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系统堆栈的建立：
我们以后要不停的用堆栈，为了防止发生的可能的冲突，建一个堆栈是一个当务之急。 当bios启动会有一个堆栈，默认的栈底bp为0，sp当跳入系统时为ffd6,用这个堆栈暂时也可以，但是为了保险起见，我们新开一个堆栈。由于现在暂时还不用多个堆栈的切换，我们趁进程未进入视野时，现看看堆栈怎么切换，为简便起见， 这次不用很多编程，只是将初始堆栈设为 mov esp,0x200000 mov ebp,0x200000 这两条语句加载在伟大一跳（jmp dword CS_SELECTOR:kernel_start+EntryPoint）之前。 然后在bochs利用命令切换。 bohcs指令 b 0x7e08 c r 好了, rsp: 0x00000000:00200000 rbp: 0x00000000:00200000 我们的堆栈现在进入指定的范围，一个空堆栈什么都没有， u 0x7ef8 0x7f10 下两条语句是 00007ef8: ( ) push ebp ; 55 00007ef9: ( ) mov ebp, esp ; 89e5 00007efb: ( ) sub esp, 0x00000010 ; 83ec10 s r 单步执行看看堆栈 rsp: 0x00000000:001ffffc rbp: 0x00000000:00200000 明显栈底没变，栈顶减4，0x00200000-4=0x001ffffc 下一条语句，切换栈底 s r 变为rsp: 0x00000000:001ffffc rbp: 0x00000000:001ffffc 栈底变了，我们怎么知道栈底在那里呢，已经存进栈了，只要记住我们的最后的真正系统栈底就不会犯错了，下一句 s r 实际上就是栈顶减16，栈是向下增长的 rsp: 0x00000000:001fffec rbp: 0x00000000:001ffffc 打开计算器，0x001ffffc-0x10=001fffec okay，栈没错了， 现在验证我们存的系统栈底在那里，用bochs看看， 应该是现在的栈底指向位置的dword, <bochs:12> x /4b 0x1ffffc 出现 [bochs]:0x00000000001ffffc <bogus+ 0> 0x00 0x00 0x20 0x00 okay,确实存进去了， 现在怀疑ebp就是个摆设，系统不会管的，为验证这一点，让栈底跟栈顶错乱，看看效果， 先定位到下一条操作堆栈语句， 再敲一个s s 看见了下一组堆栈操作语句 00007e00: ( ) push ebp ; 55 00007e01: ( ) mov ebp, esp ; 89e5 00007e03: ( ) sub esp, 0x00000010 ; 83ec10 机会来了，是我们大显身手的时候，现在什么操作系统都没有，想干啥就干啥，反正我们设得权限是无穷的，想怎么写就怎么写，我们是操作系统，  我们将栈顶和栈底干脆调各个，看看你牛还是我牛 bochs键入 set rsp=0x001ffffc set rbp=0x001fffe8 r 现在看看， rsp: 0x00000000:001ffffc rbp: 0x00000000:001fffe8 噻，什么人吗，被intel忽悠了，ebp就是聋子的耳朵，摆设，其实就是一个普通寄存器而已， 大家都被忽悠了！  下面 s r 语句push ebp效果仍然是我行我素，跟栈底没任何关系， rsp: 0x00000000:001ffff8 rbp: 0x00000000:001fffe8 大家现在知道了吧，push，pop指令只是操作栈顶而已，实际上64位cpu时，amd变乖了，amd64没有栈底了，还是amd老实啊，没有就是没有。纠正一点x64指amd64，intel的IA64估计只有他会了。 呵呵，切换堆栈实际上很轻松吧，我们没费吹灰之力就切换了！ 注：我用的是64位cpu，权当32位看好了，rbp对应ebp等等 未完待续  |
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貌似简单的LDT:
老实说LDT除了有点绕以外，没有特别的，但是，就是这个简单的不能再简单的问题，折磨了我两天，所有的方法都用了，参考了intel保护模式手册，linux内核，minix内核，simplix操作系统，自己动手写操作系统，网络操作系统实验，把所有的无关的代码全去掉了，然后将汇编读了n遍，最后总是在使用ldt选择子时，操作系统当掉了，看着bios重新加载，简直欲哭无泪。最后找到一哥们一段不显眼的代码，发现原因了，终于我们的LDT成熟了，我们的LDT选择子，起作用了。以下尽量一一道来。 为什么要用LDT呢，实际上GDT只有一个，要实现进程和线程用LDT是最合适不过了，进程只要切换LLDT,线程只要切换段选择子是在合适不过了。 GDT和LDT很像，但说实在的真不是一个东西。 去掉浮云一样的多如牛毛的解释，gdt就是一个数组，lgdt就是gdt的指针，但就像c语言一样，数组需要基地址，元素大小，元素个数，访问时需要索引，gdt大小都是64位的，大小知道了，所以需要知道基地址和个数，所以实际上gdt存的是带大小的指针，而选择子就是索引，第一个保留，真正的第一个就是8，第二个就是16，第三个就是24，......，你仔细看就会发现最后三比特位0，然后是1，2，3 即1000b,10000b,11000b ldtr就是索引，由ldtr和gdt（偏移和指针）定位到该段，找到该段基址，该段大小在界限里，这不是相当于gdt指针又定位到一个数组吗！