MIT JOS学习笔记01：环境配置、Boot Loader（2016.10.22）

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一、环境配置

　　关于MIT课程中使用的JOS的配置教程网上已经有很多了，在这里就不做介绍，个人使用的是Ubuntu 16.04 + qemu。另注，本文章中贴出的代码均是JOS中未经修改的源代码，其中有一些细节是MIT课程中要求学生自己实现的。

二、Boot Loader代码分析

　　1.boot.S（AT&T汇编格式）

 #include <inc/mmu.h>

 # Start the CPU: switch to -bit protected mode, jump into C.
 # The BIOS loads this code from the first sector of the hard disk into
 # memory at physical address 0x7c00 and starts executing in real mode
 # with %cs= %ip=7c00.

 .set PROT_MODE_CSEG, 0x8         # kernel code segment selector
 .set PROT_MODE_DSEG, 0x10        # kernel data segment selector
 .set CR0_PE_ON,      0x1         # protected mode enable flag

 .globl start
 start:
   .code16                     # Assemble for -bit mode
   cli                         # Disable interrupts
   cld                         # String operations increment

   # Set up the important data segment registers (DS, ES, SS).
   xorw    %ax,%ax             # Segment number zero
   movw    %ax,%ds             # -> Data Segment
   movw    %ax,%es             # -> Extra Segment
   movw    %ax,%ss             # -> Stack Segment

   # Enable A20:
   #   For backwards compatibility with the earliest PCs, physical
   #   address line  is tied low, so that addresses higher than
   #   1MB wrap around to zero by default.  This code undoes this.
 seta20.:
   inb     $0x64,%al               # Wait for not busy
   testb   $0x2,%al
   jnz     seta20.

   movb    $0xd1,%al               # 0xd1 -> port 0x64
   outb    %al,$0x64

 seta20.:
   inb     $0x64,%al               # Wait for not busy
   testb   $0x2,%al
   jnz     seta20.

   movb    $0xdf,%al               # 0xdf -> port 0x60
   outb    %al,$0x60

   # Switch from real to protected mode, using a bootstrap GDT
   # and segment translation that makes virtual addresses
   # identical to their physical addresses, so that the
   # effective memory map does not change during the switch.
   lgdt    gdtdesc
   movl    %cr0, %eax
   orl     $CR0_PE_ON, %eax
   movl    %eax, %cr0

   # Jump to next instruction, but in -bit code segment.
   # Switches processor into -bit mode.
   ljmp    $PROT_MODE_CSEG, $protcseg

   .code32                     # Assemble for -bit mode
 protcseg:
   # Set up the protected-mode data segment registers
   movw    $PROT_MODE_DSEG, %ax    # Our data segment selector
   movw    %ax, %ds                # -> DS: Data Segment
   movw    %ax, %es                # -> ES: Extra Segment
   movw    %ax, %fs                # -> FS
   movw    %ax, %gs                # -> GS
   movw    %ax, %ss                # -> SS: Stack Segment

   # Set up the stack pointer and call into C.
   movl    $start, %esp
   call bootmain

   # If bootmain returns (it shouldn't), loop.
 spin:
   jmp spin

 # Bootstrap GDT
 .p2align 2                                # force 4 byte alignment
 gdt:
   SEG_NULL                # null seg
   SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff)    # code seg
   SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff)            # data seg

 gdtdesc:
   .word   0x17                            # sizeof(gdt) - 1
   .long   gdt                             # address gdt

boot.S

　　boot.S的代码如上所示，这部分代码的作用是将处理器从实模式切换到保护模式，然后再进行后续的加载内核程序的操作。为什么要让处理器切换到保护模式下工作？这就要从PC物理内存的分布来考虑，以现在4GB的内存为例，PC物理内存的分布大致可以用以下的图来表示：

