热门标签
热门文章
- 1linux加速访问github的方法（2023.12.2）_linux的github加速
- 2从零学习Linux操作系统 第二十二部分 企业域名解析服务的部署及安全优化
- 3初学：selenium自动化登录qq邮箱，switch_to_selenium qq邮箱
- 4抄代码对提升编程能力有用吗？
- 5阿里一P7员工为证明自己年入百万，晒出工资，却被网友..._阿里p7薪资
- 6区块链运行原理_区块链运行机制
- 7FastDFS+Nginx - 本地搭建文件服务器同时实现在外远程访问「内网穿透」
- 8HCIA——11计算机网络分层结构——OSI/ISO、TCP/IP
- 9Unity面试题
- 10前端（二十一）——WebSocket：实现实时双向数据传输的Web通信协议_websocket前端
当前位置: article > 正文
《操作系统真象还原》学习笔记：第五章 保护模式进阶，向内核迈进_xp 0xb00
作者：算法编织者 | 2024-02-04 13:00:59
赞
踩
xp 0xb00
一.获取物理内存容量
1.利用BIOS中断0x15子功能0xe820获取内存
BIOS中断0x15的子功能0xE820能够获取系统的内存布局，每次BIOS只返回一种类型的内存信息，直到将所有内存类型返回完毕。内存信息的内容是用地址范围描述符来描述的，用于存储这种描述符的结构称之为地址范围描述符(ARDS)
- 此结构中的字段都是4字节大小，共5个字段，所以此结构大小为20字节。每次int 0x15之后，BIOS就返回这样一个结构的数据。
- 注意：ARDS结构中用64位来描述这段内存的基地址及其长度。但由于我们在32位环境下工作，所以在ARDS结构属性中，我们只用到低32位，即BaseAddrLow + LengthLow是一片内存区域的上限。type字段用来描述这段内存的类型（内存的用途）
为什么BIOS会按类型来返回内存信息呢？原因是这段内存可能是：- 系统的ROM
- ROM用到了这部分内存
- 设备内存映射到了这部分内存。
- 由于某种原因，这段内存不适合标准设备使用
1.填写好“调用前输入”中列出的寄存器
2.执行中断调用int 0x15
3. 在CF位为0表示未出错，“返回后输出”中对应的寄存器便会有对应结果
2. 利用BIOS中断0x15子功能0xe801获取内存
- 此方法最大只能识别4GB内存，检测到的内存分别放到两组寄存器中。低于15MB的内存以1KB为单位大小来记录，单位数量在AX和CX中记录，AX和CX值是一样的，16MB~4GB是以64KB为单位来记录的，单位数量在寄存器BX和DX中记录，BX和DX的值是一样的
- 此方法检测到的内存会小于实际内存1MB，所以在检测结果的基础上一定要加1MB
3. 利用BIOS中断0x15子功能0x88获取内存
- 该方法最大只能识别64MB的内存，又因为中断只会显示1MB之上的内存，所以只会显示63M内存
4.实战内存容量检测
;loader.s %include "boot.inc" section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR ;构建gdt及其内部的描述符 GDT_BASE: dd 0x00000000 dd 0x00000000 CODE_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_CODE_HIGH4 DATA_STACK_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_DATA_HIGH4 VIDEO_DESC: dd 0x80000007 ;limit=(0xbffff-0xb8000)/4k=0x7 dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时dpl已改为0 GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE ;GDT的大小 GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1 ;GDT的界限 times 60 dq 0 ; 此处预留60个描述符的空位 SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 相当于(CODE_DESC - GDT_BASE)/8 + TI_GDT + RPL0 SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 ;total_mem_bytes用于保存内存容量，以字节为单位，此地址是0xb00 total_mem_bytes dd 0 ;以下是定义gdt的指针，前2字节是gdt界限，后4字节是gdt起始地址 gdt_ptr dw GDT_LIMIT dd GDT_BASE ;人工对齐：total_mem_bytes4+gdt_ptr6+ards_buf244+ard_nr2,共256字节 ards_buf times 244 db 0 ards_nr dw 0 ;用于记录ARDS结构体数量 loader_start: ;------- int 15h eax = 0000E820h ,edx = 534D4150h ('SMAP') 获取内存布局 ------- xor ebx, ebx ;第一次调用时，ebx值要为0 mov edx, 0x534d4150 ;edx只赋值一次，循环体中不会改变 mov di, ards_buf ;ards结构缓冲区 .e820_mem_get_loop: ;循环获取每个ARDS内存范围描述结构 mov eax, 0x0000e820 ;执行int 0x15后,eax值变为0x534d4150,所以每次执行int前都要更新为子功能号。 