计算机自制操作系统(Linux篇)一:用Nasm重写Linux引导启动程序 一、 背景Linux引导启动程序就是一台裸机从开机到出现操作系统启动运行的过程，它由3个汇编程序组成：bootsect.S、setup.S和head.s。它们之间的关系是：学习Linux操作系统的第一大难点就是引导启动程序。很多人一进Linux的门可能就倒在了这里，因为要完全读懂这3个汇编程序还是有点困难，尤其是对于长期从事高级语言软件开发的人员来说。这个问题，除了读者水平高低以外，个人觉得这3个汇编程序写得确实不怎么样，程序模块化程度不够，因此可读性不好。另外，有些程序还是AT& T汇编，这个让我无法接受，也没有读下去的动力。于是，我决定自己动手，用自己最喜欢和熟悉的Nasm重新写出Linux的三个引导启动程序，原则就是尽量保持Linux源码模样的基础上提升可读性：做到引导启动程序每一步在干什么，都有明确的屏幕输出提示。二、引导程序启动过程3个汇编程序在启动设备中的原始位置关系如图：bootsect.S代码是磁盘引导块程序，驻留在磁盘的第一个扇区中（引导扇区，0磁道（柱面），0磁头，第1个扇区）。实际就是我们之前说过的MBR。setup模块占用随后的4个扇区，逻辑扇区号：2-5。system模块大约占随后的260个扇区，逻辑扇区号从6开始，大约需要读8个柱面。3个汇编程序在启动过程中，它们在内存中的位置关系随时间而变化如图：这是当年Linus设计的过程，我们接下来的任务就来严格按照这个过程进行程序编写。三、 bootsect程序在bootsect代码执行期间，它会将自己移动到内存绝对地址0x90000开始处并继续执行。该程序的主要作用是首先把从磁盘第2个扇区开始的4个扇区的setup模块（由setup.s编译而成）加载到内存紧接着bootsect后面位置处（0x90200），最后把磁盘上setup模块后面的system模块加载到内存0x10000开始的地方。随后确定根文件系统的设备号。具体到程序，需要我们依次来实现以下核心功能：将bootsect程序本身从0x07c0复制到0x9000（共1个扇区512B）完成复制后，程序中有一个设计比较巧妙的地方：jmp INITSEG:gogo: mov ax,cs 这就是为什么要把bootsect程序要自身复制到0x9000的原因，因为完成复制且执行跳转指令jmp INITSEG:go后，程序才能刚好从go这个地方继续执行。但是，我个人理解这一步并不是必须的。可以设计成先将setup读到0x9020，然后直接从MBR内跳转到setup(0x9020)即可，不清楚当初设计复制MBR这段代码到0x9000的意义何在。当然在Linux后面的内核程序中，也用到了在MBR中存储的ROOT_DEV和SWAP_DEV内存数据，所以这么做也有一定的道理。将setup程序装载到0x9020共4个扇区4*512B，这是一个从启动设备读取数据到内存的过程。3.将system程序装载到0x1000共260个扇区260*512B，这也是一个从启动设备读取数据到内存的过程。跳转到setup程序所在的目标地址:0x9020这是bootsect程序执行完成之后，最后的去向。bootsect程序里面一个比较重要的东西就是如何通过BIOS中断来读取软盘数据到内存，这个在之前我的专栏文章中有详细描述，因此本程序可以直接使用：kaka：计算机自制操作系统（三）：读写磁盘操作36 赞同 · 15 评论 文章四、setup程序setup的主要作用是利用ROM BIOS中断读取机器系统数据，并将这些数据保存到0x90000开始的位置（覆盖掉了bootsect程序所在的地方）。然后setup程序将system模块从0x10000-0x8ffff整块向下移动到内存绝对地址0x00000处。接下来就是加载中断描述符表寄存器(IDTR)和全局描述符表寄存器(GDTR)，开启A20地址线，重新设置两个中断控制芯片8259A，将硬件中断号重新设置为0x20 -0x2f。最后设置CPU的控制寄存器CR0（也称机器状态字），进入32位保护模式运行，并跳转到位于system模块最前面部分的head.s程序继续运行。为了能让 head在32位保护模式下运行， 在本程序中临时设置了中断描述符表(IDT)和全局描述 符表(GDT),并在GDT中设置了当前内核代码段的描述符和数据。后面在head中会根据内核的需要重新设置这些描述符表。具体到程序，setup模块需要依次实现以下核心功能：取扩展内存的大小值（KB）。检查显示方式（EGA/VGA）并取参数。取显示卡当前显示模式。取第一个硬盘的信息（复制硬盘参数表）。取第2个硬盘的信息（复制硬盘参数表）。检查系统是否有第2个硬盘，如果没有则把第2个表清零。将system模块从0x10000-0x8ffff整块向下移动到内存绝对地址0x00000处。8.准备进入32位保护模式：（1） 初始化8259A芯片（2） 打开A20地址线（3） 设置GDT，IDT表（4） 打开保护模式开关9.进入32位保护模式运行完setup程序之后，相关的全局系统信息就全部保持在内存之中了，请记住这张图：五、 head程序head.s程序在被编译生成目标文件后会与内核其他程序的目标文件一起被链接成system模块，并位于system模块的最前面开始部分。这也就是为什么称其为头部(head)程序的原因。system模块将被放置在磁盘上setup模块之后开始的扇区中，即从磁盘上第6个扇区开始放置。具体到程序，system模块中的head程序需要依次实现以下核心功能：重置GDT实际上新设置的GDT表与原来在setup.s程序中设置的GDT表描述符除了在段限长上有些区别以外（原为8MB，现为16MB），其他内容完全一样。这里重新设置GDT的主要原因是为了把GDT表放在内存内核代码比较合理的地方。而前面设置的GDT表处于内存0x902XX处。这个地方将在内核初始化后用作内存高速缓冲区的一部分。需要注意的是，一旦重置GDT表之后，需要一句修改CS值的指令(我在程序中采用的指令是jmp AA:BB)才能触发新的GDT表数据生效。而这在Linux源码中是没有的，个人觉得这多少是一个不太合理的地方，所幸并没有引起问题，但这并不是一个好的习惯。重置IDT由于目前不需要精确制作各个中断源的中断服务，因此Linux让所有的256中断都指向这个统一的中断服务程序---称为哑中断，也即建立了256个一样的中断描述符在IDT中。我编写的程序在Linux的基础上，增加了一个IDT验证测试的环节：(1) 先是打开键盘中断，然后运行程序在死循环过程中时按下键盘，如果屏幕能正常打印提升信息，则表面外部中断体系正常。(2) 直接进行系统调用测试:int 0xXX.虽然进入保护模式后不在支持BIOS调用，但是CPU本身是支持int 0xXX指令的，它能出发CPU根据中断向量去中断表IDT中找寻相应的中断服务。因此 如果屏幕能正常打印提示信息，则表面外部中断体系正常。确认A20地址线开启我不知道是否必须的，但是Linux源码中有，所以我也一并写了。分页存储：设置页目录和页表这部分内容在之前我自己制作的操作系统中并没有涉及，因此这里特别重点学习一下。由于Linux支持虚拟存储技术，因此必须要用到分页存储。