Orange's 一个操作系统的实现 阅读笔记
什么是NASM?
NASM是一个为可移植性与模块化而设计的一个80x86的汇编器。它支持相当多
的目标文件格式，包括Linux和'NetBSD/FreeBSD','a.out','ELF','COFF',微软16
位的'OBJ'和'Win32'。它还可以输出纯二进制文件。它的语法设计得相当的简
洁易懂，和Intel语法相似但更简单。它支持'Pentium','P6','MMX','3DNow!',
'SSE' and 'SSE2'指令集.
在NASM中, 任何不被方括号[]括起来的标签或者变量名都被认为是地址, 访问标签中的内容必须使用[].所以:
mov ax, BootMessage
BootMessage: db "Hello, OS World!"将会把这个字符串的首地址送到ax中. 如果有
foo dw 1
mov ax, foo; 将把foo的地址放入ax中
mov bx, [foo]; 将把foo的值(1)放入bx中offset这个关键字在NASM中也是不需要的, 因为不加[]时就表示offset.
- ORG是Origin的缩写：起始地址，源。在汇编语言源程序的开始通常都用一条ORG伪指令来实现规定程序的起始地址。如果不用ORG规定则汇编得到的目标程序将从0000H开始。例如：
ORG 2000H
START：MOV AX，#00H汇编语言源程序中若没有ORG伪指令，则程序执行时，指令代码被放到自由内存空间的CS:0处；若有ORG伪指令，编译器则把其后的指令代码放到ORG伪指令指定的偏移地址。两个ORG伪指令之间，除了指令代码，若有自由空间，则用0填充。
-
JMP $
$，代表当前地址。 $ 放在 LJMP 之后，它就代表这条指令本身的地址。 JMP$，就是转移到该指令的本身地址。 JMP $ ，就是原地转移的意思，即 死循环。 一旦有中断发生，就可以去执行中断程序。 注: 而$$表示一个节(section)的开始处被汇编的地址. 在写程序的过程中,$-$$会经常用到.表示本行距离程序开始处的相对距离.
times 510-($-$$) db 0;表示将0这个字节重复510-($-$$)遍也就是剩下的空间都填充0直到510. -
SHL，将目的操作数顺序左移1位或CL寄存器中指定的位数。左移一位时，操作数的最高位移入进位标志位CF，最低位补零。
当计算机电源被打开, 会先进行加电自检(POST), 然后寻找启动盘, 如果是选择从软盘启动, 计算机就会去检查软盘的0面0磁道1扇区, 如果它以0xAA55结束, 则BIOS认为它是一个引导扇区. 一个正确的引导扇区除了以0xaa55结束以外, 还应该包含一段少于512个字节的执行码. 接下来, 一旦BIOS发现了引导扇区, 就会将这512个字节的内容装载到内存地址0000:7c00处, 然后跳转到0000:7c00彻底将控制权交给这段代码. 到此为止, 计算机不再由BIOS控制, 而变成操作系统的一部分来控制.
在Windows下, 可以选择的调试方法包括把引导扇区的代码的ORG 07c00h改为ORG 0100h就可以编译成一个.COM文件在DOS下运行了.
调试环境: Bochs
Bochs（发音：box）是一个以GNU宽通用公共许可证发放的开放源代码的x86、x86-64IBM PC兼容机模拟器和调试工具。它支持处理器（包括保护模式），内存，硬盘，显示器，以太网，BIOS，IBM PC兼容机的常见硬件外设的仿真。
许多客户操作系统能通过该仿真器运行，包括DOS，Microsoft Windows的一些版本, AmigaOS 4, BSD, Linux, MorphOS, Xenix和Rhapsody (Mac OS X的前身). Bochs能在许多主机操作系统运行，例如Windows, Windows Mobile, Linux, Mac OS X, iOS, PlayStation 2.
