文章目录
- 前言
- 前置知识
- 代码
- 实验操作
前言
本博客记录《操作系统真象还原》第五章第3个实验的操作~
实验环境：ubuntu18.04+VMware ， Bochs下载安装
实验内容：将内核载入内存,初始化内核代码
实验原理
- 编写内核程序。
- 将内核程序用dd命令复制到磁盘。
- Loader.S 读取磁盘把内核加载到内存(内存缓冲区)中。接着初始化内核，即需要在分页后，将加载进来的 elf 内核文件安置到相应的虚拟内存地址，然后跳过去执行，从此 loader 的工作结束。
前置知识
elf文件格式（待填坑。。。）
代码
kernel/main.c
编写的内核程序。
int main(void) {
while(1);
return 0;
}
boot/loader.S
loader.S文件需要修改的两处
-
加载内核：需要把内核文件加载到内存缓冲区（单纯拷贝至内存）。加载到内存后，Loader还要通过分析其 elf 结构将其展开到新的位置。具体来说，内核在内存中有两份拷贝，一份是 elf 格式的原文件 kernel.bin，另一份是 loader 解析 elf 格式的 kernel.bin 后在内存中生成的内核映像，这个映像才是真正运行的内核。
-
初始化内核：需要在分页后，将加载进来的 elf 内核文件安置到相应的虚拟内存地址，然后跳过去
执行，从此 loader 的工作结束。
Loader.S第一部分
这部分的作用是把内核文件从硬盘上加载到内存中。
; ------------------------- 加载kernel ----------------------
mov eax, KERNEL_START_SECTOR ; kernel.bin所在的扇区号
mov ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 从磁盘读出后，写入到ebx指定的地址
mov ecx, 200 ; 读入的扇区数
call rd_disk_m_32
; 创建页目录及页表并初始化页内存位图
call setup_page
- ecx 为 200，这是读入的扇区数，这里同用 dd 命令往硬盘上写入内核文件时的参数 count 保持一致。
- call rd_disk_m_32，用于从硬盘上读取文件。
- setup_page，开始创建页表。
Loader.S第二部分
这部分的作用是初始化内核。初始化内核就是根据 elf 规范将内核文件中的段（segment）展开到（复制到）内存中的相应位置。本实验选取了 0x1500 作为内核映像的入口地址。
;----------------- 将kernel.bin中的segment拷贝到编译的地址 -----------
kernel_init:
xor eax, eax
xor ebx, ebx ;ebx记录程序头表地址
xor ecx, ecx ;cx记录程序头表中的program header数量
xor edx, edx ;dx 记录program header尺寸,即e_phentsize
mov dx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 42] ; 偏移文件42字节处的属性是e_phentsize,表示program header大小
mov ebx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 28] ; 偏移文件开始部分28字节的地方是e_phoff,表示第1 个program header在文件中的偏移量
; 其实该值是0x34,不过还是谨慎一点，这里来读取实际值
add ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR
mov cx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 44] ; 偏移文件开始部分44字节的地方是e_phnum,表示有几个program header
.each_segment:
cmp byte [ebx + 0], PT_NULL ; 若p_type等于 PT_NULL,说明此program header未使用。
je .PTNULL
;为函数memcpy压入参数,参数是从右往左依然压入.函数原型类似于 memcpy(dst,src,size)
push dword [ebx + 16] ; program header中偏移16字节的地方是p_filesz,压入函数memcpy的第三个参数:size
mov eax, [ebx + 4] ; 距程序头偏移量为4字节的位置是p_offset
add eax, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 加上kernel.bin被加载到的物理地址,eax为该段的物理地址
push eax ; 压入函数memcpy的第二个参数:源地址
push dword [ebx + 8] ; 压入函数memcpy的第一个参数:目的地址,偏移程序头8字节的位置是p_vaddr，这就是目的地址
call mem_cpy ; 调用mem_cpy完成段复制
add esp,12 ; 清理栈中压入的三个参数
.PTNULL:
add ebx, edx ; edx为program header大小,即e_phentsize,在此ebx指向下一个program header
loop .each_segment
ret
;---------- 逐字节拷贝 mem_cpy(dst,src,size) ------------
;输入:栈中三个参数(dst,src,size)
;输出:无
;---------------------------------------------------------
mem_cpy:
cld
push ebp
mov ebp, esp
push ecx ; rep指令用到了ecx，但ecx对于外层段的循环还有用，故先入栈备份
mov edi, [ebp + 8] ; dst
mov esi, [ebp + 12] ; src
mov ecx, [ebp + 16] ; size
rep movsb ; 逐字节拷贝
;恢复环境
pop ecx
pop ebp
ret
- kernel_init 的原理是分析程序中的每个段（segment），如果段类型不是 PT_NULL（空程序类型），就将该段拷贝到编译的地址中。
each_segment函数的作用是遍历每一个段的信息。mem_cpy函数的作用是复制到段自身的虚拟地址处。
Loader.S第三部分
这部分作用是在开启分页后,用gdt新的地址重新加载。
;在开启分页后,用gdt新的地址重新加载
lgdt [gdt_ptr] ; 重新加载
mov byte [gs:160], 'V' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:162], 'i' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:164], 'r' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:166], 't' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:168], 'u' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:170], 'a' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:172], 'l' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; 此时不刷新流水线也没问题 ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;由于一直处在32位下,原则上不需要强制刷新,经过实际测试没有以下这两句也没问题.