我之前自制的操作系统没有打开分页开关，因此实际访问内存的时候，线性地址=物理地址，现在用到了分页技术之后，线性地址到物理地址的映射还需要一次转换。而这个转换的过程需要操作系统进行设置和控制。有了分页机制之后，寻找物理地址的全过程就变成下面的方式：看起来很复杂，其实只要多动手实践，是完全能理解和掌握的。但是如果只是靠反复看书来理解的话，确实有点抽象。所以，动手是关键。为什么要用分页机制？分段机制在区分代码段和数据段等场景下非常适合，但是如果存在内存需要存放大量数据的情况下，分段机制就不太合理，因为分段首先是需要注册段、定义段属性等相当繁琐。最主要的问题是分段机制下，段空间大小不好控制，每启用一个数据段，无论大小，都要先定义好段的界限。分页机制的核心思想是把先把内存划分为大小固定(4KB)的一小块一小块集合，当有内存占用需求时，以这个小块为单位，需要多少块来直接按需分配内存，这样就很容易控制。我们把这个大小固定(4KB)的一小块内存就叫页。具体到32计算机，一共可寻址的物理内存是4GB,故一共可以划分为4GB/4KB=1048576页。为了表示这些内存页的占用情况，我们需要在内存中专门开辟一段空间来映射每个页的物理地址，如果说一个页用4个字节长度来映射的话，1048576页就需要1048576*4B=4MB。没错, 这段空间很大, 要占用相当一部分空间, 考虑到在实践中, 没有哪个任务会真的用到所有表项, 充其量只是很小一部分, 这就很浪费了. 为了解决这个问题, 处理器设计了层次化分页结构.分页结构层次化的主要手段是不采用单一映射表, 取而代之的是页目录表和页表的二级结构。页目录和页表可以分别设置成最大容量为1024个单元，这样一来：1048576=1024*1024，一样的可以寻址到所有的页索引。32位寻址的物理内存被划分为4KB(12bit)的页之后，寻址物理地址位数就缩短为20bit（32-12），因此理论上讲页表中的每个页表项用大约3个字节(24bit)来寻址都是可以的。但实际中，还需要定义一些页表项的属性，因此每个页表项长度一般就拓展为4个字节。这样一来，一个页表最大空间是：10244B=4KB。一共页表可以有1024个页表项，因此一个页表的最大可寻址空间是：10244KB=4MB。而页目录中各单元指向的是各页表的物理地址，由于各页表的大小是4KB，因此页表的最大物理地址编号是：4GB/4KB=2^20。同理，理论上讲页目录每个索引项用大约3个字节(24bit)都可以了。但实际中，也需要定义一些页表目录属性，因此长度也拓展为4个字节。所以，页目录的大小是：1024*4B=4KB。这个4字节长度页目录表项和页表项格式见图所示。其中P是页面存在于内存标志；R/W是读写标志；U/S是用户/超级用户标志；A是页面已访问标志；D是页面内容已修改标志；最左边20比特是表项对应页面在物理内存中页面地址的高20比特位。这里每个表项的属性标志都被设置成0x07（P=1、U/S=1、R/W=1），表示该页存在、用户可读写。划分为二级结构后，页目录、页表和物理地址之间的关系如下图：以上内容就是整个分页机制原理。具体到Linux内核0.12只用了4个页表，所以只需在页目录中设置4项。由于每个页表可寻址4MB，故总共可以寻址的空间是4*4MB=16MB。head程序初始化页目录和页表后，每个页表项和物理内存从低到高的顺序保持一一映射：Linux将页目录表放在绝对物理地址0开始处（也是本程序所处的物理内存位置，因此这段程序已执行部分将被覆盖掉），紧随后面会放置共可寻址16MB内存的4个页表，并分别设置它们的表项。在这部分内容中，我和Linux源码的设计也有点不同。Linux是把head程序的前面部分放置在物理地址0开始的地方，然后在中间0x1000-0x5000放置页表，0x5400后再放head程序的后面部分。中间用了一连串的org来定位，搞得人眼花缭乱，要理解它这段设计的分布过程还是需要较高汇编水平的。而我采用的方法是直接把head程序全部放在0x5400后面（除了物理地址0开始的一条jmp指令），所以我的程序一开始上来就直接将0x1000-0x5400全部填充0，简单明了，更易理解。转入C程序main()函数入口方法是利用返回指令ret将预先放置在堆栈中的/init/main.c程序的入口地址弹出，去运行C程序main()函数。我在程序中用下标_main人造了一个假的C语言main程序，因此暂时不需要写出C程序。head程序执行结束之后，整体内存的分布如下图：我们单独来看一下，此时Linux操作系统中非常重要GDT表分布情况：这个图在我们之前的自制操作系统专栏中有所涉及，相信到这里后会体会更深。六、 程序调试Linux中，3个引导启动程序最终生成操作系统映像的过程为：现在，我们只是实验，不需要借助于Build工具，我这次生成操作系统映像文件的过程为：1.bootsect:大小1个扇区，512B，汇编后的机器文件为bootsect.bin。汇编命令：NASM bootsect.asm -o bootsect.bin2.setup:大小4个扇区，4*512B=2KB，汇编后的机器文件为setup.bin。汇编命令：NASM setup.asm -o setup.bin在setup.asm程序中，不足2KB的地方用汇编指令填充即可，保证最终的setup.bin是2KB。3.system:大小260个扇区，260*512B=130KB。system模块的首部程序head.asm汇编后的机器文件为head.bin。汇编命令：NASM head.asm -o head.bin4.生成映像文件由于以上3个程序在启动设备上是连续存放的，因此我们使用DOS的二进制连接命令copy便可将所有的机器代码连接在一起，即可生成Linux映像文件：copy /B bootsect.bin+setup.bin+head.bin Linux.img我们把所有的命令过程写成makefile，并在生成映像文件后自动启动虚拟机Vmware就是：default : make.exe -r Linux.img bootsect.bin : bootsect.asm MakefileNASM bootsect.asm -o bootsect.bin -l bootsect.lst setup.bin : setup.asm MakefileNASM setup.asm -o setup.bin -l setup.lst head.bin : head.asm MakefileNASM head.asm -o head.bin -l head.lst Linux.img: bootsect.bin setup.bin head.bin Makefilecopy /B bootsect.bin+setup.bin+head.bin Linux.img run :make.exe VMWARE -x ../../VWare/Linux/Linux.vmx最终，计算机启动之后，我们可以清晰的看到Linux三个引导程序的启动过程：我改写的程序除了实时打印当前启动进度详细信息外，还在不同的阶段用了不同颜色的字符串进行区分。PS:软盘的最大柱面编号应是18。为了能在一个屏幕范围内装下打印信息，我截屏的时候，在程序中临时将最大柱面编号设置成了7，所以图中显示的柱面循环数据是6,7,1,2,3,4,5,6,7...。