mov ecx, 20 ;ARDS地址范围描述符结构大小是20字节 int 0x15 jc .e820_failed_so_try_e801 ;若cf位为1则有错误发生，尝试0xe801子功能 add di, cx ;使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS结构位置 inc word [ards_nr] ;记录ARDS数量 cmp ebx, 0 ;若ebx为0且cf不为1,这说明ards全部返回，当前已是最后一个 jnz .e820_mem_get_loop ;在所有ards结构中，找出(base_add_low + length_low)的最大值，即内存的容量。 mov cx, [ards_nr] ;遍历每一个ARDS结构体,循环次数是ARDS的数量 mov ebx, ards_buf xor edx, edx ;edx为最大的内存容量,在此先清0 .find_max_mem_area: ;无须判断type是否为1,最大的内存块一定是可被使用 mov eax, [ebx] ;base_add_low add eax, [ebx+8] ;length_low add ebx, 20 ;指向缓冲区中下一个ARDS结构 cmp edx, eax ;冒泡排序，找出最大,edx寄存器始终是最大的内存容量 jge .next_ards mov edx, eax ;edx为总内存大小 .next_ards: loop .find_max_mem_area jmp .mem_get_ok ;------ int 15h ax = E801h 获取内存大小,最大支持4G ------ ; 返回后, ax cx 值一样,以KB为单位,bx dx值一样,以64KB为单位 ; 在ax和cx寄存器中为低16M,在bx和dx寄存器中为16MB到4G。 .e820_failed_so_try_e801: mov ax,0xe801 int 0x15 jc .e801_failed_so_try88 ;若当前e801方法失败,就尝试0x88方法 ;1 先算出低15M的内存,ax和cx中是以KB为单位的内存数量,将其转换为以byte为单位 mov cx,0x400 ;cx和ax值一样,cx用做乘数 mul cx shl edx,16 and eax,0x0000FFFF or edx,eax add edx, 0x100000 ;ax只是15MB,故要加1MB mov esi,edx ;先把低15MB的内存容量存入esi寄存器备份 ;2 再将16MB以上的内存转换为byte为单位,寄存器bx和dx中是以64KB为单位的内存数量 xor eax,eax mov ax,bx mov ecx, 0x10000 ;0x10000十进制为64KB mul ecx ;32位乘法,默认的被乘数是eax,积为64位,高32位存入edx,低32位存入eax. add esi,eax ;由于此方法只能测出4G以内的内存,故32位eax足够了,edx肯定为0,只加eax便可 mov edx,esi ;edx为总内存大小 jmp .mem_get_ok ;----------------- int 15h ah = 0x88 获取内存大小,只能获取64M之内 ---------- .e801_failed_so_try88: ;int 15后，ax存入的是以kb为单位的内存容量 mov ah, 0x88 int 0x15 jc .error_hlt and eax,0x0000FFFF ;16位乘法，被乘数是ax,积为32位.积的高16位在dx中，积的低16位在ax中 mov cx, 0x400 ;0x400等于1024,将ax中的内存容量换为以byte为单位 mul cx shl edx, 16 ;把dx移到高16位 or edx, eax ;把积的低16位组合到edx,为32位的积 add edx,0x100000 ;0x88子功能只会返回1MB以上的内存,故实际内存大小要加上1MB .mem_get_ok: mov [total_mem_bytes], edx ;将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。 ;---------------------------------------- 准备进入保护模式 ------------------------------------------ ;1 打开A20 ;2 加载gdt ;3 将cr0的pe位置1 ;----------------- 打开A20 ---------------- in al,0x92 or al,0000_0010B out 0x92,al ;----------------- 加载GDT ---------------- lgdt [gdt_ptr] ;----------------- cr0第0位置1 ---------------- mov eax, cr0 or eax, 0x00000001 mov cr0, eax ; 刷新流水线，避免分支预测的影响,这种cpu优化策略，最怕jmp跳转 ; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用。 jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start .error_hlt: ;出错则挂起 hlt [bits 32] p_mode_start: mov ax, SELECTOR_DATA mov ds, ax mov es, ax mov ss, ax mov esp,LOADER_STACK_TOP mov ax, SELECTOR_VIDEO mov gs, ax mov byte [gs:160], 'P' jmp $