;但以防万一，还是加上啦，免得将来出来莫句奇妙的问题.
jmp SELECTOR_CODE:enter_kernel ;强制刷新流水线,更新gdt
enter_kernel:
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
mov byte [gs:320], 'k' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:322], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:324], 'r' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:326], 'n' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:328], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:330], 'l' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:480], 'w' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:482], 'h' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:484], 'i' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:486], 'l' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:488], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:490], '(' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:492], '1' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:494], ')' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:496], ';' ;视频段段基址已经被更新
call kernel_init
mov esp, 0xc009f000
jmp KERNEL_ENTRY_POINT ; 用地址0x1500访问测试，结果ok
完整代码
%include "boot.inc"
section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR
;构建gdt及其内部的描述符
GDT_BASE: dd 0x00000000
dd 0x00000000
CODE_DESC: dd 0x0000FFFF
dd DESC_CODE_HIGH4
DATA_STACK_DESC: dd 0x0000FFFF
dd DESC_DATA_HIGH4
VIDEO_DESC: dd 0x80000007 ; limit=(0xbffff-0xb8000)/4k=0x7
dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时dpl为0
GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE
GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1
times 60 dq 0 ; 此处预留60个描述符的空位(slot)
SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 相当于(CODE_DESC - GDT_BASE)/8 + TI_GDT + RPL0
SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上
SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上
; total_mem_bytes用于保存内存容量,以字节为单位,此位置比较好记。
; 当前偏移loader.bin文件头0x200字节,loader.bin的加载地址是0x900,
; 故total_mem_bytes内存中的地址是0xb00.将来在内核中咱们会引用此地址
total_mem_bytes dd 0
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;以下是定义gdt的指针，前2字节是gdt界限，后4字节是gdt起始地址
gdt_ptr dw GDT_LIMIT
dd GDT_BASE
;人工对齐:total_mem_bytes4字节+gdt_ptr6字节+ards_buf244字节+ards_nr2,共256字节
ards_buf times 244 db 0
ards_nr dw 0 ;用于记录ards结构体数量
loader_start:
;------- int 15h eax = 0000E820h ,edx = 534D4150h ('SMAP') 获取内存布局 -------
xor ebx, ebx ;第一次调用时，ebx值要为0
mov edx, 0x534d4150 ;edx只赋值一次，循环体中不会改变
mov di, ards_buf ;ards结构缓冲区
.e820_mem_get_loop: ;循环获取每个ARDS内存范围描述结构
mov eax, 0x0000e820 ;执行int 0x15后,eax值变为0x534d4150,所以每次执行int前都要更新为子功能号。
mov ecx, 20 ;ARDS地址范围描述符结构大小是20字节
int 0x15
jc .e820_failed_so_try_e801 ;若cf位为1则有错误发生，尝试0xe801子功能
add di, cx ;使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS结构位置
inc word [ards_nr] ;记录ARDS数量
cmp ebx, 0 ;若ebx为0且cf不为1,这说明ards全部返回，当前已是最后一个
jnz .e820_mem_get_loop
;在所有ards结构中，找出(base_add_low + length_low)的最大值，即内存的容量。
mov cx, [ards_nr] ;遍历每一个ARDS结构体,循环次数是ARDS的数量
mov ebx, ards_buf
xor edx, edx ;edx为最大的内存容量,在此先清0
.find_max_mem_area: ;无须判断type是否为1,最大的内存块一定是可被使用
mov eax, [ebx] ;base_add_low
add eax, [ebx+8] ;length_low
add ebx, 20 ;指向缓冲区中下一个ARDS结构
cmp edx, eax ;冒泡排序，找出最大,edx寄存器始终是最大的内存容量
jge .next_ards
mov edx, eax ;edx为总内存大小
.next_ards:
loop .find_max_mem_area
jmp .mem_get_ok
;------ int 15h ax = E801h 获取内存大小,最大支持4G ------
; 返回后, ax cx 值一样,以KB为单位,bx dx值一样,以64KB为单位
; 在ax和cx寄存器中为低16M,在bx和dx寄存器中为16MB到4G。
.e820_failed_so_try_e801:
mov ax,0xe801
int 0x15
jc .e801_failed_so_try88 ;若当前e801方法失败,就尝试0x88方法
;1 先算出低15M的内存,ax和cx中是以KB为单位的内存数量,将其转换为以byte为单位
mov cx,0x400 ;cx和ax值一样,cx用做乘数
mul cx
shl edx,16
and eax,0x0000FFFF
or edx,eax
add edx, 0x100000 ;ax只是15MB,故要加1MB
mov esi,edx ;先把低15MB的内存容量存入esi寄存器备份
;2 再将16MB以上的内存转换为byte为单位,寄存器bx和dx中是以64KB为单位的内存数量
xor eax,eax
mov ax,bx
mov ecx, 0x10000 ;0x10000十进制为64KB
mul ecx ;32位乘法,默认的被乘数是eax,积为64位,高32位存入edx,低32位存入eax.
add esi,eax ;由于此方法只能测出4G以内的内存,故32位eax足够了,edx肯定为0,只加eax便可
mov edx,esi ;edx为总内存大小
jmp .mem_get_ok
;----------------- int 15h ah = 0x88 获取内存大小,只能获取64M之内 ----------
.e801_failed_so_try88:
;int 15后，ax存入的是以kb为单位的内存容量
mov ah, 0x88
int 0x15
jc .error_hlt
and eax,0x0000FFFF
;16位乘法，被乘数是ax,积为32位.积的高16位在dx中，积的低16位在ax中
mov cx, 0x400 ;0x400等于1024,将ax中的内存容量换为以byte为单位
mul cx
shl edx, 16 ;把dx移到高16位
or edx, eax ;把积的低16位组合到edx,为32位的积
add edx,0x100000 ;0x88子功能只会返回1MB以上的内存,故实际内存大小要加上1MB
.mem_get_ok:
mov [total_mem_bytes], edx ;将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。
;----------------- 准备进入保护模式 -------------------
;1 打开A20
;2 加载gdt
;3 将cr0的pe位置1
;----------------- 打开A20 ----------------
in al,0x92
or al,0000_0010B
out 0x92,al
;----------------- 加载GDT ----------------
lgdt [gdt_ptr]
;----------------- cr0第0位置1 ----------------
mov eax, cr0
or eax, 0x00000001
mov cr0, eax
jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start ; 刷新流水线，避免分支预测的影响,这种cpu优化策略，最怕jmp跳转，
; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用。
.error_hlt: ;出错则挂起
hlt
[bits 32]
p_mode_start:
mov ax, SELECTOR_DATA
mov ds, ax
mov es, ax
mov ss, ax
mov esp,LOADER_STACK_TOP
mov ax, SELECTOR_VIDEO
mov gs, ax
; ------------------------- 加载kernel ----------------------
mov eax, KERNEL_START_SECTOR ; kernel.bin所在的扇区号
mov ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 从磁盘读出后，写入到ebx指定的地址
mov ecx, 200 ; 读入的扇区数
call rd_disk_m_32
; 创建页目录及页表并初始化页内存位图
call setup_page
;要将描述符表地址及偏移量写入内存gdt_ptr,一会用新地址重新加载
sgdt [gdt_ptr] ; 存储到原来gdt所有的位置
;将gdt描述符中视频段描述符中的段基址+0xc0000000
mov ebx, [gdt_ptr + 2]
or dword [ebx + 0x18 + 4], 0xc0000000 ;视频段是第3个段描述符,每个描述符是8字节,故0x18。
;段描述符的高4字节的最高位是段基址的31~24位
;将gdt的基址加上0xc0000000使其成为内核所在的高地址
add dword [gdt_ptr + 2], 0xc0000000
add esp, 0xc0000000 ; 将栈指针同样映射到内核地址
; 把页目录地址赋给cr3
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS
mov cr3, eax
; 打开cr0的pg位(第31位)
mov eax, cr0
or eax, 0x80000000
mov cr0, eax
;在开启分页后,用gdt新的地址重新加载
lgdt [gdt_ptr] ; 重新加载
mov byte [gs:160], 'V' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:162], 'i' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:164], 'r' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:166], 't' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:168], 'u' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:170], 'a' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
mov byte [gs:172], 'l' ;视频段段基址已经被更新,用字符v表示virtual addr
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; 此时不刷新流水线也没问题 ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;由于一直处在32位下,原则上不需要强制刷新,经过实际测试没有以下这两句也没问题.