在早期16bits的8088处理器上，地址总线为20位，可寻址空间为2^20，因此只能访问最下方1MB的内存。之后随着技术发展，Intel公司的处理器发展到了32bits寻址，为了兼容原来的软硬件，保留了PC物理内存中最下方1MB内存的布局和使用方式，把这之上的内存高地址部分设置为扩展内存（尽管这部分内存有一部分预留给了32bits的设备，如上图所示），而只有处理器工作在保护模式下才能访问到这部分扩展内存（详见其他关于保护模式的分析）。

　　在boot.S的开头，使用了.set汇编伪指令定义了Boot Loader代码段和数据段的段选择子（Segment Selector）和标志位CR0_PE_ON（这个标志位与切换到保护模式有关，具体会在后面介绍）。这之后，进行了一系列的初始化，包括关中断、DF寄存器复位、用0初始化部分段寄存器等（还有一部分是通过in、out等汇编指令和端口交换字节信息，因为个人对硬件端口和工作原理并不熟悉，这部分的分析可能以后补上）。再之后就是关键的从实模式切换到保护模式的代码：

   lgdt    gdtdesc
   movl    %cr0, %eax
   orl     $CR0_PE_ON, %eax
   movl    %eax, %cr0

其中第1行使用lgdt指令载入了事先定义好的GDT（全局描述符表，Global Descriptor Table），这张GDT的内容在boot.S的末尾：

 # Bootstrap GDT
 .p2align                                 # force  byte alignment
 gdt:
   SEG_NULL                # null seg
   SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff)    # code seg
   SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff)            # data seg

 gdtdesc:
   .word   0x17                            # sizeof(gdt) -
   .long   gdt                             # address gdt

值得注意的是，lgdt指令需要的参数共6bytes，其中低位的2bytes表示该GDT的大小，高位的4bytes表示指向该GDT的32bits基址（gdtdesc所指向的参数满足这一要求），使用lgdt指令的目的是在实模式切换到保护模式之前进行初始化。接着我们来分析GDT的结构（上述代码的3-6行），其中SEG_NULL、SEG宏均是在“inc/mmu.h”中定义的宏：

 #define SEG_NULL                        \
     .word , ;                        \
     .byte , , ,
 #define SEG(type,base,lim)                    \
     .word (((lim) >> ) & 0xffff), ((base) & 0xffff);    \
     .byte (((base) >> ) & 0xff), (0x90 | (type)),        \
         (0xC0 | (((lim) >> ) & 0xf)), (((base) >> ) & 0xff)

从宏定义来看，SEG_NULL定义了一个空段（根据习惯，GDT的第一个段都是空段），接着

 SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff)    # code seg

定义了可执行的（STA_X）、可读的（STA_R）、基址为0x0且大小为0xffffffff（即占整个PC内存、大小为4GB的）的代码段，而

 SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff)            # data seg

定义了可读的（STA_W，取这个值时该段不可执行）、基址为0x0且大小为0xffffffff（同上）的数据段，以上就是boot.S中预定义的GDT的内容。

　　然后我们再回到从模式切换部分的汇编代码的第2-4行（值得注意的是，AT&T汇编和Intel汇编的源操作数和目标操作数的顺序不同），这3行代码利用eax寄存器，让原本的控制寄存器CR0和标志位CR0_PE_ON进行or运算（实质上是将CR0寄存器的第0位置1），将处理器由实模式切换到了保护模式。为什么这3行代码能够做到模式的切换？这就需要了解CR0各位表示的含义：

CR0各位含义

比特位	简写	全称	描述
0	PE	Protected Mode Enable	保护模式使能，PE=1表示CPU处于保护模式，PE=0表示CPU处于实模式
1	MP	Monitor co-processor	协处理器监控，MP=1表示协处理器在工作，MP=0表示协处理器未工作
2	EM	Emulation	协处理器仿真，当MP=0且EM=1表示正在使用软件仿真协处理器工作
3	TS	Task switched	任务转换，每次任务转换时，TS=1表示任务转换完毕
4	ET	Extension type	处理器扩展类型，表示所扩展的协处理器的类型，ET=0表示80287，ET=1表示80387
5	NE	Numeric error	数值异常中断控制，如果运行协处理器指令发生故障，NE=1表示使用异常中断处理，NE=0表示用外部中断处理
16	WP	Write protect	写保护，WP=1表示对只读页面进行写操作时会产生页故障
18	AM	Alignment mask	对齐标志，AM=1表示允许对齐检查，AM=0表示不允许对其检查
29	NW	Not-write through	和CD一起控制CPU内部Cache，NW=0且CD=0表示Cache使能，其他组合参见Intel手册
30	CD	Cache disable	同上
31	PG	Paging	页式管理机制使能，PG=1表示页式管理机制工作，PG=0表示不工作

