ucore实验Lab1知识点总结

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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：

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：

其中Access Byte和Flags如下图：

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，它的维基百科。

ELF文件有两种视图（View），链接视图和执行视图，如下图：

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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