实际上，真实的柱面循环数据应该是:6,7,8,9,10,11,12,13,14,15,16,17,18,1,2,3,4,5,6,7,8,9......七、 总结通过重写Linux的引导启动程序，给我感受最深的就是：进入保护模式后，将system模块从0x10000-0x8ffff整块向下移动到内存绝对地址0x00000处。这个设计非常的巧妙，因为这样做之后，好处会非常的多比如：1.所有的段寄存器(CS\DS\ES\FS\GS\SS)都可以把基址设置成0。2.所有的内存数据访问：段内偏移=绝对地址（因为段基址=0），寻址就太方便了。3.基于以上情况，汇编程序和C程序能直接进行链接耦合，各段寄存器无需重新设置段值。详细原理在之前自制操作系统中已有阐述。八、 Nasm程序源代码用Nasm改写的Linux三个引导启动程序，均为本人亲自编写并真机验证通过。为了长时间后都能读懂程序，在本次改写过程中，我对3个源程序几乎做了不留死角的详细备注。头文件config.inc;%define debug ;不注释调试，注释用于生产%ifdef debugisdebug equ 1%elseisdebug equ 0%endifDEF_INITSEG equ 0x9000 ;MBR程序挪动后的目标地址DEF_SYSSEG equ 0x1000 ;SYSEM模块放置地址DEF_SETUPSEG equ 0x9020 ;SETUP模块放置地址2.bootsect.asm;*;*Linux操作系统Nasm引导程序:bootsect,制作者:Mr.Jiang;2020-10-17*%include "config.inc"SETUPLEN equ 4 ;SETUP模块长度扇区数 BOOTSEG equ 0x07c0 ;MBR启动地址 INITSEG equ DEF_INITSEG ;MBR程序挪动后的目标地址0x9000 SETUPSEG equ DEF_SETUPSEG ;SETUP模块放置地址0x9020 SYSSEG equ DEF_SYSSEG ;SYSEM模块放置地址0x1000SETUPSector equ 2 ;SETUP开始扇区号SYSSector equ SETUPSector+SETUPLEN ;SYSTEM开始扇区号6SYScylind equ 7 ;SYSTEM读到的柱面数(8*36>260扇区);root_dev定义在引导扇区508，509字节处;当编译内核时，你可以在Makefile文件中指定自己的值。内核映像文件Image的;创建程序tools/build会使用你指定的值来设置你的根文件系统所在设备号。ROOT_DEV equ 0 ;根文件系统设备使用与系统引导时同样的设备(不指定)；SWAP_DEV equ 0 ;交换设备使用与系统引导时同样的设备(不指定)；;设备号=主设备号*256 + 次设备号（也即dev_no = (major<<8) + minor ）;主设备号：1-内存,2-磁盘,3-硬盘,4-ttyx,5-tty,6-并行口,7-非命名管道）;0x300 - /dev/hd0 - 代表整个第1个硬盘；;0x301 - /dev/hd1 - 第1个盘的第1个分区；;…;0x304 - /dev/hd4 - 第1个盘的第4个分区；;0x305 - /dev/hd5 - 代表整个第2个硬盘；;0x306 - /dev/hd6 - 第2个盘的第1个分区；;…;0x309 - /dev/hd9 - 第2个盘的第4个分区；;次设备号 = type*4 + nr，其中;nr为0-3分别对应软驱A、B、C或D；type是软驱的类型（2:1.2MB或7:1.44MB等）。;因为7*4+0=28=0x1c，所以/dev/PS0 指的是1.44MB A驱动器,其设备号是0x021cjmp startstart: mov ax,0 ;BIOS把引导扇区加载到0x7c00时,ss=0x00,sp=0xfffe mov ss,ax mov sp,BOOTSEG ;重新定义堆栈0x7c00 mov ax,BOOTSEG mov ds,ax ;为显示各种提示信息做准备 mov si, welcome call showmsg ;打印"Linux" ;0x021c :/dev/PS0 - 1.44Mb 软驱A盘 mov word [root_dev],0x021c ;不指定,将软驱A设置成根文件系统设备保存在root_dev ;1.将bootsect程序从0x07c0复制到0x9000（共1个扇区512B） mov ax, INITSEG mov es,ax mov cx, 256 sub si,si sub di,di rep ;循环挪动次数=512B/16B movsw ;一次挪动16B， jmp INITSEG:go ;完成复制后，CPU将会跳转到这里 go: mov ax,cs ;到新的段地址后重新设置DS mov ds,ax ;为显示各种提示信息做准备 mov si, msg1 call showmsg ;打印必要信息 mov ax,cs ;重新定义堆栈,栈顶:0x9ff00-12（参数表长度=0x9fef4 mov ss,ax ;因为栈顶后面安排了一个长度12的自建驱动器参数表 mov sp,0xfef4 ;刨除掉SS段值0x9000*10后,SP的偏移量是0xfef4 ;2.将setup程序装载到0x9020（共4个扇区4*512B） mov si, msg2 call showmsg mov ax, SETUPSEG ;设置setup装载到的目标段地址 mov es,ax ;设置setup装载到的目标段地址 mov byte [sector+11],SETUPSector ;设置开始读取的扇区号:2 call loadsetup ;3.将system程序装载到0x1000（共240个扇区4*512B） mov si, msg3 call showmsg mov ax, SYSSEG ;设置system装载到的目标段地址 mov es,ax ;设置system装载到的目标段地址 mov byte [sector+11],SYSSector ;设置开始读取的扇区号:6 call loadsystem ;jmp $ ;调试 jmp SETUPSEG:0 ;bootsect运行完毕，跳到setup:0x9020 showmsg: ;打印字符串子程序 call newline call printstr call newline ret ;读软盘逻辑扇区2-5共4个扇区 loadsetup: call read1sector MOV AX,ES ADD AX,0x0020 ;一个扇区占512B=200H，刚好能被整除成完整的段 MOV ES,AX ;因此只需改变ES值，无需改变BX即可。 inc byte [sector+11] ;读完一个扇区 cmp byte [sector+11],SETUPLEN+1+1 ;读到的结束扇区 jne loadsetup ret ;读软盘逻辑扇区6-8*36共282个扇区loadsystem: call read1sector MOV AX,ES ADD AX,0x0020 ;一个扇区占512B=200H，刚好能被整除成完整的段 MOV ES,AX ;因此只需改变ES值，无需改变BX即可。 