Bochs主要用于操作系统开发（当一个模拟操作系统崩溃，它不崩溃主机操作系统，所以可以调试仿真操作系统）和在主机操作系统运行其他来宾操作系统。它也可以用来运行不兼容的旧的软件（如电脑游戏）。
它的优点在于能够模拟跟主机不同的机种，例如在Sparc系统里模拟x86，但缺点是它的速度却慢得多。
bximage: 生成虚拟软盘(floppy disk)或虚拟硬盘(hard disk)
dd if=boot.bin of=a.img bs=512 count=1 conv=nontrunc ; 将引导扇区写进软盘
最后一个参数表示不裁剪,不截断(truncated). 使用真实软盘装载时不需要此参数, 因为真的不会被截断.
然后再a.img所在目录下新建bochsrc配置文件, 然后在终端输入bochs即可运行. 如果运行黑屏则是调试模式, 终端输入c解决.
当程序越来越大的时候, 限定引导扇区空间为512个字节就会造成错误.解决办法(1)写一个引导扇区,可以读取程序并运行;(2)借助别的东西,比如DOS, 把程序编译成COM文件, 让DOS执行它.
source命令也称为“点命令”，也就是一个点符号（.）。source命令通常用于重新执行刚修改的初始化文件，使之立即生效，而不必注销并重新登录。
- b addr : 在
addr处设置断点 例:b 0x30440 - c: 继续执行, 直到遇到断点
- s: 单步执行
- n: 单步执行, 遇到函数直接跳出
指令是在执行阶段发挥作用的，由CPU（Intel、AMD等）来执行。伪指令是在编译阶段发挥作用的，由汇编器（MASM、TASM等）来解释。
- db定义字节类型变量，一个字节数据占1个字节单元(8Bit)，读完一个，偏移量加1
- dw定义字类型变量，一个字数据占2个字节单元(16Bit)，读完一个，偏移量加2
- dd定义双字类型变量，一个双字数据占4个字节单元(32Bit)，读完一个，偏移量加4
在段[SECTION .gdt]中并列有3个Descriptor, 看上去是个结构数组.这个数组的名字叫Descriptor. GdtLen是GDT的长度, GdtPtr也是个数据结构, 6个字节, 前2个是GDT的界限, 后4个是GDT的基地址.(GDT: Global Descriptor Table)
首先 cpu中寄存器用于存储内存中数据的物理地址.
-
cs 为代码段寄存器，一般用于存放代码.通常和IP 使用用于处理下一条执行的代码
cs:IP
基地址：偏移地址. cs地址对应的数据 相当于c语言中的代码语句. -
ds 为数据段寄存器，一般用于存放数据. ds地址对应的数据 相当于c语言中的全局变量.
-
ss 为栈段寄存器，一般作为栈使用 和sp搭档；ss地址对应的数据 相当于c语言中的局部变量.
ss相当于堆栈段的首地址,sp相当于堆栈段的偏移地址. -
es 为扩展段寄存器.
关于IA32和X86:
- IA32 : 32 bits Intel Architecture (32位带宽Intel构架)
- IA64 : 64 bits Intel Architecture (64位带宽Intel构架)
- i386 : Intel 386 ( 老的386机器，也泛指IA32体系的CPU)
- i486 : Intel 486
- i586 : Intel 586 ( Pentium ,K6 级别CPU )
- i686 : Intel 686 ( Pentium II, Pentium III , Pentim 4, K7 级别CPU )
以上的86 也可以叫做 x86， 通称说 x86也是指 IA32构架CPU. x86是一个intel通用计算机系列的编号,也标识一套通用的计算机指令.集合。
在IA32下, CPU有2种工作模式: 实模式和保护模式. 打开PC, 开始时CPU是工作在实模式下的, 经过某种机制后,才进入保护模式.
保护模式下, CPU有着巨大的寻址能力, 并为强大的32位操作系统提供了更好的硬件保障.
实模式:
Intel 8086是16位CPU, 有着16位寄存器, 16位数据总线, 20位地址总线和1MB寻址能力(2^20). 一个地址由段和偏移2部分组成, 物理地址遵循计算公式:
物理地址(physical address) = 段值(segment)*16 + 偏移(offset)
段值和偏移都是16位.
