引导扇区大小有限，只有512字节。软盘1.44MB的容量则大得多。如果我们可以再建立一个文件，通过引导扇区加载该文件进入内存，然后将控制权交给它，就可以突破512字节的束缚了。
该模块文件要做的事情有：加载内核；准备保护模式；跳入保护模式等一系列工作，因此被称为 Loader 。引导扇区负责将 Loader 加载入内存并交给它控制权，其他工作全部由 Loader 完成。
此外，为了操作方便，这里需要把软盘变成 FAT12 格式。
这是一种文件系统 File System ，从DOS时代到现在仍然在软盘上使用。几乎所有文件系统划分磁盘的层次都如下：
扇区(Sector)：磁盘上的最小数据单元；簇(Cluster)：一个或多个扇区；分区(Partition)：常指整个文件系统。之前的引导扇区是整个软盘的第 0 个扇区，这个扇区中最重要的数据结构是 BPB(BIOS ParameterBlock) 。下面给出的是 FAT12 引导扇区的格式，以 BPB_ 开头的域属于BPB，以 BS_ 开头的不属于BPB而是引导扇区的一部分： 引导扇区之后，是两个相同的 FAT 表，各占用 9 个扇区。再之后，是根目录区的第一个扇区；再后面，则是数据区。因此，整个 FAT12 的结构如下图：
整个 FAT12 文件系统中，根目录区位于第二个FAT表之后，开始的扇区号是 19 ，存储的最多是 BPB_RootEntCnt 个目录条目 Directory Entry 。由于根目录区的大小依赖于 BPB_RootEntCnt ，因此长度不定。
根目录区中，每一个目录条目占 32 字节，格式如下，主要是文件名称、文件属性、文件大小、日期、在磁盘中的位置等等：
书上的一个小例子：
用 bximage 创建一个虚拟软盘 x.img 并格式化；在 FreeDos 下用 edit.exe 创建如下文本文件： RIVER.TXT ，内容是 riverriverriver；FLOWER.TXT ，内容是300个单词 flower (这个不做) ；TREE.TXT ，内容是 treetreetree 。 再添加一个 HOUSE 目录，在该目录下添加两个文本文件： CAT.TXT ，内容为 catcatcat；DOG.TXT ，内容为 dogdogdog 。 用二进制查看器打开 x.img 进行查看。过程中：遇到的问题是，我刚开始使用书中之前虚拟 FreeDos 的 a.img 和 bochsrc ，发现 EDIT.EXE 不存在；和原来解压出来的 FreeDos 包中的 bochsrc 比较，发现自带的启动的是 c.img ，c.img 比 a.img 也大得多，因此我认为 c.img 才是完整的 freedos 。于是在 FreeDos 包中自带的 bochsrc 上进行修改：
############################################################### # Configuration file for Bochs ############################################################### # how much memory the emulated machine will have megs: 32 # filename of ROM images romimage: file=$BXSHARE/BIOS-bochs-latest vgaromimage: file=$BXSHARE/VGABIOS-lgpl-latest # what disk images will be used floppya: 1_44=x.img, status=inserted ata0-master: type=disk, path=c.img, cylinders=306, heads=4, spt=17 # choose the boot disk. boot: c # where do we send log messages? # log: bochsout.txt # disable the mouse mouse: enabled=0 # enable key mapping, using US layout as default. keyboard: keymap=/usr/local/share/bochs/keymaps/x11-pc-us.map然后拷贝了到当前文件夹 c.img ，启动后可以使用 edit 了： 接着格式化 A 盘，并进入 A 盘：
format A: A:现在可以使用 EDIT ：
edit用 ALT 切换至菜单，创建新文件，保存文件，回到DOS等： 创建了 RIVER.TXT 和 FLOWER.TXT 后，我们回到DOS，创建一个目录 HOUSE ： 然后发现进不去 EDIT 了……所以这里没有创建另外两个文件。
后来我试了一下，发现最开始时创建 HOUSE 文件，然后进入 EDIT 之后，创建其他文件，SAVE AS 时选择文件夹是可以的。 这样做的话，用 xxd -a -u -c 16 -g 1 -s +0x2600 -l 0x400 x.img 查看数据，结果如下：
由于扇区从 0 计数，根目录区从 19 号扇区开始，每个扇区 512 个字节，因此根目录区第一个字节位于偏移 19*512=0x2600 处。用 xxd -u -a -g 1 -c 16 -s +0x2600 -l 512 x.img 得到 x.img 的偏移 0x2600 处的数据：