可以看出，CPU的工作模式是依靠CR0的PE位控制的，因此要想切换到保护模式，只需要把CR0的PE位置为1。

　　在CPU完成从实模式到保护模式的切换之后，boot.S使用一条ljmp指令跳转到模式切换后的第一条指令地址：

   # Jump to next instruction, but in -bit code segment.
   # Switches processor into -bit mode.
   ljmp    $PROT_MODE_CSEG, $protcseg

还记得boot.S开头的两个段选择子吗？这里的PROT_MODE_CSEG就是其中的一个标记了代码段的段选择子，在解释为什么PROT_MODE_CSEG要定义为0x8之前，我们有必要先了解一下实模式和保护模式下寻址方式的不同。

　　在实模式下，要想寻址某个内存单元，需要知道所在段的基地址base和它在段中的偏移量offset，由公式：base<<4 + offset得到。而在保护模式下，寻址不再需要段的基地址，而是换成了段选择子。段选择子的结构如下：

其中RPL（第0、1位）表示特权请求级，TI（第2位）表示描述符表标识符（用于区分GDT和LDT），Index（第3-15位）表示描述符在描述符表中的索引（从0计起）。现在我们再来考虑为什么PROT_MODE_CSEG定义为0x8。我们把PROT_MODE_CSEG用二进制的段选择子的结构表示为：0000 0000 0000 1000，根据段选择子的结构可以得到：

RPL = 00（0），TI = 0，Index = 0000 0000 0000 1（1）

这说明该段选择子访问RPL为0的、GDT中的第1个段。那这个段究竟是什么？我们回顾一下之前在boot.S中预定义的GDT：

 gdt:
   SEG_NULL                # null seg
   SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff)    # code seg
   SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff)            # data seg

其中第1个段就是代码段（注意是从0开始计数），另一个段选择子PROT_MODE_DSEG的分析同上。到这里上述ljmp指令的功能就很清楚了：跳转到由PROT_MODE_CSEG段选择子和protcseg偏移量指定的代码入口处。而跳转到的代码所完成的工作是：通过.code32伪指令编码的对各段寄存器的初始化，随后利用start标号指向的地址作为esp调用main.c中的bootmain()函数（注意bootmain()函数不需要参数，因此也就没有参数的压栈操作）。

   # Set up the stack pointer and call into C.
   movl    $start, %esp
   call bootmain

　　到此boot.S的功能结束。

　　2.main.c

 #include <inc/x86.h>
 #include <inc/elf.h>

 /**********************************************************************
  * This a dirt simple boot loader, whose sole job is to boot
  * an ELF kernel image from the first IDE hard disk.
  *
  * DISK LAYOUT
  *  * This program(boot.S and main.c) is the bootloader.  It should
  *    be stored in the first sector of the disk.
  *
  *  * The 2nd sector onward holds the kernel image.
  *
  *  * The kernel image must be in ELF format.
  *
  * BOOT UP STEPS
  *  * when the CPU boots it loads the BIOS into memory and executes it
  *
  *  * the BIOS intializes devices, sets of the interrupt routines, and
  *    reads the first sector of the boot device(e.g., hard-drive)
  *    into memory and jumps to it.
  *
  *  * Assuming this boot loader is stored in the first sector of the
  *    hard-drive, this code takes over...
  *
  *  * control starts in boot.S -- which sets up protected mode,
  *    and a stack so C code then run, then calls bootmain()
  *
  *  * bootmain() in this file takes over, reads in the kernel and jumps to it.
  **********************************************************************/