- 1
- 2
- 3
- 4
- 5
- 6
- 7
- 8
- 9
- 10
- 11
- 12
- 13
- 14
- 15
- 16
- 17
- 18
- 19
- 20
- 21
- 22
- 23
- 24
- 25
- 26
- 27
- 28
- 29
- 30
- 31
- 32
- 33
- 34
- 35
- 36
- 37
- 38
- 39
- 40
- 41
- 42
- 43
- 44
- 45
- 46
- 47
- 48
- 49
- 50
- 51
- 52
- 53
- 54
- 55
- 56
- 57
- 58
- 59
- 60
- 61
- 62
- 63
- 64
- 65
- 66
- 67
- 68
- 69
- 70
- 71
- 72
- 73
- 74
- 75
- 76
- 77
- 78
- 79
- 80
- 81
- 82
- 83
- 84
- 85
- 86
- 87
- 88
- 89
- 90
- 91
- 92
- 93
- 94
- 95
- 96
- 97
- 98
- 99
- 100
- 101
- 102
- 103
- 104
- 105
- 106
- 107
- 108
- 109
- 110
- 111
- 112
- 113
- 114
- 115
- 116
- 117
- 118
- 119
- 120
- 121
- 122
- 123
- 124
- 125
- 126
- 127
- 128
- 129
- 130
- 131
- 132
- 133
- 134
- 135
- 136
- 137
- 138
- 139
- 140
- 141
- 142
- 143
- 144
- 145
- 146
- 147
- 148
- 149
- 150
- 151
在命令窗口Ctrl+C中断bochs运行，再输入xp 0xb00回车。查询到total_mem_bytes处为0x2000000，转换后正好是32MB
二. 启用分页机制
1. 一级页表
- 尽管在保护模式中段寄存中的内容已经是选择子，但选择子最终也就是为了要找到段基址，其内存访问的核心机制依然是“段基址：段内偏移地址”，这两个地址相加就是线性地址，线性地址是物理地址。段基址和段内偏移地址相加求和的工作是由CPU段部件自动完成的。
- 如果打开了分页机制，段部件输出的线性地址就不再等同于物理地址了，我们称之为虚拟地址，它是逻辑上的，是假的，不应该被送上地址总线（因为地址只是个数字，任何数字都可以当做地址，这里说的“不应该”是指应该人为保证送上地址总线上的数字是正确的地址）。CPU必须拿到物理地址才行，此虚拟地址对应的物理地址需要在页表中查找，这项工作是由页部件自动完成的
- 经过段部件的处理后，保护模式的寻址空间是4GB，这个寻址空间是指线性地址空间，它在逻辑上是连续的。分页机制的思想是：通过映射，可以使连续的线性地址与任意物理内存地址相关联，逻辑上连续的线性地址其对应的物理地址可以不连续。
- 一页大小为4KB，4GB地址空间被划分成4GB/4KB=1M个页，所以页表中有1048576个页表项。用20位就可以索引一个页，12位就可以表达4kb之内的任意地址。
- 因为一个页表项大小是4字节，所以索引 * 4才是页表项相对于页表物理地址的字节偏移量
2. 二级页表
- 既然有了一级页表，为什么还要二级页表呢？
- 一级页表中最多可容纳1M（1048576）个页表项，每个页表项是4字节，如果页表项全满的话，便是4MB大小。
- 一级页表中所有页表项必须要提交前建好，原因是操作系统要占用4GB虚拟地址空间的高1GB，用户进程要占用低3GB
- 每个进程都有自己的页表，进程一多，光是页表占用的空间就很可观了。
- 归根结底，我们要解决的是：不要一次性地将全部页表建好，需要时动态创建页表项。
- 无论几级页表，页的尺寸都是4KB，所以4GB线性地址空间最多有1M个页。一级页表是将这1M个页放置到一张页表中，二级页表是将这1M个页放置到1K个页表中。每个页表中包含有1K个页表项。页表项是4KB大小，页表包含1K个页表项，故页表大小为4KB，这恰恰是一个标准页的大小。
- 专门有个页目录来存储这些也表，每个页表的物理地址在页目录表中都以页目录项的形式存储，页目录表也是4KB大小
- 定位某一个物理页，必然要先找到其所属的页表。
- 由于页目录中1024个页表，只需要10位就够了，所以，虚拟地址的高10位（第31~22位）用来在页目录中定位一个页目录项（页表）。
- 由于页表中可以容纳1024个物理页，故只需要10位就够了。所以虚拟地址的中间10位（第21~12位）用来在页表中定位具体的物理页（页表项）。
- 由于12位便可以表达4KB内的任意地址，故线性地址中余下的12位（第11位~第0位）用于页内偏移量。