inc byte [sector+11] ;读完一个扇区 cmp byte [sector+11],18+1 ;最大扇区编号18, jne loadsystem mov byte [sector+11],1 inc byte [header+11] ;读完一个磁头 cmp byte [header+11],1+1 ;最大磁头编号1 jne loadsystem mov byte [header+11],0 inc byte [cylind+11] ;读完一个柱面 cmp byte [cylind+11],SYScylind+1 jne loadsystem ret numtoascii: ;将2位数的10进制数分解成ASII码才能正常显示。 ;如柱面56 分解成出口ascii: al:35,ah:36 mov ax,0 mov al,cl ;输入cl mov bl,10 div bl add ax,3030h ret readinfo: ;实时显示当前读到哪个扇区、哪个磁头、哪个柱面 mov si,cylind call printstr mov si,header call printstr mov si,sector call printstr ret read1sector: ;读1扇区通用程序。扇区参数由 sector header cylind控制 mov cl, [sector+11] ;为了能实时显示读到的物理位置 call numtoascii mov [sector+7],al mov [sector+8],ah mov cl,[header+11] call numtoascii mov [header+7],al mov [header+8],ah mov cl,[cylind+11] call numtoascii mov [cylind+7],al mov [cylind+8],ah MOV CH,[cylind+11] ;柱面开始读 MOV DH,[header+11] ;磁头开始读 mov cl,[sector+11] ;扇区开始读 call readinfo ;显示软盘读到的物理位置 mov di,0retry: MOV AH,02H ; AH=0x02 : AH设置为0x02表示读取磁盘 MOV AL,1 ; 要读取的扇区数 mov BX, 0 ; ES:BX表示读到内存的地址 MOV DL,00H ; 驱动器号,0表示软盘A,硬盘C:80H C 硬盘D:81H INT 13H ; 调用BIOS 13号中断，磁盘相关功能 JNC READOK ; 未出错则跳转到READOK，出错的话EFLAGS的CF位置1 inc di MOV AH,0x00 MOV DL,0x00 ; A驱动器 INT 0x13 ; 重置驱动器 cmp di, 5 ; 软盘很脆弱，同一扇区如果重读5次都失败就放弃 jne retry mov si, Fyerror call printstr call newline jmp exitreadREADOK: mov si, FloppyOK call printstr call newlineexitread: ret printstr: ;显示指定的字符串, 以'$'为结束标记 mov al,[si] cmp al,'$' je disover mov ah,0eh int 10h inc si jmp printstrdisover: ret newline: ;显示回车换行 mov ah,0eh mov al,0dh int 10h mov al,0ah int 10h ret welcome db '(i)Linux-bootsect!','$'msg1 db '1.bootsect to 0x9000','$'msg2 db '2.setup to 0x9020','$'msg3 db '3.system to 0x1000','$'cylind db 'cylind:?? $',0 ; 设置开始读取的柱面编号header db 'header:?? $',0 ; 设置开始读取的磁头编号sector db 'sector:?? $',1, ; 设置开始读取的扇区编号FloppyOK db '-Floppy Read OK','$'Fyerror db '-Floppy Read Error' ,'$'times 512-2*3-($-$$) db 0 ;MBR程序中间部分用0填充 swap_dev:dw SWAP_DEV ;2Byte,存放交换系统所在设备号(init/main.c中会用)。root_dev:dw ROOT_DEV ;2Byte,存放根文件系统所在设备号(init/main.c中会用)。 boot_flag: db 0x55,0xaa ;2Byte,MBR启动标记 3.setup.asm;;*Linux操作系统Nasm引导程序:setup,制作者:Mr.Jiang;2020-10-20%include "config.inc"INITSEG EQU DEF_INITSEG ;全部同bootsect SYSSEG EQU DEF_SYSSEG SETUPSEG EQU DEF_SETUPSEG jmp startstart: mov ax,SETUPSEG mov ds,ax ;为显示各种提示信息做准备 mov si, welcome call showmsg ;打印"Welcome Linux" mov ax,INITSEG mov es,ax ;将setup模块的各类数据保存在0x9000?处 ;1.取扩展内存的大小值（KB） mov si, msg1 call showmsg mov ah,0x88 int 0x15 ;通过调用BIOS中断实现 mov [es:2],ax ;将扩展内存数值存在0x90002处（1个字）。 ;2.检查显示方式（EGA/VGA）并取参数。 mov si, msg2 call showmsg mov ah,0x12 mov bl,0x10 int 0x10 mov [es:8],ax mov [es:10],bx ;0x9000A =安装的显示内存；0x9000B=显示状态(彩/单色) mov [es:12],cx ;0x9000C =显示卡特性参数。 mov ax,0x5019 ;在ax中预置屏幕默认行列值（ah = 80列；al=25行）。 mov [es:14],ax ;保存屏幕当前行列值（0x9000E，0x9000F）。 mov ah,0x03 ;取屏幕当前光标位置 xor bh,bh int 0x10 mov [es:0],dx ;保存在内存0x90000处（2字节） ;3.取显示卡当前显示模式 mov si, msg3 call showmsg mov ah,0x0f int 0x10 mov [es:4],bx ;0x90004(1字)存放当前页 mov [es:6],ax ;0x90006存放显示模式；0x90007存放字符列数。 ;4.取第一个硬盘的信息（复制硬盘参数表）。 ;第1个硬盘参数表的首地址竟然是中断0x41的中断向量值 ;而第2个硬盘参数表紧接在第1个表的后面，中断0x46的向量向量值 ;也指向第2个硬盘的参数表首址。