保护模式:
新模式下的地址仍然用"段: 偏移"这样的形式来表示. 只不过保护模式下的__段__的概念发生了根本性地变化. 实模式下, 段值还是可以看做是地址的一部分的. 而保护模式下, 虽然段值仍然由原来16位的cs, ds等寄存器表示, 但此时它仅仅变成了一个索引. 这个索引指向一个数据结构的一个表项, 表项中详细定义了段的起始地址, 界限, 属性等. 这个数据结构, 就是__GDT__. GDT的作用是用来提供段式存储机制, 这种机制通过段寄存器和GDT中的描述符共同提供的. GDT: Global Descriptor table.
代码段和数据段描述符:
| Byte7 | Byte6 | Byte 5 | Byte 4|Byte 3|Byte 2| Byte 1 | Byte 0|
|31..24 段基址2| 属性等 | 23..0 段基址1 | 15..0 段界限1 |
Selector选择子:
- 15..3: 描述符索引;
- 2: TI;
- 1..0: RPL; 当TI和RPL都为0时, 选择子就变成了对应描述符相对于GDT基址的偏移.
打开地址线A20: 8086时, 只有20条地址总线, 寻址超过1MB, 直接wrap回去重新从地址零开始寻址. 可是到80286, 可以访问到1MB以上的空间了, 系统不再wrap回到开头. 为了向上兼容, 使用8042键盘控制器来控制第20个地址位, 就是A20地址线(8086时, A0~A19),如果不被打开, 第20个地址位将总会是0. 为了访问所有内存, 需要把A20打开, 开机时默认它是关闭的. 要打开就要操作端口92h.
保护模式下的段寄存器 由 16位的选择器 与 64位的段描述符寄存器 构成.
段描述符寄存器： 存储段描述符
选择器：存储段描述符的索引
Reference: [http://www.techbulo.com/708.html]
全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。
32位基地址和16位表界限.
段选择子(Selector): 由GDTR访问全局描述符表是通过“段选择子”（实模式下的段寄存器）来完成的。段选择子是一个16位的寄存器（同实模式下的段寄存器相同）
局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。
LDT和GDT从本质上说是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置，与GDTR不同，LDTR的内容是一个段选择子。
页: 就是一块内存, 80386中, 页的大小是固定的4096字节(4KB). Pentium中, 页的大小还可以是2MB或者4MB.
在未打开分页机制时, 线性地址等同于物理地址, 所以可以理解为逻辑地址通过分段机制直接转换成物理地址. 但当分页开启时, 情况发生变化, 分__段__机制(segment)将逻辑地址转换成线性地址, 线性地址再通过分__页__机制转换成物理地址.
分页的主要目的是实现虚拟存储器.
转换使用两级页表, 第一级叫做页目录, 大小4KB, 存储在一个物理页中, 每个表项4字节长, 共有1024个表项, 每一个表项对应第二级的一个页表, 第二级的每一个页表也有1024个表项, 每个表项对应一个物理页. 页目录表的表项简称PDE, Page Directory Entry. 页表的表项简称PTE, Page Table Entry. 总共占用: 4KB*1024 = 4096 * 1024 = 4MB空间.
CR3: 又叫做PDBR, Page-Directory Base Register. 高20位是页目录表首地址的高20位,页目录表首地址的低12位会是0(页目录表是4KB对齐的).
所以我们用了4MB的空间来存放页表,并用它映射了4GB的内存空间. 有时候不需要这么大内存,就不需要这么大的空间存放页表. 所以根据内存的容量, 合理分配. 那么程序如何知道机器的内存容量呢? 一种通用性强的方法是利用中断15h
在实模式下用int 15h 得到内存信息, 然后再保护模式下把它们显示出来. 并不是故意搞复杂, 而是在保护模式下, 中断机制发生了很大的变化. 原来的中断向量表已经被IDT所代替. 实模式下能用的BIOS中断在保护模式下已经不能用了. IDT跟GDT,LDT有相似的地方. 其实它也是个描述符表, 叫做中断描述符表(Interrupt Descriptor Table).
异常类型:
fault: 可被更正的异常. 一旦更正,可以继续执行. 处理器保存产生fault之前的那条指令.返回地址
是产生fault的指令.
trap: 也允许程序继续执行. 异常处理程序的返回地址将会是产trap的指令之后的指令.
Abort: 一种不总是报告精确异常发生位置的异常, 不允许程序或任务继续执行. 而是用来报告严重错误的.