xxd部分参数：
-a | -autoskip toggle autoskip: A single ‘*’ replaces nul-lines. Default off.-c cols | -cols cols format octets per line. Default 16 (-i: 12, -ps: 30, -b: 6). Max 256.-g bytes | -groupsize bytes separate the output of every bytes (two hex characters or eight bit-digits each) by a whitespace. Specify -g 0 to sup‐ press grouping. defaults to 2 in normal mode and 1 in bits mode. Grouping does not apply to postscript or include style.-l len | -len len stop after writing octets.-s [+][-]seek start at bytes abs. (or rel.) infile offset. + indicates that the seek is relative to the current stdin file position (meaningless when not reading from stdin). - indicates that the seek should be that many characters from the end of the input (or if combined with +: before the current stdin file position). Without -s option, xxd starts at the current file position.-u use upper case hex letters. Default is lower case.以 RIVER.TXT 为例，它的各项值为：
文件名 DIR_Name ：52 49 56 45 52 20 20 20 54 58 54 11个字节，对应的ASCII码字符为 R I V E R [sp] [sp] [sp] T X T ( [sp] 是空格)；文件属性 DIR_Attr ：0x20 一个字节；保留位：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 10个字节；最后一次写入时间 DIR_WrtTime ：F5 7B 即 0x7BF5 ；最后一次写入日期 DIR_WrtDate ：E6 50 即 0x50E6 ；此条目对应的开始簇号 DIR_FstClus ：02 00 即 0x0002 ；文件大小 DIR_FileSize ：11 00 00 00 即 0x00000011 ；这些信息中保留位、时间、日期、属性没有用，忽略；最重要的是 DIR_FstClus ，它告诉我们文件存储在磁盘中数据区的哪个位置，让我们可以找到它——注意这里，一个簇只包含一个扇区，两者等价；数据区的第一个簇的簇号是 2。图中，RIVER.TXT 的开始簇号是 2 ，即 RIVER.TXT 位于数据区第一个簇。
不过如果只知道簇号没有用，我们还需要先计算出根目录区的扇区数：
由于根目录区条目最多有 BPB_RootEntCnt 个，且该值的偏移地址为 0x11 ，长度为 2 ，因此可以用 xxd -u -a -g 1 -c 16 -s +0x11 -l 0x2 x.img 查看，得 E0 00 即 0xE0 个条目；另外，每个扇区的字节数是 BPB_BytsPerSec ，偏移地址为 0xB ，长度为 2 ，可以 xxd -u -a -g 1 -c 16 -s +0xB -l 0x2 x.img 查看，得 00 02 即 0x200=512 个字节；可知，根目录区占据的扇区数： RootDirSectors = (BPB_RootEntCnt * 32) + (BPB_BytsPerSec - 1) BPB_BytsPerSec \text{RootDirSectors} = {{\text{(BPB\_RootEntCnt * 32) + (BPB\_BytsPerSec - 1)} }\over {\text{BPB\_BytsPerSec}} } RootDirSectors=BPB_BytsPerSec(BPB_RootEntCnt * 32) + (BPB_BytsPerSec - 1)具体计算为： 32 * E0H + 200H - 1 = 1DFFH, 1DFFH / 200H = EH = 14 \text{32 * E0H + 200H - 1 = 1DFFH, 1DFFH / 200H = EH = 14} 32 * E0H + 200H - 1 = 1DFFH, 1DFFH / 200H = EH = 14 个扇区；从而，数据区开始的扇区号 = 根目录区开始扇区号 + 14 = 19 + 14 = 33，第 33 扇区的偏移量是 512 * 33 = 0x4200 \text {512 * 33 = 0x4200} 512 * 33 = 0x4200 。用 xxd -a -u -g 1 -c 16 -s +0x4200 -l 0x11 x.img 查看内容，正好是 RIVER.TXT 文件的内容：