表的长度是16个字节。 mov si, msg4 call showmsg push ds ;由于复制数据要修改DS的值，因此暂存起来 mov ax,0x0000 mov ds,ax lds si,[4*0x41] mov ax,INITSEG mov es,ax mov di,0x0080 ;0x90080处存放第1个硬盘的表 mov cx,0x10 rep movsb ;5.取第2个硬盘的信息（复制硬盘参数表）。 pop ds ;恢复DS为本段setup段地址，才能正常打印字符串 mov si, msg5 call showmsg push ds ;由于复制数据要修改DS的值，因此暂存起来 mov ax,0x0000 mov ds,ax lds si,[4*0x46] mov ax,INITSEG mov es,ax mov di,0x0090 ;0x90090处存放第2个硬盘的表 mov cx,0x10 rep movsb ;6.检查系统是否有第2个硬盘。如果没有则把第2个表清零。 pop ds ;恢复DS的值，才能正常打印字符串 mov si, msg6 call showmsg mov ax,0x01500 mov dl,0x81 int 0x13 jc no_disk1 cmp ah,3 je is_disk1no_disk1:mov ax,INITSEG mov es,ax mov di,0x0090 mov cx,0x10 mov ax,0x00 rep stosbis_disk1:;7.现在要进入保护模式了 mov si, msg7 call showmsg mov si, msg8 call showmsg mov cx,14 line: call newline ;循环换行,清除一些屏幕显示 loop line cli ;禁用16位中断 ;8.将system模块移到正确的位置。 ;bootsect引导程序会把 system 模块读入到内存 0x10000（64KB）开始的位置 ;下面这段程序是再把整个system模块从 0x10000移动到 0x00000位置。即把从 ;0x10000到0x8ffff 的内存数据块（512KB）整块地向内存低端移动了64KB字节。 call mov_system ;会覆盖实模式下的中断区，BIOS中断再也无法使用 ;9.装载寄存器IDTR和GDTRmov ax,SETUPSEG ;ds指向本程序(setup)段 mov ds,ax lidt [idt_48] ;加载IDTR lgdt [gdt_48] ;加载GDTR ;10.现开启A20地址线 call empty_8042 ;8042状态寄存器，等待输入缓冲器空。 ;只有当输入缓冲器为空时才可以对其执行写命令。 mov al,0xD1 ;0xD1命令码-表示要写数据到 out 0x64,al ;8042的P2端口。P2端口位1用于A20线的选通。 call empty_8042 ;等待输入缓冲器空，看命令是否被接受。 mov al,0xDF ;A20 on ! 选通A20地址线的参数。 out 0x60,al ;数据要写到0x60口。 call empty_8042 ;若此时输入缓冲器为空，则表示A20线已经选通。 ;11.设置8259A中断芯片,即int 0x20--0x2F call set_8259A ;12.打开保护模式PE开关 mov ax,0x0001 ;保护模式比特位(PE) lmsw ax ;就这样加载机器状态字! ;13.跳转触发到32位保护模式代码 ;jmp dword 1*8:inprotect+SETUPSEG*0x10 ;保护模式下的段基地址:0x90200 ;这句是调试验证进入保护模式后系统是否正常 jmp dword 1*8:0 ;setup程序到此结束 ;跳转到0x00000,也即system程序(head.asm) ;把整个system模块从 0x10000移动到 0x00000位置。 mov_system: mov ax,0x0000 cld ;'direction'=0, movs moves forwarddo_move:mov es,ax ;es:di是目的地址(初始为0x0:0x0) add ax,0x1000 cmp ax,0x9000 ;已把最后一段（从0x8000段开始的64KB）移动完？ jz end_move mov ds,ax ;ds:si是源地址(初始为0x1000:0x0) sub di,di sub si,si mov cx,0x8000 ;移动0x8000字（64KB字节）。 rep movsw jmp do_moveend_move: ret;设置8259A中断芯片 set_8259A: mov al,0x11 out 0x20,al dw 0x00eb,0x00eb ;jmp $+2, jmp $+2 out 0xA0,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0x20 ;Linux系统硬件中断号被设置成从0x20开始 out 0x21,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0x28 ;start of hardware int's 2 (0x28) out 0xA1,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0x04 ;8259-1 is master out 0x21,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0x02 ;8259-2 is slave out 0xA1,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0x01 ;8086 mode for both out 0x21,al dw 0x00eb,0x00eb out 0xA1,al dw 0x00eb,0x00eb mov al,0xFF ;屏蔽主芯片所有中断请求。 out 0x21,al dw 0x00eb,0x00eb out 0xA1,al ;屏蔽从芯片所有中断请求。 ret empty_8042: ;只有当输入缓冲器为空时（状态寄存器位1 = 0） ;才可以对其执行写命令。 dw 0x00eb,0x00eb in al,0x64 ;读AT键盘控制器状态寄存器。 test al,2 ;测试位1，输入缓冲器满？ jnz empty_8042 ;yes - loop ret idt_48: dw 0x800 ;这里不能像书上设置成0,否则VMWARE调试会出错！ dw 0,0 ;IDT全部中断都设置成无效 gdt_48: dw 0x800 ;GDT长度设置为 2KB（0x7ff）表中共可有 256项。 