所以其实两者很像！而索引也是如上所述定义，那么假如我jmp 4:1,你说我到底是去哪找呢，gdt数组还是ldt数组，所以后三位就存在着标志，gdt后三位为0，ldt后三位为4，其实都是浮云。所以ldt索引是0+4,8+4,16+4,当然ldt没有保留数组第一项，所以从0开始。 代码如下： boot端 LoadSectorIndex equ 02 LoadSectorTotal equ 1 LoadAddress equ 7e00h EntryPoint equ 0;12dh;00f8h;148h; DA_C EQU 98h ; 存在的只执行代码段属性值 DA_LDT EQU 82h ; 局部描述符表段类型值 DA_32 EQU 4000h ; 32 位段 DA_DRW EQU 92h ; 存在的可读写数据段属性值 %macro Descriptor 3 dw %2 & 0FFFFh ; 段界限 1 (2 字节) dw %1 & 0FFFFh ; 段基址 1 (2 字节) db (%1 >> 16) & 0FFh ; 段基址 2 (1 字节) dw ((%2 >> 8) & 0F00h) | (%3 & 0F0FFh) ; 属性 1 + 段界限 2 + 属性 2 (2 字节) db (%1 >> 24) & 0FFh ; 段基址 3 (1 字节) %endmacro ; org 7c00h mov ax,0 mov es,ax mov bx,LoadAddress mov ah,2 mov al,LoadSectorTotal ;加载扇区数 mov ch,0 mov cl,LoadSectorIndex mov dh,0 mov dl,0 int 13h ;将磁盘第LoadSectorIndex扇区开始LoadSectorTotal个扇区装入内存LoadAddress jmp start ;定义GDT GDT_ADDRESS: dw 0,0,0,0 ;默认 CS_ADDRESS: dw 0xFFFF,0,0x9A00,0x00CF ;代码段，大小4G dw 0xFFFF,0,0x9200,0x00CF ;数据段, 大小4g LABEL_DESC_LDT: Descriptor 0, 7, DA_LDT ; LDT GDT_LEN equ $-GDT_ADDRESS ;SelectorLDT equ LABEL_DESC_LDT - GDT_ADDRESS ;GDTR LOAD GDT_LOAD: dw GDT_LEN dw 0,0 ;compute as follow CS_SELECTOR equ CS_ADDRESS-GDT_ADDRESS ;IDTR LOAD 中断向量 IDT_LOAD: dw 0 dw 0,0 start: ;设置GDT基址 xor eax,eax ;清零 ;compute ds:GDT_ADDRESS mov ax,ds shl eax,4 ;段地址乘以16 add eax,GDT_ADDRESS mov dword [GDT_LOAD+2],eax ;装入基地址 lgdt [GDT_LOAD] ;加载到GDTR寄存器 ;初始化新的中断向量表 lidt [IDT_LOAD] ;屏蔽所有可屏蔽中断-关掉所有8259中断 mov al,0xff ;mask all interrupts for now out 0xA1,al out 0x80,al ;Delay is needed after doing I/O ; 保证所有的协处理都被正确的Reset xor ax, ax out 0xf0,al out 0x80,al ;Delay is needed after doing I/O out 0xf1,al out 0x80,al ;Delay is needed after doing I/O ;进入32位模式 ;//CR0寄存器的PE位 mov ax,1 LMSW ax ;设置段为第二项-数据段 mov ax,0x10 mov ds,ax mov es,ax mov fs,ax mov gs,ax mov ss,ax mov esp,0x200000 mov ebp,0x200000 jmp CS_SELECTOR:kernel_start+EntryPoint dw 0 times 510-($-$$) db 0 ; 填充剩下的空间，使生成的二进制代码恰好为512字节 dw 0xaa55 ; 结束标志 kernel_start: ;占位符,会放置c语言编译后的代码 db 0 代码没什么稀奇的，需要说明的是 LABEL_DESC_LDT: Descriptor 0, 7, DA_LDT ; LDT 加一个ldt代码段，从0开始，0(非段基址的0，而是首地址)，1，2，3，4，5，6，7加起来正好是8个字节， 我们准备覆盖中断向量表，没啥的，我们不用现在。 