;但以防万一，还是加上啦，免得将来出来莫句奇妙的问题.
jmp SELECTOR_CODE:enter_kernel ;强制刷新流水线,更新gdt
enter_kernel:
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
mov byte [gs:320], 'k' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:322], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:324], 'r' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:326], 'n' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:328], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:330], 'l' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:480], 'w' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:482], 'h' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:484], 'i' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:486], 'l' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:488], 'e' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:490], '(' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:492], '1' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:494], ')' ;视频段段基址已经被更新
mov byte [gs:496], ';' ;视频段段基址已经被更新
call kernel_init
mov esp, 0xc009f000
jmp KERNEL_ENTRY_POINT ; 用地址0x1500访问测试，结果ok
;----------------- 将kernel.bin中的segment拷贝到编译的地址 -----------
kernel_init:
xor eax, eax
xor ebx, ebx ;ebx记录程序头表地址
xor ecx, ecx ;cx记录程序头表中的program header数量
xor edx, edx ;dx 记录program header尺寸,即e_phentsize
mov dx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 42] ; 偏移文件42字节处的属性是e_phentsize,表示program header大小
mov ebx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 28] ; 偏移文件开始部分28字节的地方是e_phoff,表示第1 个program header在文件中的偏移量
; 其实该值是0x34,不过还是谨慎一点，这里来读取实际值
add ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR
mov cx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 44] ; 偏移文件开始部分44字节的地方是e_phnum,表示有几个program header
.each_segment:
cmp byte [ebx + 0], PT_NULL ; 若p_type等于 PT_NULL,说明此program header未使用。
je .PTNULL
;为函数memcpy压入参数,参数是从右往左依然压入.函数原型类似于 memcpy(dst,src,size)
push dword [ebx + 16] ; program header中偏移16字节的地方是p_filesz,压入函数memcpy的第三个参数:size
mov eax, [ebx + 4] ; 距程序头偏移量为4字节的位置是p_offset
add eax, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 加上kernel.bin被加载到的物理地址,eax为该段的物理地址
push eax ; 压入函数memcpy的第二个参数:源地址
push dword [ebx + 8] ; 压入函数memcpy的第一个参数:目的地址,偏移程序头8字节的位置是p_vaddr，这就是目的地址
call mem_cpy ; 调用mem_cpy完成段复制
add esp,12 ; 清理栈中压入的三个参数
.PTNULL:
add ebx, edx ; edx为program header大小,即e_phentsize,在此ebx指向下一个program header
loop .each_segment
ret
;---------- 逐字节拷贝 mem_cpy(dst,src,size) ------------
;输入:栈中三个参数(dst,src,size)
;输出:无
;---------------------------------------------------------
mem_cpy:
cld
push ebp
mov ebp, esp
push ecx ; rep指令用到了ecx，但ecx对于外层段的循环还有用，故先入栈备份
mov edi, [ebp + 8] ; dst
mov esi, [ebp + 12] ; src
mov ecx, [ebp + 16] ; size
rep movsb ; 逐字节拷贝
;恢复环境
pop ecx
pop ebp
ret
;------------- 创建页目录及页表 ---------------
setup_page:
;先把页目录占用的空间逐字节清0
mov ecx, 4096
mov esi, 0
.clear_page_dir:
mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS + esi], 0
inc esi
loop .clear_page_dir
;开始创建页目录项(PDE)
.create_pde: ; 创建Page Directory Entry
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS
add eax, 0x1000 ; 此时eax为第一个页表的位置及属性
mov ebx, eax ; 此处为ebx赋值，是为.create_pte做准备，ebx为基址。
; 下面将页目录项0和0xc00都存为第一个页表的地址，
; 一个页表可表示4MB内存,这样0xc03fffff以下的地址和0x003fffff以下的地址都指向相同的页表，
; 这是为将地址映射为内核地址做准备
or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 页目录项的属性RW和P位为1,US为1,表示用户属性,所有特权级别都可以访问.
