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PC机软盘和硬盘被分成各个扇区（sectors），每个sector为512字节（byte）。每个扇区是磁盘的最小转移的粒度，即每次读和写操作只能是一个或者多个扇区。如果一个分区是启动分区，那么这个分区的第一个扇区是启动扇区（boot sector）。当BIOS找到了启动磁盘时，它会将这个磁盘的512字节的启动扇区加载到内存（0x7c00到0x7dff），然后使用jmp跳转指令，将CS：IP设置为0000:7c00，即将控制权交给boot loader。（上述提到的地址是人为固定，并且标准化的）
在6.828中，仅仅使用了传统的驱动启动的机制，即加载512byte的启动扇区，交由bootloader完成后续启动。
bootloader的源代码由 boot/boot.S 和 boot/main.c 组成（boot.S是汇编语言文件，main.c是C语言文件）。bootloader主要执行下面两项功能：
1. 完成从实模式向保护模式的转变，只有在保护模式才能发挥x86的32位寻址能力。需要明确的是：（段地址：offset）到物理地址的映射规律发生了改变，同时，offsets从16位变为了32位。
2. boot loader 读取从硬盘kernel。（实现细节：）
「 A20地址线：x86系统组成系统总线的电子线路之一，用于传送第21个bit。（从A0命名）
A20 transmit bit 20（21st bit）
从80286有24根地址线，可以寻址到16MB（保护模式），但是CPU启动时，处于实模式，实现向下兼容，以运行8086（实模式）下的程序。
但是80286没有强制A20线在实模式的时候处于0，因此，地址F800:8000不再指向0x00000000，而指向了“正确”的物理地址0x00100000，从而一些实模式下的DOS程序不能正常工作。为了和这些程序保持兼容，IBM决定解决这个问题。
解决这个问题的思路是：在处理器和系统总线中，A20上插入一个逻辑门（logic gate），称之为Gate-A20.
若A20 Gate被打开，则0x100000-0x10FFEF的内存就可以正常访问。否则，就将超过1M的内存取模再次回到了1M以内。
Gate-A20可以被软件使能或者关闭，从而允许或者禁止系统总线得到A20上的信号。当运行实模式的程序时，Gate-A20关闭，当BIOS检查所有硬件（内存，外设，Gate-A20开启，然后在将控制权交给操作系统时候之前关闭。
BIOS设置CS寄存器为0x0，IP寄存器为0x7c00，开始执行bootloader程序
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BIOS 检查完硬件后，会加载引导磁盘的第一个引导扇区（512byte）从0x7c00到0x7dff，然后使用一个jmp指令，设置CS：IP为0000:7c00，把控制权交给扇区内的boot loader程序。
（在gdb中设置breakpoint到0x7c00，c命令执行到0x7c00处暂停）
bootloader 执行过程中，一个重要的功能就是从实模式向保护模式的转换，
从中可以看到，[ 0:7c2d] 到 0x7c32 地址的表现形式可以说明寻址能力的改变。
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在boot.S中：
.set PROT_MODE_CSEG, 0x8 # 内核代码 段选择子
.set PROT_MODE_DSEG, 0x10 # 内核数据 段选择子
.set CR0_PE_ON, 0X1 # 保护模式使能标志位
.globl start.globl 告诉编译器 start 作为整个程序的入口，start表示的地址，也就是整个程序的的入口地址。
cli 禁止中断
.code16 16位模式下工作
设置段寄存器（DS ES SS 数据段，额外段，栈段）
使能A20地址线（第21条地址线），即Gate-A20打开。
XV6打开A20采用键盘控制器法，与键盘控制器有关的IO接口是0x60 和 0x64，0x64有状态控制功能，0x60是数据端口。
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进入保护模式：
GDT：
～内存地址为段地址+段内偏移。实模式下，段地址放在段寄存器中，保护模式下，段寄存器中保存的不再是段地址，而是GDT（global descriptor table）的索引。为了正确的启动保护模式下的段机制，进入保护模式之前首先要创建GDT。
～GDT中每个段对应一个表项，表项中保存了段基址，段大小，访问权限等。从而访问内存时，可以检查访问的合法性，因而称之为保护模式。GDT中保存了很多段描述符，因此称之为全剧描述符表。