用户进程如果不被允许是无法进行IO操作的. 限制通过两个方面: IOPL和IO许可位图.
IOPL: 位于寄存器eflags的第12,13位. 指令in, ins, out, outs, cli, sti只有在CPL<= IOPL时才能执行. 这些指令被称为IO敏感指令. 低特权级访问这些IO敏感指令会导致常规保护错误.
IO许可位图: TSS偏移102字节处有一个被称作"I/O位图基础"的东西, 它是一个以TSS的地址为基址的偏移.指向的就是IO许可位图. 它的每一位表示一个字节的端口地址是否可用. 0表示可用, 1表示不可用. 每个任务都可以有单独的TSS, 所以每一个任务可以有它单独的IO许可位图. IO许可位图必须以0FFh结尾.
一个操作系统从开机到开始运行, 大致经历: 引导 -> 加载内核入内存 -> 跳入保护模式 -> 开始执行内核. 在内核开始执行之前不但要加载内核, 而且还有准备保护模式等一系列工作, 全都交给引导扇区来做, 512字节很可能不够用. 所以, 把这个过程交给另外的模块来完成, 把这个模块叫做loader.
是DOS时代就开始使用的文件系统. 几乎所有文件系统都会把磁盘划分为若干层次以方便组织和管理, 包括: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, 通常指整个文件系统).
引导扇区是整个软盘的第0个扇区, 这个扇区中有一个很重要的数据结构叫做BPB(BIOS parameter block). 紧接着引导扇区的是两个完全相同的FAT表, 每个占用9个扇区. 第二个FAT之后是根目录区的第一个扇区. 根目录区后边是数据区.
汇编代码中:
extern choose ; int choose(int a , int b) 在c文件中已经定义
[section .data] ; 数据在此
num1st dd 3
num2nd dd 4
[section .text] ; 代码在此
global _start ; 必须导出_start这个入口, 以便让连接器识别
global myprint ; 导出这个函数为了让c文件使用,所以用global
_start:
....;
....;
push dword [num2nd] ;
push dword [num1st] ;
call chooose; choose(num1st, num2nd);
....;常被称为ELF格式，在计算机科学中，是一种用于执行档、目的档、共享库和核心转储的标准文件格式。
= 用来定义变量. 最重要的语法:
target: prerequisites command
要想得到target, 需要执行command. target依赖prerequisites, 当prerequisites中至少一个文件比target文件新时, command才被执行.
例子:
ASM = nasm
ASMFLAGS = -I include/
TARGET = boot.bin loader.bin
loader.bin : loader.asm include/load.inc include/fat12hdr.inc include/pm.inc
$(ASM) $(ASMFLAGS) -o $@ $<这里ASM和ASMFLAGS就是两个变量, 使用他们的时候要用$(ASM)和$(ASMFLAGS).
进程就是一块需要执行的或大或小的代码. 我们需要一个数据结构记录一个进程的状态. 在进程要被挂起时,进程信息被写入这个数据结构, 等到进程重新启动时, 这个信息被读出来.
进程状态保存用栈: 先进先出 后进后出. 保存进程状态那个东西称为进程表. 也叫进程控制块(PCB, process control block). 进程有很多, 所以就有很多进程表, 形成一个进程表数组.
进程栈: 进程运行时自身的堆栈.
进程表: 存储进程状态信息的数据结构.
内核栈: 进程调度模块运行是使用的堆栈.
ESP: ESP指向栈顶，程序执行时移动，ESP减小分配空间.ESP增大释放空间，ESP又称为栈指针。
TSS 全称task state segment，是指在操作系统进程管理的过程中，任务（进程）切换时的任务现场信息。 TSS在任务切换过程中起着重要作用，通过它实现任务的挂起和恢复。所谓任务切换是指，挂起当前正在执行的任务，恢复或启动另一任务的执行。在任务切换过程中，首先，处理器中各寄存器的当前值被自动保存到TR（任务寄存器）所指定的TSS中；然后，下一任务的TSS的选择子被装入TR；最后，从TR所指定的TSS中取出各寄存器的值送到处理器的各寄存器中。由此可见，通过在TSS中保存任务现场各寄存器状态的完整映象，实现任务的切换。