（1）用虚拟地址的高 10 位乘以 4，作为页目录表内的偏移地址，加上页目录表的物理地址，所得的和，便是页目录项的物理地址。读取该页目录项，从中获取到页表的物理地址。
（2）用虚拟地址的中间 10 位乘以 4，作为页表内的偏移地址，加上在第 1 步中得到的页表物理地址，所得的和，便是页表项的物理地址。读取该页表项，从中获取到分配的物理页地址。
（3）虚拟地址的高 10 位和中间 10 位分别是 PDE 和 PTE 的索引值，所以它们需要乘以 4。但低 12 位
就不是索引值啦，其表示的范围是 0～0xfff，作为页内偏移最合适，所以虚拟地址的低 12 位加上第 2 步
中得到的物理页地址，所得的和便是最终转换的物理地址。
- 这种自动化较强的工作，还是由页部件自动完成的。
目录项和页表项中的都是物理页地址，标准页大小是 4KB，故地址都是 4K 的倍数，也就是地址的低 12位是 0，所以只需要记录物理地址高 20 位就可以啦。这样省出来的 12 位（第 0～11 位）可以用来添加其他属性，下面对这些属性从低到高逐位介绍。
- P：存在位。若为 1 表示该页存在于物理内存中，若为 0 表示该表不在物理内存中。操作系统的页式虚拟内存管理便是通过 P 位和相应的 pagefault 异常来实现的。
- RW：读写位。若为 1 表示可读可写，若为 0 表示可读不可写。
- US：普通用户/超级用户位。若为 1 时，表示处于 User 级，任意级别（0、1、2、 3）特权的程序都可以访问该页。若为 0，表示处于Supervisor 级，特权级别为 3 的程序不允许访问该页，该页只允许特权级别为 0、1、2 的程序可以访问。
- PWT：页级通写位，也称页级写透位。若为 1 表示此项采用通写方式，表示该页不仅是普通内存，还是高速缓存。此项和高速缓存有关，“通写”是高速缓存的一种工作方式，本位用来间接决定是否用此方式改善该页的访问效率。这里咱们直接置为 0 就可以啦。
- PCD：页级高速缓存禁止位。若为 1 表示该页启用高速缓存，为 0 表示禁止将该页缓存。这里咱们将其置为 0。
- A，访问位。若为 1 表示该页被 CPU 访问过啦，所以该位是由 CPU 设置的。还记得段描述符中的 A 位和 P 位吗？这两位在一起可以实现段式虚拟内存管理。和它们一样，这里页目录项和页表项中的 A 位也可以用来记录某一内存页的使用频率（操作系统定期将该位清 0，统计一段时间内变成 1 的次数），从而当内存不足时，可以将使用频率较低的页面换出到外存（如硬盘），同时将页目录项或页表项的 P位置 0，下次访问该页引起 pagefault 异常时，中断处理程序将硬盘上的页再次换入，同时将 P 位置 1。
- D，Dirty，意为脏页位。当 CPU 对一个页面执行写操作时，就会设置对应页表项的 D 位为 1。此项仅针对页表项有效，并不会修改页目录项中的 D 位。
- PAT，Page Attribute Table，意为页属性表位，能够在页面一级的粒度上设置内存属性。比较复杂，将
此位置 0 即可。 - G,Global，意为全局位。由于内存地址转换也是颇费周折，先得拆分虚拟地址，然后又要查页目录，又要查页表的，所以为了提高获取物理地址的速度，将虚拟地址与物理地址转换结果存储在 TLB（Translation Lookaside Buffer）中，TLB 以后咱们会细说。在此先知道 TLB 是用来缓存地址转换结果的高速缓存就 ok 啦。此 G 位用来指定该页是否为全局页，为 1 表示是全局页，为 0 表示不是全局页。若为全局页，该页将在高速缓存 TLB 中一直保存，给出虚拟地址直接就出物理地址啦，无需那三步骤转换。由于 TLB 容量比较小（一般速度较快的存储设备容量都比较小），所以这里面就存放使用频率较高的页面。顺便说一句，清空 TLB 有两种方式，一是用 invlpg 指令针对单独虚拟地址条目清理，或者是重新加载 cr3 寄存器，这将直接清空 TLB。
- AVL：可用软件，操作系统可用该位，CPU 不理会该位的值，那咱们也不理会吧。
启用分页机制，我们要按顺序做好三件事。
（1）准备好页目录表及页表。
（2）将页表地址写入控制寄存器 cr3。 （3）寄存器 cr0 的 PG 位置 1
3.规划页表之操作系统与用户进程关系
- 页表的设计是内存分布来决定的，在用户进程4GB虚拟地址空间的高3GB以上的部分划分给操作系统，0~3GB是用户进程自己的虚拟空间。
- 为了实现操共享操作系统，让所有用户进程3GB~4GB的虚拟地址空间都指向同一个操作系统，也就是所有进程的虚拟地址3GB~4GB本质上都是指向同一片物理地址。
页目录表的位置，我们就放在物理地址0x100000处，为了让页表和页目录表紧凑一些（这不是必须
的），咱们让页表紧挨着页目录表。页目录本身占 4KB，所以第一个页表的物理地址是 0x101000。
0~1G： 0x00000000~0x3FFFFFFFF
1~2G： 0x40000000~0x7FFFFFFFF
2~3G： 0x80000000~0xBFFFFFFFF
3~4G： 0xC0000000~0xFFFFFFFFF