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0x0], eax ; 第1个目录项,在页目录表中的第1个目录项写入第一个页表的位置(0x101000)及属性(3)
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0xc00], eax ; 一个页表项占用4字节,0xc00表示第768个页表占用的目录项,0xc00以上的目录项用于内核空间,
; 也就是页表的0xc0000000~0xffffffff共计1G属于内核,0x0~0xbfffffff共计3G属于用户进程.
sub eax, 0x1000
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 4092], eax ; 使最后一个目录项指向页目录表自己的地址
;下面创建页表项(PTE)
mov ecx, 256 ; 1M低端内存 / 每页大小4k = 256
mov esi, 0
mov edx, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 属性为7,US=1,RW=1,P=1
.create_pte: ; 创建Page Table Entry
mov [ebx+esi*4],edx ; 此时的ebx已经在上面通过eax赋值为0x101000,也就是第一个页表的地址
add edx,4096
inc esi
loop .create_pte
;创建内核其它页表的PDE
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS
add eax, 0x2000 ; 此时eax为第二个页表的位置
or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P ; 页目录项的属性RW和P位为1,US为0
mov ebx, PAGE_DIR_TABLE_POS
mov ecx, 254 ; 范围为第769~1022的所有目录项数量
mov esi, 769
.create_kernel_pde:
mov [ebx+esi*4], eax
inc esi
add eax, 0x1000
loop .create_kernel_pde
ret
;-------------------------------------------------------------------------------
;功能:读取硬盘n个扇区
rd_disk_m_32:
;-------------------------------------------------------------------------------
; eax=LBA扇区号
; ebx=将数据写入的内存地址
; ecx=读入的扇区数
mov esi,eax ; 备份eax
mov di,cx ; 备份扇区数到di
;读写硬盘:
;第1步：设置要读取的扇区数
mov dx,0x1f2
mov al,cl
out dx,al ;读取的扇区数
mov eax,esi ;恢复ax
;第2步：将LBA地址存入0x1f3 ~ 0x1f6
;LBA地址7~0位写入端口0x1f3
mov dx,0x1f3
out dx,al
;LBA地址15~8位写入端口0x1f4
mov cl,8
shr eax,cl
mov dx,0x1f4
out dx,al
;LBA地址23~16位写入端口0x1f5
shr eax,cl
mov dx,0x1f5
out dx,al
shr eax,cl
and al,0x0f ;lba第24~27位
or al,0xe0 ; 设置7～4位为1110,表示lba模式
mov dx,0x1f6
out dx,al
;第3步：向0x1f7端口写入读命令，0x20
mov dx,0x1f7
mov al,0x20
out dx,al
;;;;;;; 至此,硬盘控制器便从指定的lba地址(eax)处,读出连续的cx个扇区,下面检查硬盘状态,不忙就能把这cx个扇区的数据读出来
;第4步：检测硬盘状态
.not_ready: ;测试0x1f7端口(status寄存器)的的BSY位
;同一端口,写时表示写入命令字,读时表示读入硬盘状态
nop
in al,dx
and al,0x88 ;第4位为1表示硬盘控制器已准备好数据传输,第7位为1表示硬盘忙
cmp al,0x08
jnz .not_ready ;若未准备好,继续等。
;第5步：从0x1f0端口读数据
mov ax, di ;以下从硬盘端口读数据用insw指令更快捷,不过尽可能多的演示命令使用,
;在此先用这种方法,在后面内容会用到insw和outsw等
mov dx, 256 ;di为要读取的扇区数,一个扇区有512字节,每次读入一个字,共需di*512/2次,所以di*256
mul dx
mov cx, ax
mov dx, 0x1f0
.go_on_read:
in ax,dx
mov [ebx], ax
add ebx, 2
; 由于在实模式下偏移地址为16位,所以用bx只会访问到0~FFFFh的偏移。
; loader的栈指针为0x900,bx为指向的数据输出缓冲区,且为16位，
; 超过0xffff后,bx部分会从0开始,所以当要读取的扇区数过大,待写入的地址超过bx的范围时，
; 从硬盘上读出的数据会把0x0000~0xffff的覆盖，
; 造成栈被破坏,所以ret返回时,返回地址被破坏了,已经不是之前正确的地址,
; 故程序出会错,不知道会跑到哪里去。
; 所以改为ebx代替bx指向缓冲区,这样生成的机器码前面会有0x66和0x67来反转。
; 0X66用于反转默认的操作数大小! 0X67用于反转默认的寻址方式.