0004200: 72 69 76 65 72 72 69 76 65 72 72 69 76 65 72 0D riverriverriver. 0004210: 0A .同样，如果我们要查看 TREE.TXT 文件的内容，由于其长度为 0xE ，位于数据区的第 3 个簇，即 RIVER.TXT 的后一个簇，用 xxd -a -u -g 1 -c 16 -s +0x4400 -l 0xE x.img 查看如下：
0004400: 74 72 65 65 74 72 65 65 74 72 65 65 0D 0A treetreetree..前面介绍了引导扇区、根目录区、数据区，还有两个相同的 FAT 表没有介绍。
对于小于 512Bytes 的文件来说，FAT 表没有什么用处。但是更大的文件需要 FAT 表来寻找所有的簇(扇区)。
FAT2 是 FAT1 的备份，因此，我们看 FAT1 的结构就可以了： FAT 表像一个位图，其中每 12 位称为一个 FAT 项，代表一个簇。第 0,1 个簇永不使用，从第二个 FAT 项开始表示数据区的每个簇，和前文中数据区的第一个簇的簇号是2相照应。 通常，FAT 项的值表示的是文件的下一个簇号，如果值 >=0xFF8 表示当前簇是本文件的最后一个簇；如果值 =0xFF7 则说明它是一个坏簇。
以 RIVER.TXT 为例，开始簇号为 2 ，对应 FAT 表中的值为 0xFFF ，表明这个簇是最后一个。另外，一个FAT项可能跨越两个扇区，编码时要考虑在内。
引导扇区必须要有 BPB 等头信息才能够被识别，因此需要在程序开头加上它：
;%define _BOOT_DEBUG_ ; 做 Boot Sector 时一定将此行注释掉!将此行打开后用 nasm Boot.asm -o Boot.com 做成一个.COM文件易于调试 %ifdef _BOOT_DEBUG_ org 0100h ; 调试状态, 做成 .COM 文件, 可调试 %else org 07c00h ; Boot 状态, Bios 将把 Boot Sector 加载到 0:7C00 处并开始执行 %endif jmp short LABEL_START ; Start to boot. nop ; 这个nop不可少 ; 下面是 FAT12 磁盘的头 BS_OEMName DB 'ForrestY' ; OEM String, 必须 8 个字节 BPB_BytsPerSec DW 512 ; 每扇区字节数 BPB_SecPerClus DB 1 ; 每簇多少扇区 BPB_RsvdSecCnt DW 1 ; Boot 记录占用多少扇区 BPB_NumFATs DB 2 ; 共有多少 FAT 表 BPB_RootEntCnt DW 224 ; 根目录文件数最大值 BPB_TotSec16 DW 2880 ; 逻辑扇区总数 BPB_Media DB 0xF0 ; 媒体描述符 BPB_FATSz16 DW 9 ; 每FAT扇区数 BPB_SecPerTrk DW 18 ; 每磁道扇区数 BPB_NumHeads DW 2 ; 磁头数(面数) BPB_HiddSec DD 0 ; 隐藏扇区数 BPB_TotSec32 DD 0 ; wTotalSectorCount为0时这个值记录扇区数 BS_DrvNum DB 0 ; 中断 13 的驱动器号 BS_Reserved1 DB 0 ; 未使用 BS_BootSig DB 29h ; 扩展引导标记 (29h) BS_VolID DD 0 ; 卷序列号 BS_VolLab DB 'OrangeS0.02' ; 卷标, 必须 11 个字节 BS_FileSysType DB 'FAT12 ' ; 文件系统类型, 必须 8 个字节 LABEL_START: mov ax, cs mov ds, ax mov es, ax Call DispStr ; 调用显示字符串例程 jmp $ ; 无限循环 DispStr: mov ax, BootMessage mov bp, ax ; ES:BP = 串地址 mov cx, 16 ; CX = 串长度 mov ax, 01301h ; AH = 13, AL = 01h mov bx, 000ch ; 页号为0(BH = 0) 黑底红字(BL = 0Ch,高亮) mov dl, 0 int 10h ; int 10h ret BootMessage: db "Hello, OS world!" times 510-($-$$) db 0 ; 填充剩下的空间，使生成的二进制代码恰好为512字节 dw 0xaa55 ; 结束标志将生成的 Boot.bin 写入软盘引导扇区，不过这次我们不需要手动编译并使用 dd 了，给出的Makefile文件如下：