dw 512+gdt,0x9 ;GDT物理地址：0x90200 + gdt gdt:dw 0,0,0,0 ;0#描述符，它是空描述符 dw 0x07FF ;8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) dw 0x0000 ;base address=0 dw 0x9A00 ;code read/exec 代码段为只读、可执行 dw 0x00C0 ;granularity=4096, 386 颗粒度为4096，32位模式 dw 0x07FF ;8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) dw 0x0000 ;base address=0 dw 0x9200 ;data read/write 数据段为可读可写 dw 0x00C0 ;granularity=4096, 386颗粒度为4096，32位模式 showmsg: call newline call printstr ret printstr: ;显示指定的字符串, 以'$'为结束标记 mov al,[si] cmp al,'$' je disover mov ah,0eh int 10h inc si jmp printstrdisover: ret newline: ;显示回车换行 mov ah,0eh mov al,0dh int 10h mov al,0ah int 10h ret welcome db '(ii) Welcome Linux---setup!',0x0d,0x0a,'$'msg1 db '1.Get memory size','$'msg2 db '2.Check for EGA/VGA and some config parameters','$'msg3 db '3.Get video-card data','$'msg4 db '4.Get hd0 data','$'msg5 db '5.Get hd1 data','$'msg6 db '6.Check that there IS a hd1','$'msg7 db '7.Move system from 0x10000 to 0x00000','$'msg8 db '8.Now Ready to Protect Mode!','$' [bits 32]inprotect: ;测试进入保护模式后是否正常 mov eax,2*8 ;加载数据段选择子(0x10)mov ds,eaxmov esi,sysmsg+SETUPSEG*0x10 ;保护模式DS=0,数据需跨过段基址用绝对地址访问 mov edi, 0xb8000+18*160 ;显示在第18行,显卡内存地址也需用绝对地址访问 call printnewmov esi,promsg+SETUPSEG*0x10mov edi, 0xb8000+20*160 ;显示在第20行call printnewmov esi,headmsg+SETUPSEG*0x10mov edi, 0xb8000+22*160 ;显示在第22行call printnewjmp $printnew: ;保护模式下显示字符串, 以'$'为结束标记 mov bl ,[ds:esi] cmp bl, '$' je printover mov byte [ds:edi],bl inc edi mov byte [ds:edi],0x0c ;字符红色 inc esi inc edi jmp printnewprintover: ret sysmsg db '(iii) Welcome Linux---system!','$'promsg db '1.Now Already in Protect Mode','$'headmsg db '2.Run head.asm in system program','$'times 512*4-($-$$) db 0 ;控制setup最终的机器代码长度为4个扇区 4.head.asm;*;*Linux操作系统Nasm引导程序:head,制作者:Mr.Jiang;2020-10-27*%include "config.inc"SETUPSEG equ DEF_SETUPSEG ;全部同bootsect和setup SYSSEG equ DEF_SYSSEG_pg_dir equ 0x0000 ;页目录地址,大小4KB. pg0 equ 0x1000 ;第1个页表地址,大小4KB. pg1 equ 0x2000 ;第2个页表地址,大小4KB.pg2 equ 0x3000 ;第3个页表地址,大小4KB.pg3 equ 0x4000 ;第4个页表地址,大小4KB._tmp_floppy_area equ 0x5000 ;软盘缓冲区地址. len_floppy_area equ 0x400 ;软盘缓冲区大小1KB [bits 32] ;指定代码为32位保护模式 jmp start;这条伪指令不会执行任何操作，只在编译的时候起填充数字作用。 times _tmp_floppy_area+len_floppy_area-($-$$) db 0 ;;一个语句实现页目录和页表地址区域清0，省去程序后面Linux源代码中的清0部分 ;使head程序从0x5000+0x400位置开始放置（仅除第一条jmp指令外）。 ;这里已经处于32位运行模式,首先设置ds,es,fs,gs为setup.s中构造的内核数据段;并将堆栈放置在stack_start指向的user_stack数组区，然后使用本程序后面定义的;新中断描述符表和全局段描述表。新全局段描述表中初始内容与setup.s中的基本一样，;仅段限长从8MB修改成了16MB。stack_start定义在kernel/sched.c。它指向user_stack;数组末端的一个长指针。设置这里使用的栈，姑且称为系统栈。但在移动到任务0执行;（init/main.c中137行）以后该栈就被用作任务0和任务1共同使用的用户栈了。start: mov eax,2*8 ;加载数据段选择子(0x10)mov ds,eax ;把所有数据类段寄存器全部指向GDT的数据段地址 mov es,eax mov fs,eaxmov gs,eaxmov ss,eaxmov esi,sysmsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问mov cl, 0x0c ;颜色红 mov edi, 0xb8000+13*160 ;显示在第18行,显卡内存地址也需用绝对地址访问call printnew mov esi,promsg mov cl, 0x0cmov edi, 0xb8000+15*160 ;显示在第20行call printnewmov esi,headmsg mov cl, 0x0cmov edi, 0xb8000+16*160 ;显示在第22行 call printnewmov esp,0x1e25c ; 重新设置堆栈，暂时设置值参见书 ;《Linux内核设计的艺术_图解Linux操作系统架构 ; 设计与实现原理》P27 ; Linus源程序中是lss _stack_start,%esp ; _stack_start,。