Linux 0 11學習總結引導啟動程式部分

linux-0.11學習總結——引導啟動程式部分

1. bios啟動

intel設計cpu開機加電即進入16位的實模式下執行，cs的值預設為0xffff，ip的值預設為0x0000，這樣cs:ip指向了0xffff0的位址位置。bios程式位址只有8kb，範圍為0xfe000~0xfffff。

bios程式主要實現了以下功能：

a) 構建中斷向量表（0x00000~0x003ff）1kb記憶體空間；

b) bios資料區（0x00400~0x004ff）256位元組

c) 在大約56kb以後的位置（0x0e2ce）構建中斷向量服務程式（8kb）

其中，中斷向量表中有256個中斷向量，每個中斷向量佔4個位元組，前兩個位元組為cs，後兩個位元組為ip。注意，此時的中斷與後面保護模式下的中斷不一樣。

最後，bios程式通過int 0x19中斷將軟碟機中第一扇區（512b）程式bootsect內容拷貝至0x07c00處。

2. bootsect引導

在記憶體0x07c00處儲存的bootsect程式主要完成的功能有三點：1將自身程式複製到0x90000；2載入軟碟機4個扇區內容setup到0x90200處；3載入軟碟機240個扇區system模組到0x10000（此時時間較長，故需要在螢幕上顯示：loading system…）

該部分有乙個地方非常值得我學習：

jmpi go, initseg go: mov ax, cs

…

這兩行**雖然簡短，但非常精妙。bootsect**是在一邊執行的過程中一邊複製到0x90000，增加go乙個偏移，使得跳轉之後的程式可以在新的位置接著繼續往下執行，而不是進入了乙個不斷複製的死迴圈。

bootsect借助bios中斷int 0x13，將setup.s與system模組分別載入到記憶體0x90200與0x00000中。最後，程式通過jmpi 0, setupseg完成跳轉。

3. setup程式

該模組程式開始提取核心執行所需要的機器系統資料載入到0x90000~0x901fc位置，覆蓋了原來的bootsect部分，這對後面的main函式執行發揮重要的作用！

接下來，setup將system模組的程式從0x10000複製到0x00000位置。然後再設定中斷描述符表與全域性描述符表。具體**如下：

lidt    [idt_48]              ;load idt with 0,0
…gdt:
dw 0,0,0,0 ; dummy
dw 0x07ff ; 8mb - limit=2047 (2048*4096=8mb)
dw 0x0000 ; base address=0
dw 0x9a00 ; code read/exec
dw 0x00c0 ; granularity=4096, 386
data_descriptor:
dw 0x07ff ; 8mb - limit=2047 (2048*4096=8mb)
dw 0x0000 ; base address=0
dw 0x9200 ; data read/write
dw 0x00c0 ; granularity=4096, 386
idt_48:
dw 0 ; idt limit=0
dw 0,0 ; idt base=0l
gdt_48:
dw 0x800 ; gdt limit=2048, 256 gdtentries
dw 512+gdt,0x9 ; gdt base = 0x9***x

仔細閱讀該部分**，可以很好地理解intel對中斷描述符與全域性描述符的資料結構控制。首先，我們要知道idt共佔六個位元組，前兩個位元組為段長度，後四個位元組為段基位址；gdt共佔八個位元組，兩個位元組為段限長，四個位元組為段基位址，其他分別為特權級、段讀寫權等，如下圖：

全域性描述符表指向的是可共享的全域性段描述符，可以為資料段描述符，也可以為系統段描述符。總共有256個gdt，共256*8=2048個長度，故上述**0x800代表的就是段限長。而gdt定義的第乙個段描述符為0,0,0,0；第二個為0x00c09200000007ff代入上圖的描述符即可換算出段基址、段限長等資訊。

mov ax,0x0001      ;protected mode (pe) bit
lmsw ax ;this is it;
jmpi 0, 8 ;jmp offset 0 of segment 8 (cs)

lmsw是將0x0001賦值給cr0，其中控制暫存器cr0的最低位pe置高，設定處理器的工作方式為保護模式。jmpi一句，0為段內便宜，8為保護模式下的段選擇符，即1000，低兩位為特權級0，第三位0為gdt，若為1即ldt，1代表選擇gdt中的第一項，即上述所述的0x00c09200000007ff，可以看出段基址為0，故程式在此跳轉到0x00000處執行head.s的程式**。

4. head.s程式執行

與前面不同的是，從head.s開始程式的彙編變成了at&t彙編，而之前的彙編均為intel彙編。其中system模組（共120kb，240個扇區）包括head.s的25kb+184b以及剩下的main函式部分。head程式主要完成的功能在於分頁機制以及開啟cr0的最高位pg。

最值得一提的是head.s程式最後對main函式的呼叫。由於這個main函式是作業系統的，呼叫後沒有返回，此處linux採用的一種巧妙的方法是利用ret呼叫main函式。

after_page_tables:
pushl $0 #these are the parameters to main :-)
pushl $0
pushl $0
pushl $l6 #return address for main, if it decides to.
pushl $__main
jmp setup_paging
setup_paging:
movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */
xorl %eax,%eax
xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */
cld;rep;stosl
movl $pg0+7,_pg_dir /* set present bit/user r/w */
movl $pg1+7,_pg_dir+4 /* --------- " " --------- */
movl $pg2+7,_pg_dir+8 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+7,_pg_dir+12 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+4092,%edi
movl $0xfff007,%eax /* 16mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */
std1: stosl /*fill pages backwards - more efficient :-) */
subl $0x1000,%eax
jge 1b
xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */
movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */
movl %cr0,%eax
orl $0x80000000,%eax
movl %eax,%cr0 /* set paging (pg) bit */
ret /*this also flushes prefetch-queue */

可以看出在after_page_tables中事先將main函式的入口位址eip手動地壓到堆疊中，當下次進行ret返回時，程式將返回該指標位址到eip，從而實現了main函式的跳轉。

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