################################################## # Makefile of pmtestx.asm (x=[1,2,3...]) ################################################## SRC:=boot.asm BIN:=$(subst .asm,.bin,$(SRC)) .PHONY : everything everything : $(BIN) dd if=$(BIN) of=a.img bs=512 count=1 conv=notrunc $(BIN) : $(SRC) nasm $< -o $@执行 make ，生成 Boot.bin 并写入磁盘引导扇区，得到 a.img 。为了实现像书中一样的效果，可以在 VirtualBox 里创建一个 MyOs2 虚拟机。点击新建后，操作系统和版本都选择 Other ，内存大小选 4 mb ，不添加虚拟硬盘。建成后不要启动，还需要进行设置：
选中建好的 MyOs2 ，点击设置 ，在系统中启动顺序只在软驱上打 √ ；存储中，选择添加软盘控制器，然后添加虚拟软驱，注册并选择文件夹下的 a.img ，点击OK； 这时虚拟机 MyOs2 就完成了，运行的效果不变，依然是：似乎什么都没有变，但是现在的软盘可以被DOS、Linux识别了，我们可以很方便地向其中添加、删除文件。
要写代码加载 Loader 进入内存，这时我们需要一个最小的 Loader ，它会显示一个字符并进入死循环。这个最简单的 Loader 代码如下：ch4/b/loader.asm
org 0100h mov ax, 0B800h mov gs, ax mov ah, 0Fh ; 0000: 黑底 1111: 白字 mov al, 'L' mov [gs:((80 * 0 + 39) * 2)], ax ; 屏幕第0行, 第39列 jmp $ ; 到处死循环这段代码将在屏幕第一行中央出现字符 L ，然后进入死循环。
虽然这段代码加载到内存的任何位置都可以正确执行，但是为了将来的执行不出问题，要保证把它放入某个段内偏移0x100的位置。
将它编译为 .COM 文件在DOS下执行：
$ nasm loader.asm -o loader.com $ sudo mount -o loop pm.img /mnt/floppy $ sudo cp loader.com /mnt/floppy/ -v $ sudo umount /mnt/floppy/加载文件进入内存，需要读软盘，用到BIOS中断 int 13h ，用法如下：
中断需要的参数不是从第0扇区开始的扇区号，而是磁头号、柱面号和当前柱面的扇区号。对于 1.44MB 的软盘，有 2 个面(磁头号 0 和 1 )，每面 80 个磁道(磁道 0～79 )，每个磁道有 18 个扇区(扇区号1～18 )。所以软盘容量 =2×80×18×512=1.44MB 。
存储容量＝磁头(盘面)数(Head) × 磁道(柱面Cylinder)数 × 每道扇区(Sector)数 × 每扇区字节数 :
硬盘有数个盘片，每盘片两个面，每个面一个磁头；盘片被划分为多个扇形区域即扇区：磁盘上的每个磁道被等分为若干个弧段，这些弧段便是磁盘的扇区，每个扇区可以存放 512 个字节的信息，磁盘驱动器在向磁盘读取和写入数据时，要以扇区为单位。1.44MB3.5英寸的软盘，每个磁道分为18个扇区。同一盘片不同半径的同心圆为磁道：磁道:当磁盘旋转时，磁头若保持在一个位置上，则每个磁头都会在磁盘表面划出一个圆形轨迹，这些圆形轨迹就叫做磁道。这些磁道用肉眼是根本看不到的，因为它们仅是盘面上以特殊方式磁化了的一些磁化区，磁盘上的信息便是沿着这样的轨道存放的。相邻磁道之间并不是紧挨着的，这是因为磁化单元相隔太近时磁性会相互产生影响，同时也为磁头的读写带来困难。一张1.44MB的3.5英寸软盘，一面有80个磁道，而硬盘上的磁道密度则远远大于此值，通常一面有成千上万个磁道。不同盘片相同半径构成的圆柱面即柱面：硬盘通常由重叠的一组盘片构成，每个盘面都被划分为数目相等的磁道，并从外缘的 0 开始编号，具有相同编号的磁道形成一个圆柱，称之为磁盘的柱面。磁盘的柱面数与一个盘面上的磁道数是相等的。由于每个盘面都有自己的磁头，因此，盘面数等于总的磁头数。所谓硬盘的 CHS ，即 Cylinder（柱面）、Head（磁头）、Sector（扇区），只要知道了硬盘的 CHS 的数目，即可确定硬盘的容量，硬盘的容量=柱面数 * 磁头数 * 扇区数 * 512B。柱面(磁道)号、磁头号、起始扇区号可以用下图的方法来计算： 读软盘需要用到堆栈，先在程序开头初始化 ss, esp ：(初始化堆栈 ch4/b/boot.asm)
BaseOfStack equ 07c00h ; 堆栈基地址 (栈底, 从这个位置向低地址生长) ... mov ax, cs mov ds, ax mov es, ax mov ss, ax mov sp, BaseOfStack然后，读软盘扇区的函数如下： 接下来就开始寻找 Loader 了。不过还要准备一些宏、变量和字符串(这里其长度都设为9字节，不够则用空格补齐)、显示字符串的函数 DispStr ： 现在可以正式修改 boot.asm ，让它寻找 Loader.bin ：
先编译生成一个 Boot.bin ，还需要软盘和其中的Loader。所以，要用bximage生成软盘 a.img ，然后在Linux上执行下面的命令：