定义在kernel/sched.c，82-87行 ; 它是指向 user_stack数组末端的一个长指针 call setup_idtcall setup_gdt jmp 1*8:newgdt ;改变CS的值来触发新GDT表生效 nop nopnewgdt: ;如能正常打印则表明程序正常运行,新GDT表无问题 mov esi,gdtmsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问mov cl, 0x09 ;颜色蓝mov edi, 0xb8000+17*160 ;显示在第18行,显卡内存地址也需用绝对地址访问call printnew ;call test_keyboard ;开键盘中断并按键测试,显示外部中断体系正常sti ;开中断int 00h ;手工系统中断调用,测试显示内部中断体系也正常 cli ;关掉中断 call A20openmov esi,a20msg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问mov cl, 0x09 ;蓝色mov edi, 0xb8000+19*160 ;显示在第18行,显卡内存地址也需用绝对地址访问call printnew;前面3个入栈0值分别表示main函数的参数envp、argv指针和argc，但main()没有用到。;push _main入栈操作是模拟调用main时将返回地址入栈的操作，所以如果main.c程序;真的退出时，就会返回到这里的标号L6处继续执行下去，也即死循环。push _main将;main.c的地址压入堆栈。这样，在设置分页处理（setup_paging）结束后执行'ret';返回指令时就会将main.c;程序的地址弹出堆栈，并去执行main.c程序了。push 0 ;These are the parameters to main :-)push 0 ;这些是调用main程序的参数（指init/main.c）。push 0 push L6 ;return address for main, if it decides to.push _main ;'_main'是编译程序对main的内部表示方法。jmp setup_paging ;这里用的JMP而不是call，就是为了在setup_paging结束后的 ;ret指令能去执行C程序的main() L6:jmp L6 ;main程序绝对不应该返回到这里。不过为了以防万一， ;所以添加了该语句。这样我们就知道发生什么问题了。 _main: ;这里暂时模拟出C程序main() mov esi,mainmsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问 mov cl, 0x09 ;蓝色 mov edi, 0xb8000+22*160 ;指定显示在某行,显卡内存地址需用绝对地址 call printnew ;0xb8000为字符模式下显卡映射到的内存地址 ret test_keyboard: ; 测试键盘中断mov al, 11111101b ; 开启键盘中断开关 out 021h, al ; 主8259, OCW1.dw 0x00eb,0x00eb ;时延mov al, 11111111b ; 屏蔽从芯片所有中断请求out 0A1h, al ; 从8259, OCW1.dw 0x00eb,0x00eb ;时延ret;Linux将内核的内存页表直接放在页目录之后，使用了4个表来寻址16 MB的物理内存。;如果你有多于16 Mb的内存，就需要在这里进行扩充修改。;每个页表长为4KB（1页内存页面），而每个页表项需要4个字节，因此一个页表共可存;1024个表项。一个页表项寻址4KB的地址空间，则一个页表就可以寻址4MB的物理内存。setup_paging:;首先对5页内存（1页目录 + 4页页表）清零。由于在程序第一行已经实现，此处可省。 ;mov ecx,10;xor eax,eax;xor edi,edi ;页目录从0x000地址开始。 ;cld ;edi按递增方向 ;rep;stosd ;eax内容存到es:edi所指内存位置处，且edi增4。;下面4句设置页目录表中的项。因为内核共有4个页表，所以只需设置4项(索引)。;页目录项的结构与页表中项的结构一样，4个字节为1项。;例如"pg0+7"表示：0x00001007，是页目录表中的第1项。;则第1个页表所在的地址 = 0x00001007 & 0xfffff000 = 0x1000；;第1个页表的属性标志 = 0x00001007&0x00000fff = 0x07,表示该页存在、用户可读写。;一句指令就把页表的地址和属性完全完整定义了，这个写法设计得有点巧妙。 mov dword [_pg_dir],pg0+7 ;页表0索引 将直接覆盖0地址处的3字节长度jmp指令 mov dword [_pg_dir+4],pg1+7 ;页表1索引mov dword [_pg_dir+8],pg2+7 ;页表2索引mov dword [_pg_dir+12],pg3+7 ;页表3索引 ;下面填写4个页表中所有项的内容，共有：4(页表)*1024(项/页表)=4096项(0-0xfff)，;也即能映射物理内存 4096*4Kb = 16Mb。;每项的内容是：当前项所映射的物理内存地址 + 该页的标志（这里均为7）。;填写使用的方法是从最后一个页表的最后一项开始按倒退顺序填写。;每一个页表中最后一项在表中的位置是1023*4 = 4092.;此最后一页的最后一项的位置就是pg3+4092。mov edi,pg3+4092;edi->最后一页的最后一项。mov eax,0xfff007;16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */;最后1项对应物理内存页面的地址是0xfff000，;加上属性标志7，即为0xfff007。std ;方向位置位，edi值递减(4字节)。goon:stosd sub eax,0x1000;每填写好一项，物理地址值减0x1000。jge goon ;如果小于0则说明全添写好了。 jge是大于或等于转移指令;现在设置页目录表基址寄存器cr3，指向页目录表。cr3中保存的是页目录表的物理地址;再设置启动使用分页处理（cr0的PG标志，位31）xor eax,eax ;pg_dir is at 0x0000 */ # 页目录表在0x0000处。mov cr3,eax ;cr3 - page directory start */mov eax,cr0or eax,0x80000000 ;添上PG标志。mov cr0,eax ; set paging (PG) bit */软盘缓冲区: 共保留1024项，填充数值0。在程序第一行已经实现，此处可省。;mov ecx,1024/4; ;xor eax,eax;mov edi,_tmp_floppy_area ;软盘缓冲区从0x5000地址开始。;cld ;edi按递增方向;rep;stosd ;eax内容存到es:edi所指内存位置处，且edi增4。