《The Art of Linux Kernel》- Ch1

版本：Linux 0.11

硬件：IA-32 CPU、16MB 内存（2MB作为虚拟内存）、BIOS中设置软驱作为启动

（软盘相当于一种可移动的外部存储设备，由于读取速度慢、容量小等原因，目前已经被其他更高效、容量更大的外部存储设备所替代）

通电 -> main

通电->BIOS启动->内存中加载中断向量表、中断服务程序->32位模式

1、BIOS启动

找到BIOS

• CPU硬件逻辑实现：CS=0xF000 IF=0xFFF0
• BIOS的地址位置：0xFFFF0，固化在主机版的ROM中

BIOS加载中断向量表、中断服务程序

• 启动BIOS以后，开始监测显卡、内存等等，最重要开始加载中断向量表、中断服务程序

• 每个中断向量都指向对应的中断服务程序（实模式的中断机制）
• 256个中断向量，每个4字节，2字节IP的值，2字节是CS的值

2、加载操作系统内核程序

分批从软盘的不同扇区加载所有的操作系统程序到内存，为保护模式准备

加载第一批内核代码：bootsect

• 硬件设计+BIOS，出现一个int 0x19中断，对应找到对应的中断服务程序，这个服务程序的作用是将第一扇区的程序加载

• 第一扇区（boot sector）内对应的程序就是引导程序：bootsect（512B）

• 至此，从启动电脑终于接触到了linux操作系统自己的代码（一段汇编），加载到了内存中

讨论：对于不同操作系统，如何同样方式加载？

BIOS是写在主机板ROM上的，不管操作系统是啥，对于不同的操作系统类型，采用同样方式加载：

1. BIOS接到启动os的指定，固定从启动扇区把程序加载到0x07C00
2. 操作系统的第一段程序固定放在软盘0盘面0磁道1扇区

第二部分内核代码：setup

boosect的任务是继续加载第二、三批的内核代码，采取以下步骤：

（1）规划内存（key in os）

• 确保不同的程序、数据不会重叠，有足够的空间安身立命

（2）复制bootsect到新的位置

• 现在CPU的CS指向的就是BOOTSEG

• bootsect把自身从BOOTSEG复制到INITSEG（pool）

  start:
    mov ax，#BOOTSEG
    mov ds,ax
    mov ax，#INITSEG
    mov es,ax
    mov cx,#256  (256字就是512B)
    sub si,si
    sub di,di
    rep
    movw
   

• bootsect直接可以跳转到INITSEG执行了（相当于原来的BOOTSEG位置是约定的位置，不是自己规划的位置），这个时候开始完全摆脱BIOS，根据自己的安排执行

jmpi go，INITSEG   ！这行之前bootsect已经复制过去到了INITSEG，程序跳转到INITSEG执行了
go: mov ax, cs	  ！在INITSEG新的位置继续执行bootsect代码

• 代码整体位置变了，所以代码各个段（寄存器）也会发生变化
  • SS（Stack segment）：指向栈段
  • SP（Stack pointer）：栈顶指针

（3）加载setup程序

• int 0x13中断，指向磁盘服务程序
• 和加载bootect时候的0x19中断不同，0x19对应的服务程序是BIOS执行的，但现在是bootsect执行0x13指向的程序
• 0x19对应的服务程序写死，将第一扇区的程序加载到0x07C00，而0x13的程序可以指定扇区的代码加载到指定位置，开始要传参了

• 注意此时已经加载5个扇区，且setup.s会加载到INITSEG的位置

  

加载第三部分内核代码：system模块

• 仍然用0x13的中断

  

• 这次加载240个扇区，由bootsect的read_it完成，加载到SYSSEG之后

  

Bootsect收尾工作：检查根设备号

• 检查是否设置了根文件系统设备，若没有设置根据不同扇区数设置
• 所以linux启动要系统内核镜像、根文件系统
• 可以理解到这里，bootsect程序执行完了，接下来是setup的执行

setup执行

• jump 0，SETUPSEG，跳转到setup程序的位置开始执行
• 利用BIOS的中断服务程序，提取内核运行需要的机器系统数据：光标位置、显示页面等等，加载到内存对应的位置

• 加载的位置覆盖了bootsect的程序位置（只留出一个字节空间）
• 至此，内核代码加载完全结束，通过已经加载到内存的内核代码，系统将从实模式转变为保护模式

3、开启32位保护模式

废除原本的中断机制

• 关闭中断：关闭直到建立main适合的新的中断服务建立
  • 将CPU的标识寄存器EFLAGS的IF置为0（中断不被允许）
  • setup.s中的cli和sti分别是关、开中断
• 移动内核代码到0x00000，覆盖了原来BIOS的中断向量表、数据的区域
  • 16位的实模式中断不再适合即将开始的32位linux中断，因此可以回收这块区域了

描述符表的准备

• 全局描述符表：GDT

  • 唯一存段寄存器内容（段描述符）的数组，配合程序实现段寻址
  • 所有进程的全局目录，存储每一个任务的局部描述符表（LDT）地址、任务状态段（TSS）地址
  • 功能：各段的寻址、保护和恢复现场
  • GDTR：GDT基地址寄存器，存GDT的基地址，通过LGDTR命令来加载GDT到GDTR

• 中断描述符表：IDT

  • 所有中断服务程序的入口地址，类似实模式的中断向量表
  • IDTR：IDT基地址寄存器

• 比较16位中断和32位中断

  • 16位的中断向量表固定写死在0x00000的位置，32位利用IDT可以任意放位置，用IDTR来寻址
  • 在中断重启之前，IDT是一张空的表

打开32位寻址

• 打开A20地址线，注意物理内存寻址和内存寻址的变化

  

• 内存寻址：直接从5个f变成8个f，32位，4GB的寻址空间

• 物理寻址：16MB（pool）

重新编程8259A

• 8259A是一个可编程的中断控制器
• 保护模式下，Intel保留了0x00-0x1F作为不可屏蔽中断、异常中断，所以要重新分布中断号

• CR0寄存器置为1，CR0寄存器保存的是PE（protected mode enable，保护模式使能，为0则实模式）
• 正式开启保护模式，对比开启前后的寻址变化（pool，P26）

4、 head.s的执行

p27

review

实模式和保护模式

• 实模式，即程序中用到的地址都是真实的物理地址，“段基址:段内偏移地址”产生的逻辑地址就是物理地址，即程序员可见的地址完全是真实的内存地址
• 保护模式：随着CPU的位数和寄存器的位数增加，有更安全内存地址定位方式。见详细解释

CS和IP

• CS是代码段寄存器，定义存放代码的存储器的起始地址
• IP为指令指针寄存器，他们一起合作指向了CPU当前要读取的指令地址

段寄存器

• pool