nasm boot.asm -o boot.bin nasm loader.asm -o loader.bin dd if=boot.bin of=a.img bs=512 count=1 conv=notrunc sudo mount -o loop a.img /mnt/floppy/ sudo cp loader.bin /mnt/floppy/ -v sudo umount /mnt/floppy/上面的全部命令都可以用Makefile完成，所以直接执行 make 就可以了。然后启动Bochs，进行调试如下：
<bochs:1> b 0x7c00 <- 开始处设置断点 <bochs:2> c <- 执行到断点 (0) Breakpoint 1, 0x00007c00 in ?? () Next at t=14040251 (0) [0x000000007c00] 0000:7c00 (unk. ctxt): jmp .+60 (0x00007c3e) ; eb3c <bochs:3> n <- 跳过BPB Next at t=14040252 (0) [0x000000007c3e] 0000:7c3e (unk. ctxt): mov ax, cs ; 8cc8 <bochs:4> u /45 <- 反汇编,发现书中的jmp .+0xfffe是在0x7cb4处,我的则是在0x7cad处 00007c3e: ( ): mov ax, cs ; 8cc8 00007c40: ( ): mov ds, ax ; 8ed8 00007c42: ( ): mov es, ax ; 8ec0 00007c44: ( ): mov ss, ax ; 8ed0 00007c46: ( ): mov sp, 0x7c00 ; bc007c 00007c49: ( ): xor ah, ah ; 30e4 00007c4b: ( ): xor dl, dl ; 30d2 00007c4d: ( ): int 0x13 ; cd13 00007c4f: ( ): mov word ptr ds:0x7cb1, 0x0013 ; c706b17c1300 00007c55: ( ): cmp word ptr ds:0x7caf, 0x0000 ; 833eaf7c00 00007c5a: ( ): jz .+74 ; 744a 00007c5c: ( ): dec word ptr ds:0x7caf ; ff0eaf7c 00007c60: ( ): mov ax, 0x9000 ; b80090 00007c63: ( ): mov es, ax ; 8ec0 00007c65: ( ): mov bx, 0x0100 ; bb0001 00007c68: ( ): mov ax, word ptr ds:0x7cb1 ; a1b17c 00007c6b: ( ): mov cl, 0x01 ; b101 00007c6d: ( ): call .+135 ; e88700 00007c70: ( ): mov si, 0x7cb4 ; beb47c 00007c73: ( ): mov di, 0x0100 ; bf0001 00007c76: ( ): cld ; fc 00007c77: ( ): mov dx, 0x0010 ; ba1000 00007c7a: ( ): cmp dx, 0x0000 ; 83fa00 00007c7d: ( ): jz .+32 ; 7420 00007c7f: ( ): dec dx ; 4a 00007c80: ( ): mov cx, 0x000b ; b90b00 00007c83: ( ): cmp cx, 0x0000 ; 83f900 00007c86: ( ): jz .+37 ; 7425 00007c88: ( ): dec cx ; 49 00007c89: ( ): lodsb al, byte ptr ds:[si] ; ac 00007c8a: ( ): cmp al, byte ptr es:[di] ; 263a05 00007c8d: ( ): jz .+2 ; 7402 00007c8f: ( ): jmp .+3 ; eb03 00007c91: ( ): inc di ; 47 00007c92: ( ): jmp .-17 ; ebef 00007c94: ( ): and di, 0xffe0 ; 83e7e0 00007c97: ( ): add di, 0x0020 ; 83c720 00007c9a: ( ): mov si, 0x7cb4 ; beb47c 00007c9d: ( ): jmp .-37 ; ebdb 00007c9f: ( ): add word ptr ds:0x7cb1, 0x0001 ; 8306b17c01 00007ca4: ( ): jmp .-81 ; ebaf 00007ca6: ( ): mov dh, 0x02 ; b602 00007ca8: ( ): call .+48 ; e83000 00007cab: ( ): jmp .-2 ; ebfe 00007cad: ( ): jmp .