ucore实验Lab1知识点总结


Intel 80386

ucore目前支持的硬件环境是基于Intel 80386以上的计算机系统。

Intel 80386是80x86系列中的第一种32位微处理器。80386的内部和外部数据总线都是32位,地址总线也是32位,可寻址高达4GB内存。

工作方式包括实模式、保护模式以及虚拟86模式。

Bootloader

我们知道计算机启动是从BIOS开始,再由BIOS决定从哪个设备启动以及启动顺序,比如先从DVD启动再从硬盘启动等。计算机启动后,BIOS根据配置找到启动设备,并读取这个设备的第0个扇区,把这个扇区的内容加载到0x7c00,之后让CPU从0x7c00开始执行,这时BIOS已经交出了计算机的控制权,由被加载的扇区程序接管计算机。 这第一个扇区的程序就叫Boot,它一般做一些准备工作,把操作系统内核加载进内存,并把控制权交给内核。由于Boot只能有一个扇区大小,即512字节,它所能做的工作很有限,因此它有可能不直接加载内核,而是加载一个叫Loader的程序,再由Loader加载内核。因为Loader不是BIOS直接加载的,所以它可以突破512字节的程序大小限制(在实模式下理论上可以达到1M)。如果Boot没有加载Loader而直接加载内核,我们可以把它叫做Bootloader。 Bootloader加载内核就要读取文件,在实模式下可以用BIOS的INT 13h中断。内核文件放在哪里,怎么查找读取,这里牵涉到文件系统,Bootloader要从硬盘(软盘)的文件系统中查找内核文件,因此Bootloader需要解析文件系统的能力。GRUB是一个专业的Bootloader,它对这些提供了很好的支持。 对于一个Toy操作系统来说,可以简单处理,把内核文件放到Bootloader之后,即从软盘的第1个扇区开始,这样我们可以不需要支持文件系统,直接读取扇区数据加载到内存即可。

MBR与磁盘分区

  在目前x86的系统架构中,系统硬盘位于第0号磁道:0到511KB的区块为MBR(硬盘中的每一个磁道容量为512KB),开机管理程序使用这块区域来储存第一阶段开机引导程序(stage1)。接着位于1到62号磁道作为第1.5阶段的开机引导程序(stage1.5),从第63号磁道开始才是操作系统的分区。

  主引导记录(MBR,Master Boot Record)是位于磁盘最前边的一段引导(Loader)代码。它负责磁盘操作系统(DOS)对磁盘进行读写时分区合法性的判别、分区引导信息的定位,它由磁盘操作系统(DOS)在对硬盘进行初始化时产生。

  MBR的内容分为三部分:第一部分是0到445KB,是计算机的基础导引程序,也称为第一阶段的导引程序;接着446KB到509KB为磁盘分区表,由四个分区表项构成(每个16个字节)。负责说明磁盘上的分区情况。内容包括分区标记、分区的起始位置、分区的容量以及分区的类型。最后一部分为结束标志只占2KB,其值为AA55,存储时低位在前,高位在后。

从百度百科借了张图:

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MBR中紧跟在主引导程序后的主分区表这64字节(01BE~01FD)中包含了许多磁盘分区描述信息,尤其是01BE~01CD这16字节,包含了分区引导标志bootid、分区起始源头beghead、分区起始扇区relsect、分区起始柱面begcy1、操作系统类型systid、分区结尾磁头endhead、分区结尾扇区begsect、分区结尾柱面begcy1、分区扇区起始位置relsect、分区扇区总数numsect。

其中分区引导标志bootid表示当前分区是否可以引导,若为0x0,则表示该分区为非活动区;若为0x80,则为可开机启动区。若有多个开机启动区,则由用户开机时的选择而定(如GRUB的菜单)。