好了c端代码， typedef unsigned short uint16_t; typedef unsigned char uint8_t; #pragma pack(1) struct Segment_Descriptor { uint16_t limit1; uint16_t base1; uint8_t base2; uint16_t typelimit2; uint8_t base3; }; #define SA_TIL 4 #define lldt(ldtr) \ asm("lldt %0" : : "r" (ldtr)) #define DA_CR 0x9A #define DA_C 0x98 // #define DA_32 0x4000 // 32 位段 #define DA_DRW 0x92 // rw data section void entry_os_start(); void entry_os() { entry_os_start(); } #define BASE_ADDRERSS 0xb8000 #define LIMIT_ADDRESS 0x0ffff #define DESCRIPTOR_TYPE (DA_C + DA_32) void set_gssec() { uint16_t selector; struct Segment_Descriptor* pLTDS=(struct Segment_Descriptor*)0; pLTDS->limit1= LIMIT_ADDRESS & 0xffff; pLTDS->base1 = BASE_ADDRERSS & 0xffff; pLTDS->base2 = (BASE_ADDRERSS >> 16) & 0xff; pLTDS->typelimit2 =((LIMIT_ADDRESS>>8)&0xf00)|(DESCRIPTOR_TYPE & 0xf0ff); pLTDS->base3 = ((BASE_ADDRERSS) >> 24) & 0xff; selector=sizeof(struct Segment_Descriptor); selector=24; lldt(selector); asm("ljmp $4,$0" ); } void entry_os_start() { set_gssec(); for(;;){} } 这里去掉了显示环节，需要说明几点， 我们将entry_os移到开头，然后跳转到真正的entry，我们不想老去idapro哪里去找跳转地址，所以一般情况下直接跳转到头部就okay了，如果bochs显示的汇编不对，再修改不迟。 SA_TIL就是区别ldt和gdt标志 asm("lldt %0" : : "r" (ldtr))摘自minix源码， 即相当于（实际上gcc中间又多分配了一个局部变量） mov ax,ldtr lldt ax 注意这里r就是指任选一寄存器作为中间变量（由编译器选） asm("ljmp $4,$0" ); 即jmp 4:0 实际上cpu一看到这条指令，他就知道是ldt，因为gdt的索引尾巴都是000b，然后根据gdtr和ldtr得到具体地址。 最后就要指出花了两天得来的 #pragma pack(1) 本来没有这句的，然后装入bochs运行，总是错误，查了n遍intel手册也没有找到为什么会异常，终于找到一哥们这样写gdt struct DESCRIPTOR //共 8 个字节 { t_16 limit_low; //Limit 2字节 t_16 base_low; //Base 2字节 t_8 base_mid; //Base 1字节 t_8 attr1; //P(1) DPL(2) DT(1) TYPE(4) 1字节 t_8 limit_high_attr2; //G(1) D(1) 0(1) AVL(1) LimitHigh(4) 1字节 t_8 base_high; //Base 1字节 }; 我就纳闷了，为什么这么写呢？百无聊赖间想会不会是对齐， 还真是！ uint16_t limit1; uint16_t base1; uint8_t base2; uint16_t typelimit2; uint8_t base3; 走到base2时，vc和gcc统统2字节对齐，谁让咱就开始没设好编译器呢， selector=sizeof(struct Segment_Descriptor); 是后加的，结果显示为0xa，即10，肯定不对，应为8 所以加上了 #pragma pack(1) 告诉编译器struct一字节对齐，okay，跳了，终于，跳转了。 (0) [0x000b8000] 0004:0000000000000000 (unk. ctxt): push eax 跳到了段地址首地址上0x000b8000 未完待续  |
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顶顶
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微内核与单内核
现在操作系统的设计分为单内核和微内核。  单内核（分层的内核）：因为所有的模块都在同一个内核空间上运行，单内核结构就可以从运行效率上得到好处。 微内核（英文中常译作micro kernel）。是一种能够提供必要服务的操作系统内核；其中这些必要的服务包括任务，线程，交互进程通信（IPC，Inter－Process Communication）以及内存管理等等。所有服务（包括设备驱动）在用户模式下运行，而处理这些服务同处理其他的任何一个程序一样。因为每个服务只是在自己的地址空间运行。所以这些服务之间彼此之间都受到了保护。 从可插拔的角度讲，微内核无疑是占有绝对的优势的，而且微内核大部分系统服务都运行在用户态例如ring3级，所以内核可以足够小甚至只有一张软盘大小，需要加载的服务可以定制、可以下载，可以动态编译等等，没有你做不到的，只有你想不到的。而随着系统的复杂性逐渐增大，内核复杂性逐渐提高，逐渐远离了人能控制的程度，可插拔将无可置疑的成为系统的标配属性，由单内核特点，可插拔也许只是一个梦。随着时间推移，系统复杂度的大幅提高，单内核移植到新的架构的难度系数会呈指数级提高，虽然现在单内核的linux已经移植到绝大多数的系统上。可以预见在很远的将来，随着系统可利用资源的大幅提高，降低复杂度将会成为计算机行业的革命，那时，单内核或许就会跟大多数操作系统说再见了！ 所以，我们的系统将基于微内核设计。 刚看了minix的进程的实现原理,效率实在是低啊，底层整那么费劲干嘛？车走车路，马走马路。用户态切换本身就已经是负担了，还要增加负担，何苦呢? 未完待续 |