-2 ; ebfe <bochs:5> disasm 0x7c3e 0x7cb6 <- 对指定内存区域反汇编,进行确认 00007c3e: ( ): mov ax, cs ; 8cc8 00007c40: ( ): mov ds, ax ; 8ed8 00007c42: ( ): mov es, ax ; 8ec0 00007c44: ( ): mov ss, ax ; 8ed0 00007c46: ( ): mov sp, 0x7c00 ; bc007c 00007c49: ( ): xor ah, ah ; 30e4 00007c4b: ( ): xor dl, dl ; 30d2 00007c4d: ( ): int 0x13 ; cd13 00007c4f: ( ): mov word ptr ds:0x7cb1, 0x0013 ; c706b17c1300 00007c55: ( ): cmp word ptr ds:0x7caf, 0x0000 ; 833eaf7c00 00007c5a: ( ): jz .+74 ; 744a 00007c5c: ( ): dec word ptr ds:0x7caf ; ff0eaf7c 00007c60: ( ): mov ax, 0x9000 ; b80090 00007c63: ( ): mov es, ax ; 8ec0 00007c65: ( ): mov bx, 0x0100 ; bb0001 00007c68: ( ): mov ax, word ptr ds:0x7cb1 ; a1b17c 00007c6b: ( ): mov cl, 0x01 ; b101 00007c6d: ( ): call .+135 ; e88700 00007c70: ( ): mov si, 0x7cb4 ; beb47c 00007c73: ( ): mov di, 0x0100 ; bf0001 00007c76: ( ): cld ; fc 00007c77: ( ): mov dx, 0x0010 ; ba1000 00007c7a: ( ): cmp dx, 0x0000 ; 83fa00 00007c7d: ( ): jz .+32 ; 7420 00007c7f: ( ): dec dx ; 4a 00007c80: ( ): mov cx, 0x000b ; b90b00 00007c83: ( ): cmp cx, 0x0000 ; 83f900 00007c86: ( ): jz .+37 ; 7425 00007c88: ( ): dec cx ; 49 00007c89: ( ): lodsb al, byte ptr ds:[si] ; ac 00007c8a: ( ): cmp al, byte ptr es:[di] ; 263a05 00007c8d: ( ): jz .+2 ; 7402 00007c8f: ( ): jmp .+3 ; eb03 00007c91: ( ): inc di ; 47 00007c92: ( ): jmp .-17 ; ebef 00007c94: ( ): and di, 0xffe0 ; 83e7e0 00007c97: ( ): add di, 0x0020 ; 83c720 00007c9a: ( ): mov si, 0x7cb4 ; beb47c 00007c9d: ( ): jmp .-37 ; ebdb 00007c9f: ( ): add word ptr ds:0x7cb1, 0x0001 ; 8306b17c01 00007ca4: ( ): jmp .-81 ; ebaf 00007ca6: ( ): mov dh, 0x02 ; b602 00007ca8: ( ): call .+48 ; e83000 00007cab: ( ): jmp .-2 ; ebfe 00007cad: ( ): jmp .-2 ; ebfe 00007caf: ( ): push cs ; 0e 00007cb0: ( ): add byte ptr ds:[bx+si], al ; 0000 00007cb2: ( ): add byte ptr ds:[bx+si], al ; 0000 00007cb4: ( ): dec sp ; 4c 00007cb5: ( ): dec di ; 4f <bochs:6> b 0x7cad <- 在jmp $处设断点 <bochs:7> c <- 执行到断点 (0) Breakpoint 2, 0x00007cad in ?? () Next at t=14086046 (0) [0x000000007cad] 0000:7cad (unk. ctxt): jmp .-2 (0x00007cad) ; ebfe <bochs:8> x /32xb es:di - 16 <- 查看es:di前后的内存 [bochs]: 0x0009011b <bogus+ 0>: 0x00 0xff 0xff 0xff 0xff 0x4c 0x4f 0x41 0x00090123 <bogus+ 8>: 0x44 0x45 0x52 0x20 0x20 0x42 0x49 0x4e 0x0009012b <bogus+ 16>: 0x20 0x00 0x64 0x36 0xbd 0xf0 0x50 0xf0 0x00090133 <bogus+ 24>: 0x50 0x00 0x00 0x36 0xbd 0xf0 0x50 0x03 <bochs:9> x /13xcb es:di - 11 <- 发现es:di前面就是我们要找的文件名 [bochs]: 0x00090120 <bogus+ 0>: L O A D E R 0x00090128 <bogus+ 