分区扇区起始位置relsect表示分区中第一个扇区相对于磁盘起始点的偏移位置。

实模式到保护模式

我们知道Intel x86系列CPU有实模式和保护模式,实模式从8086开始就有,保护模式从80386开始引入。为了兼容,Intel x86系列CPU都支持实模式。现代操作系统都是运行在保护模式下(Intel x86系列CPU)。计算机启动时,默认的工作模式是实模式,为了让内核能运行在保护模式下,Bootloader需要从实模式切换到保护模式,切换步骤如下:
  1. 准备好GDT(Global Descriptor Table)
  2. 关中断
  3. 加载GDT到GDTR寄存器
  4. 开启A20,让CPU寻址大于1M
  5. 开启CPU的保护模式,即把cr0寄存器第一个bit置1
  6. 跳转到保护模式代码
GDT是Intel CPU保护模式运行的核心数据结构,所有保护模式操作的数据都从GDT表开始查找,这里有GDT的详细介绍。 GDT中的每一个表项由8字节表示,如下图:
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其中Access Byte和Flags如下图:
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这里
是详细说明。 GDTR是一个6字节的寄存器,有4字节表示GDT表的基地址,2字节表示GDT表的大小,即最大65536(实际值是65535,16位最大值是65535),每个表项8字节,那么GDT表最多可以有8192项。 实模式的寻址总线是20bits,为了让寻址超过1M,需要开启A20,可以通过以下指令开启:     in al, 0x92
    or al, 2
    out 0x92, al 把上述步骤完成之后,我们就进入保护模式了。在保护模式下我们要使用GDT通过GDT Selector完成,它是GDT表项相对于起始地址的偏移,因此它的值一般是0x0 0x8 0x10 0x18等。

A20

1981年8月,IBM公司最初推出的个人计算机IBM PC使用的CPU是Inter 8088.在该微机中地址线只有20根。在当时内存RAM只有几百KB或不到1MB时,20根地址线已经足够用来寻址这些 内存。其所能寻址的最高地址是0xffff,

也就是0x10ffef。对于超出0x100000(1MB)的寻址地址将默认地环绕到0xffef。当IBM公司与1985年引入AT机时,使用的是Inter 80286 CPU,具有24根地址线,最高可寻址16MB,并且有一个与8088那样实现地址寻址的环绕。

但是当时已经有一些程序是利用这种环绕机制进行工作的。为了实现完全的兼容性,IBM公司发明了使用一个开关来开启或禁止0x100000地址比特位。由于当时的8042键盘控制器上恰好有空闲的端口引脚(输出端口P2,引脚P21),

于是便使用了该引脚来作为与门控制这个地址比特位。该信号即被称为A20。如果它为零,则比特20及以上地址都被清除。从而实现了兼容性。

当A20地址线控制禁止时,程序就像运行在8086上,1MB以上的地址是不可访问的,只能访问奇数MB的不连续的地址。为了使能所有地址位的寻址能力,必须向键盘控制器8082发送一个命令,键盘控制器8042会将A20线置于高电位,使全部32条地址线可用,实现访问4GB内存。

GDT

GDT全称是Global Descriptor Table,中文名称叫“全局描述符表”,想要在“保护模式”下对内存进行寻址就先要有 GDT。GDT 表里的每一项叫做“段描述符”,用来记录每个内存分段的一些属性信息,每个“段描述符”占 8 字节。

在保护模式下,我们通过设置GDT将内存空间被分割为了一个又一个的段(这些段是可以重叠的),这样我们就能实现不同的程序访问不同的内存空间。这和实模式下的寻址方式是不同的, 在实模式下我们只能使用address = segment << 4 | offset的方式进行寻址(虽然也是segment + offset的,但在实模式下我们并不会真正的进行分段)。在这种情况下,任何程序都能访问整个1MB的空间。而在保护模式下,通过分段的方式,程序并不能访问整个内存空间

ELF文件

Bootloader程序是原始可执行文件,如果程序由汇编写成,汇编编译器编译生成的文件就是原始可执行文件,也可以使用C语言编写,编译成可执行文件之后通过objcopy转换成原始可执行文件,这篇文章介绍了用C语言写Bootloader。 那么内核文件是什么格式的呢?跟Bootloader一样的当然可以。内核一般使用C语言编写,每次编译链接完成之后调用objcopy是可以的。我们也可以支持通用的可执行文件格式,ELF(Executable and Linkable Format)即是一种通用的格式,它的*。 ELF文件有两种视图(View),链接视图和执行视图,如下图:
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链接视图通过Section Header Table描述,执行视图通过Program Header Table描述。Section Header Table描述了所有Section的信息,包括所在的文件偏移和大小等;Program Header Table描述了所有Segment的信息,即Text Segment, Data Segment和BSS Segment,每个Segment中包含了一个或多个Section。 对于加载可执行文件,我们只需关注执行视图,即解析ELF文件,遍历Program Header Table中的每一项,把每个Program Header描述的Segment加载到对应的虚拟地址即可,然后从ELF header中取出Entry的地址,跳转过去就开始执行了。对于ELF格式的内核文件来说,这个工作就需要由Bootloader完成。Bootloader支持ELF内核文件加载之后,用C语言编写的内核编译完成之后就不需要objcopy了。

中断

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