;loader.s %include "boot.inc" section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR ;构建gdt及其内部的描述符 GDT_BASE: dd 0x00000000 dd 0x00000000 CODE_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_CODE_HIGH4 DATA_STACK_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_DATA_HIGH4 VIDEO_DESC: dd 0x80000007 ;limit=(0xbffff-0xb8000)/4k=0x7 dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时dpl已改为0 GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE ;GDT的大小 GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1 ;GDT的界限 times 60 dq 0 ; 此处预留60个描述符的空位 SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 相当于(CODE_DESC - GDT_BASE)/8 + TI_GDT + RPL0 SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 ;total_mem_bytes用于保存内存容量，以字节为单位，此地址是0xb00 total_mem_bytes dd 0 ;以下是定义gdt的指针，前2字节是gdt界限，后4字节是gdt起始地址 gdt_ptr dw GDT_LIMIT dd GDT_BASE ;人工对齐：total_mem_bytes4+gdt_ptr6+ards_buf244+ard_nr2,共256字节 ards_buf times 244 db 0 ards_nr dw 0 ;用于记录ARDS结构体数量 ;0xc00 loader_start: ;------- int 15h eax = 0000E820h ,edx = 534D4150h ('SMAP') 获取内存布局 ------- xor ebx, ebx ;第一次调用时，ebx值要为0 mov edx, 0x534d4150 ;edx只赋值一次，循环体中不会改变 mov di, ards_buf ;ards结构缓冲区 .e820_mem_get_loop: ;循环获取每个ARDS内存范围描述结构 mov eax, 0x0000e820 ;执行int 0x15后,eax值变为0x534d4150,所以每次执行int前都要更新为子功能号。 mov ecx, 20 ;ARDS地址范围描述符结构大小是20字节 int 0x15 jc .e820_failed_so_try_e801 ;若cf位为1则有错误发生，尝试0xe801子功能 add di, cx ;使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS结构位置 inc word [ards_nr] ;记录ARDS数量 cmp ebx, 0 ;若ebx为0且cf不为1,这说明ards全部返回，当前已是最后一个 jnz .e820_mem_get_loop ;在所有ards结构中，找出(base_add_low + length_low)的最大值，即内存的容量。 mov cx, [ards_nr] ;遍历每一个ARDS结构体,循环次数是ARDS的数量 mov ebx, ards_buf xor edx, edx ;edx为最大的内存容量,在此先清0 .find_max_mem_area: ;无须判断type是否为1,最大的内存块一定是可被使用 mov eax, [ebx] ;base_add_low add eax, [ebx+8] ;length_low add ebx, 20 ;指向缓冲区中下一个ARDS结构 cmp edx, eax ;冒泡排序，找出最大,edx寄存器始终是最大的内存容量 jge .next_ards mov edx, eax ;edx为总内存大小 .next_ards: loop .find_max_mem_area jmp .mem_get_ok ;------ int 15h ax = E801h 获取内存大小,最大支持4G ------ ; 返回后, ax cx 值一样,以KB为单位,bx dx值一样,以64KB为单位 ; 在ax和cx寄存器中为低16M,在bx和dx寄存器中为16MB到4G。 .e820_failed_so_try_e801: mov ax,0xe801 int 0x15 jc .e801_failed_so_try88 ;若当前e801方法失败,就尝试0x88方法 ;1 先算出低15M的内存,ax和cx中是以KB为单位的内存数量,将其转换为以byte为单位 mov cx,0x400 ;cx和ax值一样,cx用做乘数 mul cx shl edx,16 and eax,0x0000FFFF or edx,eax add edx, 0x100000 ;ax只是15MB,故要加1MB mov esi,edx ;先把低15MB的内存容量存入esi寄存器备份 ;2 再将16MB以上的内存转换为byte为单位,寄存器bx和dx中是以64KB为单位的内存数量 xor eax,eax mov ax,bx mov ecx, 0x10000 ;0x10000十进制为64KB mul ecx ;32位乘法,默认的被乘数是eax,积为64位,高32位存入edx,低32位存入eax. add esi,eax ;由于此方法只能测出4G以内的内存,故32位eax足够了,edx肯定为0,只加eax便可 mov edx,esi ;edx为总内存大小 jmp .mem_get_ok ;----------------- int 15h ah = 0x88 获取内存大小,只能获取64M之内 ---------- .e801_failed_so_try88: ;int 15后，ax存入的是以kb为单位的内存容量 mov ah, 0x88 int 0x15 jc .error_hlt and eax,0x0000FFFF ;16位乘法，被乘数是ax,积为32位.