8>: B I N \0 <bochs:10> sreg <- 我们查看es es:0x9000, dh=0x00009309, dl=0x0000ffff, valid=3 Data segment, base=0x00090000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed cs:0x0000, dh=0x00009300, dl=0x0000ffff, valid=1 Data segment, base=0x00000000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed ss:0x0000, dh=0x00009300, dl=0x0000ffff, valid=7 Data segment, base=0x00000000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed ds:0x0000, dh=0x00009300, dl=0x0000ffff, valid=3 Data segment, base=0x00000000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed fs:0x0000, dh=0x00009300, dl=0x0000ffff, valid=1 Data segment, base=0x00000000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed gs:0x0000, dh=0x00009300, dl=0x0000ffff, valid=1 Data segment, base=0x00000000, limit=0x0000ffff, Read/Write, Accessed ldtr:0x0000, dh=0x00008200, dl=0x0000ffff, valid=1 tr:0x0000, dh=0x00008b00, dl=0x0000ffff, valid=1 gdtr:base=0x000fa1f7, limit=0x30 idtr:base=0x00000000, limit=0x3ff <bochs:11> r <- 我们看di eax: 0x0000004e 78 ecx: 0x00090000 589824 edx: 0x0000000e 14 ebx: 0x00000100 256 esp: 0x00007c00 31744 ebp: 0x00000000 0 esi: 0x000e7cbf 949439 edi: 0x0000012b 299 eip: 0x00007cad eflags 0x00000046: id vip vif ac vm rf nt IOPL=0 of df if tf sf ZF af PF cf调试过程中，反汇编后对照代码设置断点在 0x7cad 处，我这里和书上不一样。程序执行到那里后，es:di = 0x9000:0x12b 即内存 0x9012b 处，这里正是Loader.bin这个文件名的后面，di 刚刚比较完成所有11个字符，找到了Loader.bin。
我们确信可以成功找到文件后，要将 Loader.bin 加载入内存。我们有了这个文件的起始扇区号，可以把起始扇区加载入内存，然后通过它找到FAT中的项，从而找到Loader占用的其他所有扇区。
我们将Loader装入内存的 BaseOfLoader:OffsetOfLoader 中，在代码4.5中根目录区也是装到这个位置，算是资源的回收利用——我们装入根目录区就是为了找到相关的目录条目罢了，找到了之后，根目录区就没有用了。所以现在用Loader把它覆盖掉。
下面是一个函数，输入扇区号，输出对应的FAT项的值，这样就可以重复从FAT中找相应的项，省了很多麻烦： 接着就开始加载Loader了，其中的 DeltaSectorNo equ 17 是一个常量：
上面的代码调试通过后，我们就已经成功地将Loader加载入内存，下面开始跳转，执行Loader：
最后对 boot.asm 进行整理，以便让执行效果好一点。下面的代码先清屏，然后显示字符串 Booting ，加载Loader时打印的圆点则出现在这个字符串的后面。
加载完毕跳入Loader之前打印字符串 Ready. ： 执行效果如下： 书中说：Loader.bin 本质上是个 .COM 文件，最大不可以超过64KB，但是我们已经突破了512字节的限制了，有了长足的进步！
Linux下的引导扇区代码 Boot.s 更简单，它直接把内核移动到目标内存。但是我们想和 MSDOS 的磁盘格式兼容，因此多做了些工作。
比如说，可以现在复制 chapter3/pmtest9.asm 编译为 loader.bin ，复制到刚引导过的软盘中覆盖掉原来的 loader.bin ，结果如下：
其实，只要一个.COM文件中不含有DOS系统调用，它就可以作为一个Loader来使用。 但是Loader不是操作系统内核。为了加载内核，Loader需要做的事情有：
加载内核进入内存；跳入保护模式。此后，内核在保护模式下开始运行。
还有，现在的Loader是.COM文件，放入内存就可以运行。但是将来的内核是在Linux下编译链接得到的 ELF 文件，需要我们仔细研究。