; cpu处于16位模式时,会理所当然的认为操作数和寻址都是16位,处于32位模式时,
; 也会认为要执行的指令是32位.
; 当我们在其中任意模式下用了另外模式的寻址方式或操作数大小(姑且认为16位模式用16位字节操作数，
; 32位模式下用32字节的操作数)时,编译器会在指令前帮我们加上0x66或0x67，
; 临时改变当前cpu模式到另外的模式下.
; 假设当前运行在16位模式,遇到0X66时,操作数大小变为32位.
; 假设当前运行在32位模式,遇到0X66时,操作数大小变为16位.
; 假设当前运行在16位模式,遇到0X67时,寻址方式变为32位寻址
; 假设当前运行在32位模式,遇到0X67时,寻址方式变为16位寻址.
loop .go_on_read
更多详细部分请看原书。
实验操作
1.创建内核程序并更新之前的文件
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo mkdir kernel
[sudo] password for user:
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ cd kernel/
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/kernel$ sudo vim main.c
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/include$ sudo vim boot.inc
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/boot$ sudo vim loader.S
2.编译loader.S
sudo nasm -I include/ -o boot/loader.bin boot/loader.S
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo nasm -I include/ -o boot/loader.bin boot/loader.S
3.将mbr和load写入磁盘中
sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/boot/mbr.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=1 conv=notrunc
sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/boot/loader.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=3 seek=2 conv=notrunc
sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/boot/loader.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=3 seek=2 conv=notrunc解释：
- seek 为 9，目的是跨过前 9 个扇区（第 0～8 个扇区），我们在第 9 个扇区写入。这是由于MBR写在第0号扇区，第 1 扇区是空着的不写，loader 写在硬盘的第 2 扇区，loader 占用 3 个扇区，所以第 2～4 扇区不能再用啦。所以从5号扇区起都是可用的。
- count 为 200，目的是一次往参数 of 指定的文件中写入 200 个扇区。【将来的内核大小不会超过 100KB】
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/boot$ sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/boot/mbr.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=1 conv=notrunc
1+0 records in
1+0 records out
512 bytes copied, 0.000190907 s, 2.7 MB/s
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/boot$ sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/boot/loader.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=3 seek=2 conv=notrunc
3+0 records in
3+0 records out
1536 bytes (1.5 kB, 1.5 KiB) copied, 0.000253831 s, 6.1 MB/s
【补充】创建hd60M.img的命令
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs/boot$ sudo /home/cooiboi/bochs/bin/bximage
创建的hd60M.img就会再boot目录下。
4.编译，链接，写入硬盘
sudo gcc -c -o kernel/main.o kernel/main.c
sudo ld kernel/main.o -Ttext 0xc0001500 -e main -o kernel/kernel.bin
sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/kernel/kernel.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=200 seek=9 conv=notrunc
- 链接命令 ld 中用-Ttext 指定了代码段的起始虚拟地址
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo gcc -c -o kernel/main.o kernel/main.c
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo ld kernel/main.o -Ttext 0xc0001500 -e main -o kernel/kernel.bin
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo dd if=/home/cooiboi/bochs/kernel/kernel.bin of=/home/cooiboi/bochs/boot/hd60M.img bs=512 count=200 seek=9 conv=notrunc
12+1 records in
12+1 records out
6232 bytes (6.2 kB, 6.1 KiB) copied, 0.000251117 s, 24.8 MB/s
注：以上命令省略了目录切换，只给出关键性代码及结果。
5.启动Bochs
sudo bin/bochs -f boot/bochsrc.disk
(base) user@ubuntu:/home/cooiboi/bochs$ sudo bin/bochs -f boot/bochsrc.disk
死循环啦~
内核文件 kernel.bin 是 elf 格式的二进制可执行文件，我们可用使用xxd kernel.bin命令查看elf文件头格式
参考资料
- 《操作系统真象还原》
- 《操作系统真象还原》第五章 ---- 轻取物理内存容量 启用分页畅游虚拟空间 力斧直斩内核先劈一角 闲庭信步摸谈特权级