积的高16位在dx中，积的低16位在ax中 mov cx, 0x400 ;0x400等于1024,将ax中的内存容量换为以byte为单位 mul cx shl edx, 16 ;把dx移到高16位 or edx, eax ;把积的低16位组合到edx,为32位的积 add edx,0x100000 ;0x88子功能只会返回1MB以上的内存,故实际内存大小要加上1MB .mem_get_ok: mov [total_mem_bytes], edx ;将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。 ;---------------------------------------- 准备进入保护模式 ------------------------------------------ ;1 打开A20 ;2 加载gdt ;3 将cr0的pe位置1 ;----------------- 打开A20 ---------------- in al,0x92 or al,0000_0010B out 0x92,al ;----------------- 加载GDT ---------------- lgdt [gdt_ptr] ;----------------- cr0第0位置1 ---------------- mov eax, cr0 or eax, 0x00000001 mov cr0, eax ; 刷新流水线，避免分支预测的影响,这种cpu优化策略，最怕jmp跳转 ; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用。 jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start .error_hlt: ;出错则挂起 hlt [bits 32] p_mode_start: mov ax, SELECTOR_DATA mov ds, ax mov es, ax mov ss, ax mov esp,LOADER_STACK_TOP mov ax, SELECTOR_VIDEO mov gs, ax ; 创建页目录及页表并初始化页内存位图 call setup_page ;要将描述符表地址及偏移量写入内存gdt_ptr,一会用新地址重新加载 sgdt [gdt_ptr] ; 存储到原来gdt所有的位置 ;将gdt描述符中视频段描述符中的段基址+0xc0000000 mov ebx, [gdt_ptr + 2] or dword [ebx + 0x18 + 4], 0xc0000000 ;视频段是第3个段描述符,每个描述符是8字节,故0x18。 ;段描述符的高4字节的最高位是段基址的31~24位 ;将gdt的基址加上0xc0000000使其成为内核所在的高地址 add dword [gdt_ptr + 2], 0xc0000000 add esp, 0xc0000000 ; 将栈指针同样映射到内核地址 ;把页目录地址赋给cr3 mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS mov cr3, eax ;打开cr0的pg位(第31位) mov eax, cr0 or eax, 0x80000000 mov cr0, eax ;在开启分页后,用gdt新的地址重新加载 lgdt [gdt_ptr] ; 重新加载 mov byte [gs:160], 'V' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr jmp $ ;------------- 创建页目录及页表 --------------- setup_page: ;先把页目录占用的空间逐字节清 0 mov ecx,4096 mov esi,0 .clear_page_dir: mov byte [0x100000 + esi], 0 inc esi loop .clear_page_dir ;开始创建页目录项(PDE) .create_pde: mov eax,0x101000 ; 此时 eax 为第一个页表的位置及属性 mov ebx,eax or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P mov [0x100000 + 0], eax ;在页目录表中的第 1 个目录项写入第一个页表的位置(0x101000)及属性(7) mov [0x100000 + 0xc00], eax ; 0xc00 表示第 768 个页表占用的目录项，0xc00 以上的目录项用于内核空间 sub eax,0x1000 mov [0x100000 + 4092], eax ;使最后一个目录项指向页目录表自己的地址 ;下面创建页表项(PTE) mov ecx, 256 ; 