 #define SECTSIZE    512
 #define ELFHDR        ((struct Elf *) 0x10000) // scratch space

 void readsect(void*, uint32_t);
 void readseg(uint32_t, uint32_t, uint32_t);

 void
 bootmain(void)
 {
     struct Proghdr *ph, *eph;

     // read 1st page off disk
     readseg((uint32_t) ELFHDR, SECTSIZE*, );

     // is this a valid ELF?
     if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC)
         goto bad;

     // load each program segment (ignores ph flags)
     ph = (struct Proghdr *) ((uint8_t *) ELFHDR + ELFHDR->e_phoff);
     eph = ph + ELFHDR->e_phnum;
     for (; ph < eph; ph++)
         // p_pa is the load address of this segment (as well
         // as the physical address)
         readseg(ph->p_pa, ph->p_memsz, ph->p_offset);

     // call the entry point from the ELF header
     // note: does not return!
     ((void (*)(void)) (ELFHDR->e_entry))();

 bad:
     outw(0x8A00, 0x8A00);
     outw(0x8A00, 0x8E00);
     while ()
         /* do nothing */;
 }

 // Read 'count' bytes at 'offset' from kernel into physical address 'pa'.
 // Might copy more than asked
 void
 readseg(uint32_t pa, uint32_t count, uint32_t offset)
 {
     uint32_t end_pa;

     end_pa = pa + count;

     // round down to sector boundary
     pa &= ~(SECTSIZE - );

     // translate from bytes to sectors, and kernel starts at sector 1
     offset = (offset / SECTSIZE) + ;

     // If this is too slow, we could read lots of sectors at a time.
     // We'd write more to memory than asked, but it doesn't matter --
     // we load in increasing order.
     while (pa < end_pa) {
         // Since we haven't enabled paging yet and we're using
         // an identity segment mapping (see boot.S), we can
         // use physical addresses directly.  This won't be the
         // case once JOS enables the MMU.
         readsect((uint8_t*) pa, offset);
         pa += SECTSIZE;
         offset++;
     }
 }

 void
 waitdisk(void)
 {
     // wait for disk reaady
     while ((inb(0x1F7) & 0xC0) != 0x40)
         /* do nothing */;
 }

 void
 readsect(void *dst, uint32_t offset)
 {
     // wait for disk to be ready
     waitdisk();

     outb(0x1F2, );        // count = 1
     outb(0x1F3, offset);
     outb(0x1F4, offset >> );
     outb(0x1F5, offset >> );
     outb(0x1F6, (offset >> ) | 0xE0);
     outb(0x1F7, 0x20);    // cmd 0x20 - read sectors

     // wait for disk to be ready
     waitdisk();

     // read a sector
     insl(0x1F0, dst, SECTSIZE/);
 }

main.c

　　在分析main.c的功能之前，先介绍3种将要使用到的结构体：Elf（Executable and Linkable Format）、Proghdr（Program Header）、Secthdr（Section Header），这三种结构体在“inc/elf.h”中定义如下（详见：https://en.wikipedia.org/wiki/Executable_and_Linkable_Format）：

 #define ELF_MAGIC 0x464C457FU    /* "\x7FELF" in little endian */

 struct Elf {
     uint32_t e_magic;      //此处必须与ELF_MAGIC相等，否则不是有效Elf文件
     uint8_t e_elf[];     //
     uint16_t e_type;       //
     uint16_t e_machine;    //标明支持的指令集结构
     uint32_t e_version;    //
     uint32_t e_entry;      //kernel进程开始执行的入口地址
     uint32_t e_phoff;      //Program Header表的偏移量
     uint32_t e_shoff;      //Section Header表的偏移量
     uint32_t e_flags;      //
     uint16_t e_ehsize;     //Elf文件头的大小
     uint16_t e_phentsize;  //
     uint16_t e_phnum;      //Program Header表中的条目数量
     uint16_t e_shentsize;  //
     uint16_t e_shnum;      //Section Header表中的条目数量
     uint16_t e_shstrndx;   //
 };

