
由于改为32位，mov参数赋值顺序（前赋给后）与16位（后赋给前）相反，且改为%eax而非ax， 只能执行32位汇编代码。
内嵌汇编：在.c文件中有些指令要严格按照人的想法执行，就必须要用内嵌汇编。
当head.s执行完后要跳到mean.c去执行。（由汇编函数跳到c函数）c函数最终都要转为汇编语言才能执行。？？？？？？？？？？？函数调用靠栈
如C执行func(p1,p2,p3)：相当于A{ C…B{D…}E…}。传递三个参数。首先将三个参数压栈，按顺序进栈（从后往前），然后将func后面语句的返回地址（E）压到最下面，然后jmp到func函数（B函数）去执行。func执行完后编译执行ret指令（作用：func执行完后就要跳回到C中func函数后面的语句去执行，即返回地址(E)，已经放在栈里，就要从栈中弹出一个返回地址去执行）。
pushl：压栈
遇到ret，弹出来main，跳到main执行，0，0，0是main的参数（main的参数：envp，argc，argv），L6（返回地址）在main返回的时候返回，L6是jmp L6，死循环，所以main是一个永远不会返回的函数。
init：初始化
mem_init：内存初始化，即初始化一个数组mem_map。end_mem>>=12：往下减，右移12位，即除以2^{12}，即每次减4K，这4K置为0，每4K作为一片，这就是页。用这样一个表格表示内存中哪些地方用了（！=0）哪些没用（=0）。表长由end_mem（表示内存大小）决定，而end_mem是作为参数传进来的，从哪传过来？（90002，通过setup读入内存的参数）
前面那些使用了的地方（100，100…）是放置OS。
总结
OS启动：1.将OS读入内存 2.初始化
为什么要读入：读入了才能进行取指执行，发挥功能
为什么要初始化：OS管理硬件，就要先了解它的数据结构。