linux-0.11分析：boot文件 head.s 第三篇随笔

本文主要是介绍linux-0.11分析：boot文件 head.s 第三篇随笔，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！

head.s

参考 [github这个博主的][ https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk ]

1. 改变栈顶位置

   _pg_dir:
   startup_32:
   	movl $0x10,%eax
   	mov %ax,%ds
   	mov %ax,%es
   	mov %ax,%fs
   	mov %ax,%gs
   	lss _stack_start,%esp
   

   先是分别ds，es，fs，gs的值都置成了0x10

   然后这段·lss _stack_start，esp相当于把ss:sep这个栈顶指针指向 _stack_start这个位置，而这个位置在head.s中找不到，它在sched.c中

   long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;
   
   struct {
   	long * a;
   	short b;
   	} stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };
   

   在linux-0.11文件kernel文件下的sched.c，在67~72行左右；

2. 从新设置idt和gdt；

   call setup_idt
   call setup_gdt
   movl $0x10,%eax		; 重新加载所有段寄存器
   mov %ax,%ds		; 更改gdt后。CS已经
   mov %ax,%es		; 在“setup\u gdt”中重新加载
   mov %ax,%fs
   mov %ax,%gs
   lss _stack_start,%esp
   

   前两行分别在设置 idt 和 gdt的值

   后面有重新设置了ds，es，fs，gs因为在设置idt和gdt中改变了这些值，而这里在进行call操作时，并没有压栈，所以需要从新设置，还有从新设置栈顶

3. 先看看dit的设置

   setup_idt:
   	lea ignore_int,%edx
   	movl $0x00080000,%eax
   	movw %dx,%ax		/* selector = 0x0008 = cs */
   	movw $0x8E00,%dx	/* interrupt gate - dpl=0, present */
   
   	lea _idt,%edi
   	mov $256,%ecx
   rp_sidt:
   	movl %eax,(%edi)
   	movl %edx,4(%edi)
   	addl $8,%edi
   	dec %ecx
   	jne rp_sidt
   	lidt idt_descr
   	ret
   

   设置了 **256 **个中断描述符， 让每一个中断描述符中的中断程序例程都指向一个 ignore_int 的函数地址

   看看 ignore_int

   ignore_int:
   	pushl %eax
   	pushl %ecx
   	pushl %edx
   	push %ds
   	push %es
   	push %fs
   	movl $0x10,%eax
   	mov %ax,%ds
   	mov %ax,%es
   	mov %ax,%fs
   	pushl $int_msg
   	call _printk
   	popl %eax
   	pop %fs
   	pop %es
   	pop %ds
   	popl %edx
   	popl %ecx
   	popl %eax
   	iret
   

   也就call了_printk这个地址这是一个打印的操作.....

4. 再看看gdt的设置

   setup_gdt:
   	lgdt gdt_descr
   	ret
   gdt_descr:
   	.word 256*8-1		# so does gdt (not that that's any
   	.long _gdt		# magic number, but it works for me :^)
   	.align 3
   
   _gdt:	
   	.quad 0x0000000000000000	/* NULL descriptor */
   	.quad 0x00c09a0000000fff	/* 16Mb */
   	.quad 0x00c0920000000fff	/* 16Mb */
   	.quad 0x0000000000000000	/* TEMPORARY - don't use */
   	.fill 252,8,0
   

   跟之前设置的gdt一毛一样，只是在内存中的位置变了

   然后看看内存的改变的样子

   

5. 然后看看进入main.c的那段代码

   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
   L6:
   	jmp L6	
   

   把_main的地址入栈，当进行完jmp setup_paging这段操作后面弹栈就进入main.c函数了

6. 接下里就看看setup_paging这个函数吧

   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) */
   	std
   1:	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	
   

   这是在设置页目录和页表；

   分页机制也是相当于改变了物理寻址的方式，或者说给物理寻址多加了一步

   先看看前面的分段机制：

   段选择子：高12位 => 存储的是段描述符的索引；段选择子例如：ds，cs，es等等

   通过段描述符的索引找到段描述符：在得到 段基址 + 偏移地址 = 物理地址

   那么现在这个分页机制页数类似的，只不过在是在分段机制的后面

   先来说一说官方的词语：逻辑地址，线性地址，虚拟地址，物理地址

   逻辑地址：也就是我们程序员写程序时给出的地址

   线性地址：吧逻辑地址经过分段机制后的出来的就是线性地址 32位

   虚拟地址：这个地址其实就是如果你开启了分页机制，那么刚刚得到的线性地址就是虚拟地址，只是改了一个名字而已

   物理地址：如果不经过分页机制，那么刚刚得到的线性地址就是物理地址；如果经过分页机制，那么刚刚的线性地址(虚拟地址)经过分页机制得到的就是物理地址；

   下面通过一张图来清晰的看看：

   

   现在来看看分页机制如何寻址的：

   先把线性地址（32位）分段：高10位；中间10位；最后12位

   1. 用高10位去页目录表寻找页目录项
   2. 然后用页目录项拼接上中间10位得到的值，去页表中寻找页表项
   3. 最后用页表项加上最后12位的偏移地址得到就是物理地址

   而这一切的操作，都由计算机的一个硬件叫 MMU，中文名字叫内存管理单元，有时也叫 PMMU，分页内存管理单元。由这个部件来负责将虚拟地址转换为物理地址。

   那怎么才算开启了分页机制了，就要用到这个cr0寄存器的PG位了

   

   由于linux0.11 用的是20位物理地址，所以大小为16MB

   1 个页目录表最多包含 1024 个页目录项（也就是 1024 个页表），1 个页表最多包含 1024 个页表项（也就是 1024 个页），1 页为 4KB（因为有 12 位偏移地址），因此，16M 的地址空间可以用 1 个页目录表 + 4 个页表搞定。

   4（页表数）* 1024（页表项数） * 4KB（一页大小）= 16MB

   .org 0x1000
   pg0:
   .org 0x2000
   pg1:
   .org 0x3000
   pg2:
   .org 0x4000
   pg3:
   .org 0x5000
   

   开始的位置就存储在cr3寄存器中

   首先页目录存在 ： 0x0000 ~ 0x1000

   而四个页表项存在：0x1000 ~ 0x2000；0x2000 ~ 0x3000；0x3000 ~ 0x4000；0x4000 ~ 0x5000

   注意：这里覆盖了0x0000~0x5000的System的代码因为这些代码已经运行了，也没有保存什么有用的东西，所有可以覆盖了

   那么现在再来看看内存的布局，就要进入main.c函数了

   

   7. 再次看看最后进入main.c的那段代码吧

      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:
      	..... 此处省略一大段
      	ret	
      

      • 可以看到在jmp进入setup_paging之前先把 0，0，0， L6 和main.c的地址压栈

      • 最后在执行完 setup_paging 之后又ret 弹栈顶元素就是main.c的地址

      • 至此就彻底进入了main.c的代码中，在上面也不会ret结束，在上面就等待着其他用于程序调用操作系统，但是也并非这么简单

      最后来回忆一哈，boot这个文件下bootsect.s、setup.s、head.s都做了些什么！！！（补充哈，这是在linux-0.11操作系统下哟）；最后内存的样子在上面了

      

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