 struct Proghdr {
     uint32_t p_type;       //标明该段的类型
     uint32_t p_offset;     //该段在文件镜像中的偏移量
     uint32_t p_va;         //该段在内存中的虚拟地址
     uint32_t p_pa;         //在使用相对物理地址的系统中，表示该段在内存中的物理地址
     uint32_t p_filesz;     //该段在文件镜像中的大小（以bytes计，可以为0）
     uint32_t p_memsz;      //该段在内存中的大小（以bytes计，可以为0）
     uint32_t p_flags;      //
     uint32_t p_align;      //
 };

 struct Secthdr {
     uint32_t sh_name;      //
     uint32_t sh_type;      //
     uint32_t sh_flags;     //
     uint32_t sh_addr;      //该节在内存中的虚拟地址（对已经加载的扇区而言）
     uint32_t sh_offset;    //该节在文件镜像中的偏移量
     uint32_t sh_size;      //该节在文件镜像中的大小（以bytes计，可以为0）
     uint32_t sh_link;      //
     uint32_t sh_info;      //
     uint32_t sh_addralign; //
     uint32_t sh_entsize;   //
 };

　　接下来我们从函数的角度来分析main.c都做了什么工作。在main.c的开头处我们看到两行函数头，分别是readsect(void *, uint32_t)和readseg(uint32_t, uint32_t, uint32_t)，紧接着是在boot.S中被调用的bootmain()函数体。我们依次对这三个函数进行观察：

　　首先是readsect(void *dst, uint32_t offset)。该函数中的函数通过__asm __volatile()间接使用了in和out汇编指令（详见“inc/x86.h”）对指定编号（在函数中，编号参数被定义为offset）的磁盘扇区进行读操作，并把读到的信息写到dst指向的内存中。

　　其次是readseg(uint32_t pa, uint32_t count, uint32_t offset)。从接口上看，该函数是向pa所指向的地址中读入count个bytes的、在磁盘上偏移量为offset的数据。而在函数的实现中，该函数对数据的读取是借助readsect(void *dst, uint32_t offset)，以扇区为单位进行的，即通过offset计算所在的磁盘扇区，然后再将整个扇区读入，最终达到读入所有数据的目的。

　　最后我们对bootmain()函数进行观察：

　　在bootmain()函数的开头，先通过

 readseg((uint32_t) ELFHDR, SECTSIZE*, );

从磁盘偏移量为0的地方向ELFHDR这个指针指向的地址（在main.c中该地址由宏定义为0x10000）读入1个页（512 * 8 = 4096 bytes，即8个扇区）大小的数据。随后对读入的kernel是否为Elf格式进行了校验。若校验不通过，向特定端口输出特定字信息后进入死循环（bad标号指向的代码，此处也通过__asm __volatile()间接使用了out汇编指令）。若通过文件格式校验，则通过ph和eph两个Proghdr *类型的指针加载该Elf文件中的所有程序段（其中ph指向Program Header表的表头，eph指向Program Header表的表尾，每一次指针的自加操作都是指向当前表中的下一条目，表中条目的数量都保存在ELFHDR->e_phnum中），更具体地说，对于表中的每一项ph（即每个程序段），通过

 readseg(ph->p_pa, ph->p_memsz, ph->p_offset);

将ph所对应的偏移量为ph->offset的、大小为ph->memsz的程序段从磁盘中都入到ph->p_pa指向的物理内存中。个人认为，上述部分代码实质上是将整个kernel程序从磁盘部署到内存中等待执行。而最后一行

 ((void (*)(void)) (ELFHDR->e_entry))();

显然是通过函数指针进行函数调用，这里的ELFHDR->e_entry指向的地址就是上面一开始所介绍的kernel进程的第一条指令的地址，也就是说，这条C语句执行过后，Boot Loader就将执行权交给了kernel，因为理论上kernel并不返回，所以这是Boot Loader所执行的最后一条语句（如果kernel返回说明操作系统出现严重错误，跳转到bad标号指向的代码执行）。

　　到此main.c的功能结束。到此整个Boot Loader的功能结束。