mov esi,pagemsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问mov cl, 0x09 ;蓝色字体 mov edi, 0xb8000+20*160 ;指定显示在某行,显卡内存地址也需用绝对地址访问call printnew mov esi,asmmsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问mov cl, 0x09 ;蓝色字体mov edi, 0xb8000+21*160 ;指定显示在某行,显卡内存地址也需用绝对地址访问 call printnewret ;setup_paging这里用的是返回指令ret。;该返回指令的另一个作用是将压入堆栈中的main程序的地址弹出，;并跳转到/init/main.c程序去运行。本程序到此就真正结束了。 ;用于测试A20地址线是否已经开启。采用的方法是向内存地址0x000000处写入任意;一个数值，然后看内存地址0x100000(1M)处是否也是这个数值。如果一直相同的话，;就一直比较下去，也即死循环表示地址A20线没有选通，就不能使用1MB以上内存。A20open: xor eax, eax inc eax mov [0x000000],eax cmp eax,[0x100000] je A20open ret printnew: ;保护模式下显示字符串, 以'$'为结束标记 mov bl ,[ds:esi] cmp bl, '$' je printover mov byte [ds:edi],bl inc edi mov byte [ds:edi],cl ;字符颜色 inc esi inc edi jmp printnewprintover: ret setup_idt: ;暂时将所有的中断全部指向一个中断服务程序:ignore_int lea edx,[ignore_int] ;将ignore_int的有效地址（偏移值）值送edx mov eax,0x00080000 ;将选择符0x0008置入eax的高16位中。 mov ax,dx ;selector = 0x0008 = cs */ ;偏移值的低16位置入eax的低16位中。此时eax含有门 ;描述符低4字节的值。 mov dx,0x8E00 ;interrupt gate - dpl=0, present ;此时edx含有门描述符高4字节值,偏移地址高16位是0 lea edi,[_idt] ;_idt是中断描述符表的地址。 ;以上为单独一个中断描述符的设置方法 mov ecx,256 ;IDT表中创建256个中断描述符 ;将上面的中断描述符重复放置256次，让所有的中断全部指向一个中断服务程序:哑中断 rp_sidt: mov [edi],eax ;将哑中断门描述符存入表中。 mov [edi+4],edx ;edx内容放到 edi+4 所指内存位置处。 add edi,8 ; edi指向表中下一项。 loop rp_sidt lidt [idt_descr] ;加载中断描述符表寄存器值。 ret ;让所有的256中断都指向这个统一的中断服务程序 ignore_int: cli ;首先应禁止中断,以免中断嵌套 pushad ;进入中断服务程序首先保存32位寄存器 push ds ;再保存所有的段寄存器 push es push fs push gs push ss mov eax,2*8 ;进入断服务程序后所有数据类段寄存器都转到内核段 mov ds,eax mov es,eax mov fs,eax mov gs,eax mov ss,eax mov esi,intmsg ;保护模式DS=0,数据用绝对地址访问 mov cl, 0x09 ;蓝色 mov edi, 0xb8000+18*160 ;指定显示在某行,显卡内存需用绝对地址 call printnew pop ss ;恢复所有的段寄存器 pop gs pop fs pop es pop ds popad ; 所有32位寄存器出栈恢复 iret ;中断服务返回指令 align 2 ;按4字节方式对齐内存地址边界。dw 0 ;这里先空出2字节，这样_idt长字是4字节对齐的。;下面是加载中断描述符表寄存器idtr的指令lidt要求的6字节操作数。;前2字节是idt表的限长，后4字节是idt表在线性地址空间中的32位基地址。idt_descr: dw 256*8-1 ;idt contains 256 entries # 共256项，限长=长度 - 1。 dd _idt ret setup_gdt: lgdt [gdt_descr] ;加载全局描述符表寄存器。 ret align 2 ;按4字节方式对齐内存地址边界。dw 0 ;这里先空出2字节，这样_gdt长字是4字节对齐的。;加载全局描述符表寄存器gdtr的指令lgdt要求的6字节操作数。前2字节是gdt表的限长，;后4字节是gdt表的线性基地址。因为每8字节组成一个描述符项，所以表中共可有256项。;符号_gdt是全局表在本程序中的偏移位置。gdt_descr: dw 256*8-1 dd _gdt sysmsg db '(iii) Welcome Linux---system!','$'promsg db '1.Now Already in Protect Mode','$'headmsg db '2.Run head.asm in system program','$'gdtmsg db '3.Reset GDT success:New CS\EIP normal','$'intmsg db '4.Reset IDT success:Unknown interrupt','$' a20msg db '5.Check A20 Address Line Stdate:Open','$'pagemsg db '6.Memory Page Store:Page Tables is set up','$'asmmsg db '7.Pure Asm Program:bootsect->setup->head(system) is Finished','$'mainmsg db '8.Now Come to C program entry:Main()','$';IDT表和GDT表放在程序head的最末尾;中断描述符表：256个，全部初始化为0。 _idt: times 256 dq 0 ;idt is uninitialized # 256项，每项8字节，填0。;全局描述符表。其前4项分别是：空项、代码段、数据段、系统调用段描述符，;后面还预留了252项的空间，用于放置新创建任务的局部描述符(LDT)和对应的;任务状态段TSS的描述符。;(0-nul,1-cs,2-ds,3-syscall,4-TSS0,5-LDT0,6-TSS1,7-LDT1,8-TSS2 etc...) _gdt: dq 0x0000000000000000 ;NULL descriptor */ dq 0x00c09a0000000fff ;16Mb */ # 0x08，内核代码段最大长度16MB。 dq 0x00c0920000000fff ;16Mb */ # 0x10，内核数据段最大长度16MB。 dq 0x0000000000000000 ;TEMPORARY - don't use */ times 252 dq 0 ;space for LDT's and TSS's etc */ # 预留空间。