1M 低端内存 / 每页大小 4k = 256 mov esi,0 mov edx, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 属性为 7，US=1，RW=1，P=1 .create_pte: mov [0x101000+esi*4],edx add edx,4096 inc esi loop .create_pte ;创建内核其他页表的PDE mov eax,0x102000 ; 此时 eax 为第二个页表的位置 or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 页目录项的属性 US､ RW 和 P 位都为 1 mov ecx,254 mov esi,769 .create_kernel_pde: mov [0x100000+esi*4],eax inc esi add eax,0x1000 loop .create_kernel_pde ret
- 1
- 2
- 3
- 4
- 5
- 6
- 7
- 8
- 9
- 10
- 11
- 12
- 13
- 14
- 15
- 16
- 17
- 18
- 19
- 20
- 21
- 22
- 23
- 24
- 25
- 26
- 27
- 28
- 29
- 30
- 31
- 32
- 33
- 34
- 35
- 36
- 37
- 38
- 39
- 40
- 41
- 42
- 43
- 44
- 45
- 46
- 47
- 48
- 49
- 50
- 51
- 52
- 53
- 54
- 55
- 56
- 57
- 58
- 59
- 60
- 61
- 62
- 63
- 64
- 65
- 66
- 67
- 68
- 69
- 70
- 71
- 72
- 73
- 74
- 75
- 76
- 77
- 78
- 79
- 80
- 81
- 82
- 83
- 84
- 85
- 86
- 87
- 88
- 89
- 90
- 91
- 92
- 93
- 94
- 95
- 96
- 97
- 98
- 99
- 100
- 101
- 102
- 103
- 104
- 105
- 106
- 107
- 108
- 109
- 110
- 111
- 112
- 113
- 114
- 115
- 116
- 117
- 118
- 119
- 120
- 121
- 122
- 123
- 124
- 125
- 126
- 127
- 128
- 129
- 130
- 131
- 132
- 133
- 134
- 135
- 136
- 137
- 138
- 139
- 140
- 141
- 142
- 143
- 144
- 145
- 146
- 147
- 148
- 149
- 150
- 151
- 152
- 153
- 154
- 155
- 156
- 157
- 158
- 159
- 160
- 161
- 162
- 163
- 164
- 165
- 166
- 167
- 168
- 169
- 170
- 171
- 172
- 173
- 174
- 175
- 176
- 177
- 178
- 179
- 180
- 181
- 182
- 183
- 184
- 185
- 186
- 187
- 188
- 189
- 190
- 191
- 192
- 193
- 194
- 195
- 196
- 197
- 198
- 199
- 200
- 201
- 202
- 203
- 204
- 205
- 206
- 207
- 208
- 209
- 210
- 211
- 212
- 213
- 214
- 215
- 216
- 217
- 218
- 219
- 220
- 221
- 222
- 223
- 224
- 225
- 226
- 227
- 228
- 229
- 230
- 231
- 232
- 233
- 234
- 235
- 236
- 第一行：将物理地址低端1M内存映射到虚拟地址低端1M内存
- 第二行：将物理地址低端1M内存映射到虚拟地址0xc0000000～0xc00fffff
- 第三行：将虚拟地址0xffc00000拆分后高10位是1023定位到最后一个页目录表项，由于最后一个页目录表项当初填写的是页目录表的起始地址0x100000，所以中间10位0 定位到第0个页目录表项指向的页表，最后12位可以修改第0个页表的任意页表项。所以物理地址0x000000101000-0x000000101fff正好是第0个页表到第一个页表之间的地址。
- 第四行：将虚拟地址0xfff00000拆分后，高10位依然是1023定位到最后一个页目录项，中间10位为768 ~ 1022定位到第768 ~ 1022页目录表指向的页表，最后12位则可以修改这些页表的每一个页表项。
- 第五行：将虚拟地址0xfffff000拆分后，高10位依然是1023定位到最后一个页目录项，中间10位为1023定位到第1023个页目录表项，由于第1023个页目录表项里的内容是页目录表的起始地址0x100000，所以最后12位可以修改任意1024个页目录表项。
总结：
- 访问页目录表物理地址：让虚拟地址的高20位为0xfffff，低12位，即0xfffff000，这也是页目录表中第0个页目录项自身的物理地址
- 获取页表物理地址：使虚拟地址为0xfffffxxx，其中xxx是页目录项的索引乘以4的积