每个“段描述符”占8个字节，如图：
三段基地址合起来形成32位基地址
其中：DPL 为内存访问权限等级，占2个bit，一共4个级别，0为最高权限，内核运行在这个层次，3为最低，普通的应用程序运行。
CPU中，有一个专门的寄存器称之为GDTR，用来保存GDT在内存中的位置和GDT的长度。 GDTR一共48位，高32位储存GDT在内存中的位置，低16位用来存GDT有多少个段描述符。16位最大可以表示65536个数，每个段描述符8位，因此可以有8192个段描述符。
CPU同时提供了一个指令，用来吧GDT的地址和长度传给GDTR寄存器，lgdt 代表加载全局描述符表。
下图表示，从实模式转化为保护模式，使用引导GDT使得虚拟地址等同于物理地址
其中，lgdt gdtdesc 中
gdtdesc定义如下：
gdt:
STA_X等在<inc/mmu.h>中定义
代码段空间：
数据段空间：
可以看出，基地址都是0x00000000，内存分段都是0xfffff
G: 1 表示 20 位段界限单位是 4KB，最大长度 4GB；
0 表示 20 位段界限单位是 1 字节，最大长度 1MB
因此所使用的内存都是从0开始到4GB结束的全部内存。
E=1说明是代码段，E=0说明是数据段。代码段RW=1代表可读，数据段RW=1代表可读可写。
NOTE：
代码段和数据段都采用了从0到4GB的全部内存寻址，这种内存规划的方法称之为“平坦内存模型”，即便是Linux也是用基于这样的方式规划内存的，并没有真正的分段。这是应为x86的分页机制是基于分段的，Linux选用了更加先进的分页机制管理内存，因此分段这里只是一个形式。
完成段表（GDT）的初始化后，这是控制寄存器，使能保护模式：
无法直接修改cr0寄存器的内容，因此先用一个通用寄存器保存当前cr0寄存器的值，然后用CRO_PE_ON这个宏定义（在程序初始位置）（数值为0x1）和eax寄存器中的值或运算，将这个结果重新送给cr0，从而将cr0的第0位设置成1，即PE=1，使能保护模式！！（cr0的第31位PG=0表示我们只使用分段机制，不实用分页。
之后进入32位：
ljmp语法：ljmp segment offset，同时这是段寄存器和段内偏移（EIP），
x86架构的CPU由于考虑到向后兼容性，使得CPU在开始时处于实模式运行状态，只能使用20条地址线，这在现在肯定是无法满足的，通过设置地址线，可以完全使用所有地址线。具体设置过程主要是通过写端口数据来完成，这里就不阐述了，代码如下：
设置保护模式数据段寄存器（DS ES SS）设置好后，准备执行C代码
首先设置stack，将esp的指向start地址，start是代码开始的地址，代码是向高内存地址放置（从低到高），stack是向低内存增长，这样设置可以让代码和栈反向扩张，互补影响。
call bootmain后会执行bootmain.c中的bootmain（）
summary:
boot loader:
1. 禁止接受中断（cli）
2. 设置数据段寄存器
3. 使能A20地址线
4. 建立GDT表，设置GDTR寄存器值（高32位表示GDT表的位置，后16位表示gdt的大小）
5. cr0 末尾置1，使能保护模式
6. 设置保护模式的代码段寄存器和数据段的段寄存器
7. 设置栈顶指针esp，指向start，使其和代码段反向扩张。（跳转bootmain之前就设置了堆栈！
movl $start %esp
这是我们看到的最早的内核栈）
8. 进去bootmain.()
bootmain（）：
宏定义磁盘扇区大小为512字节，读取第一个磁盘的4kb，判断是否为ELF格式文件，是继续将文件读入内存。
EFL结构体定义：
其中：uint32_t e_entry ： program entry point
e_phoff： offset of the program header table
e_phnum: number of program header table
Proghdr（程序头定义）：
p_type : segment type
p_offset: beginning of the segment in the file
p_va : where this segment should be placed at
p_memsz: size of the segment in byte
ph为函数头指针，为ELFHDR+offset（e_phoff）
eph 为最后末尾，为ph+program的个数（e_phnum）
读入了原始的磁盘扇区。
至此，kernel的被读入内存，此时bootloader会将控制权转给kernel：
如何找到这个入口地址呢？
通过反汇编kernel镜像
objdump -x ./obj/kern/kernel
在gdb中设置断点，观察kernel的第一条语句：
可以在kern/entry.S 中得到印证，找到这个代码：