- 访问页表中的页表项：使虚拟地址高10位为0x3ff，目的是获取页目录表物理地址。中间10位为页表的索引值，低12位为页表内的偏移地址，用来定位页表项，它必须是已经乘以4后的值
公式为 0x3ff<<22 +中间 10 位<<12 +低 12 位
4.快表 TLB（Translation Lookaside Buffer）简介
三. 加载内核
1.用C语言写内核
- 用gcc编译程序：
gcc 源文件 -m32 -c -o 输出文件
-c的作用是编译、汇编到目标代码，不进行链接，也就是直接生成目标文件。
-o的作用是将输出的文件以指定文件名来存储，有同名文件存在时直接覆盖。
- 链接：
ld -m elf_i386 源文件 -Ttext 起始虚拟地址 -e main -o 输出文件
-Ttext：指定起始虚拟地址
-o：将输出的文件以指定文件名来存储，有同名文件存在时直接覆盖。
-e：指定程序的起始地址，起始地址可是是数字形式的地址， 也可以是符号名
2.elf格式的二进制文件
- 程序最重要的的部分就是段（segment）和节（section），它们是真正的程序体，是真真切切的程序资源。段是由节组成的，多个节经过链接之后就被合成一个段。段和节的信息也是用header来描述的，程序头是program header，节头是section header。
- 程序头表（program header table）和节头表（section header table）里存储的是多个程序头（segment）和多个节头（section）的信息。
- elf header 这个数据结构用来描述 程序头表和节头表的大小及位置信息
1. elf header
- e_ident[16]
- e_type占用2个字节，是用来指定elf目标文件的类型，取值见下表：
- e_machine占用2个字节，用来描述elf目标文件的体系结构类型，也就是说该文件要在哪种平台(哪种机器)上才能运行。
- e_version：占用4个字节，用来表示版本信息
- e_entry：占用4个字节，用来指明操作系统运行该程序时，将控制权转交到的虚拟地址。
- e_phoff：占用4个字节，用来指明程序头表（program header table）在文件内的字节偏移量。如果没有程序头表，该值为0
- e_shoff：占用4个字节，用来指明节头表（section header table）在文件内的字节偏移量。若没有节头表，该值为0
- e_flags：占用4个字节，用来指明与处理器相关的标志。
- e_ehsize：占用 2 个字节，用来指明 elf header 的字节大小。
- e_phentsize：占用2个字节，用来指明程序头表（program header table）中每个条目（entry）的字节大小，即每个用来描述段信息的数据结构的字节大小
- e_phnum ：占用 2 个字节，用来指明程序头表中条目的数量。实际上就是段的个数。
- e_phentsize：占用2个字节，用来指明节头表（section header table）中每个条目（entry）的字节大小，即每个用来描述节信息的数据结构的字节大小。
- e_shnum：占用2个字节，用来指明节头表中条目的数量。实际上就是节的个数。
- e_shstrndx：占用2个字节，用来指明string name table在节头表中的索引index。
下面是程序头表中的条目的数据结构elf32_phdr，这是用来描述各个段的信息用的：
- p_type：占用4个字节，用来指明程序中该段的类型，见下表：
- p_offset：占用4个字节，用来指明本段在文件内的起始偏移字节
- p_vaddr：占用4个字节，用来指明本段在内存中的起始虚拟地址
- p_paddr：占用4个字节，仅用于与物理地址相关的系统中，因为System V忽略用户程序中所有的物理地址，所以此项暂且保留，未设定。
- p_filesz：占用4个字节，用来指明本段在文件中的大小
- p_memsz：占用4个字节，用来指明本段在内存中的大小
- p_flags：占用4个字节，用来指明与本段相关的标志，此标志取值见下表：
- p_align：占用4个字节，用来指明本段在文件和内存中的对齐方式。如果值为0或1，则表示不对齐。否则则p_align应该是2的幂次数。
链接后，程序运行的代码、数据等资源都是在段中
3. 将内核载入内存
int main(void)
{
while(1);
return 0;
}
- 1
- 2
- 3
- 4
- 5
- 6
#编译
gcc -m32 -c -o main.o main.c
#链接
ld -m elf_i386 main.o -Ttext 0xc0001500 -e main -o kernel.bin
#将内核文件kernel.bin，把内核文件写入硬盘第9个扇区
dd if=kernel.bin of=/ your_path/hd60M.img bs=512 count=200 seek=9 conv=notrunc
- 1
- 2
- 3
- 4
- 5
- 6
loader.s需要修改两个地方
- 加载内核：需要把内核文件从硬盘上拷贝到内存中。
- 初始化内核：需要在分页后，将加载进来的elf内核文件安置到相应的虚拟内存地址，然后跳过去执行，从此loader的工作结束
声明：本文内容由网友自发贡献，版权归原作者所有，本站不承担相应法律责任。如您发现有侵权的内容，请联系我们。转载请注明出处：【wpsshop博客】
推荐阅读
相关标签