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为了更好地理解保护模式编程，参考下linux作者linus写的非常牛的例子（boot.s和header.s）
在linux内核完全剖析0.12中第4章第九节中有详细讲解。 header.s会在以后的几节详细讲解。 nasm重写boot.s 代码如下： BOOTSEG equ 0x07c0 SYSSEG equ 0x1000 ; system loaded at 0x10000 (65536). SYSLEN equ 17 ; sectors occupied. ;entry start start: jmp dword BOOTSEG:go go: mov ax,cs mov ds,ax mov ss,ax mov sp,0x400 ; arbitrary value >>512 load_system: mov dx,0x0000 mov cx,0x0002 mov ax,SYSSEG mov es,ax xor bx,bx mov ax,0x200+SYSLEN int 0x13 jnc ok_load die: jmp die ok_load: cli ; no interrupts allowed ! mov ax, SYSSEG mov ds, ax xor ax, ax mov es, ax mov cx, 0x2000 cld rep movsb mov ax, BOOTSEG mov ds, ax lidt [idt_48] ; load idt with 0,0 lgdt [gdt_48] ; load gdt with whatever appropriate ; absolute address 0x00000, in 32-bit protected mode. mov ax,0x0001 ; protected mode (PE) bit lmsw ax ; This is it! jmp dword 0x8:0 ;jmp offset 0 of segment 8 (cs) gdt: dw 0,0,0,0 ; dummy dw 0x07FF ; 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) dw 0x0000 ; base address=0x00000 dw 0x9A00 ; code read/exec dw 0x00C0 ; granularity=4096, 386 dw 0x07FF ; 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) dw 0x0000 ; base address=0x00000 dw 0x9200 ; data read/write dw 0x00C0 ; granularity=4096, 386 idt_48: dw 0 ; idt limit=0 dw 0,0 ; idt base=0L gdt_48: dw 0x7ff ; gdt limit=2048, 256 GDT entries dw 0x7c00+gdt,0 ; gdt base = 07xxx times 510-($-$$) db 0 db 0x55,0xaa 需要说明的是不需要org 7c00h， 这样编译器以0地址编译 因为第一句直接跳转0x7c0段0x8处即go处,请大家慢慢体会其中的妙处。 以0编译，然后跳转到首地址为0的段，okay，一切都对上号了 加载17扇，一扇是512byte，除去第一扇，所以内核代码不能超过512*16byte=1024*8byte，即8k 所以移动8k次byte，即0x2000次，mov cx, 0x2000含义 cld 即地址按增量处理 rep movsb用bochs反编译即rep movsb byte ptr es:[di], byte ptr ds:[si] 即批量复制，共0x2000字节 其它我们全讲过了 哈哈，我们终于找到了linus的bug 读扇区应该是16，因为是从第二扇区读，这么牛的人应该不会错，为了保险起见，自己改了img文件，修改 16扇区前后的8字节，然后去bochs里去比对，发现确实读了17扇区，而header最多只允许16扇区，所以显然是错误的，只是复制到0处时，没有再复制而已，不影响使用 所以最终的版本应该修改 SYSLEN equ 17 为 SYSLEN equ 16 不是牛人总是对的， 肯定会有人问为什么不直接load到0，呵呵，这是跟linux内核的boot保持一致，为了编码方便移过去的。 未完待续 |
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定时器8253：
8253有三个计数器， 0-2 有六个工作方式 1.方式0：计数结束则中断 2.方式1：单脉冲发生器 即可编程单脉冲发生器 3.方式2：速率波发生器 4.方式3：方波发生器 5.方式4：软件触发方式计数 6.方式5：硬件触发方式计数 8253控制字  初始化时，将控制字写入控制字端口0x43， 然后按照控制字设定顺序将频率写入指定的计数通道地址。 movb $0x36, %al movl $0x43, %edx outb %al, %dx movl $11930, %eax # timer frequency 100 HZ movl $0x40, %edx outb %al, %dx movb %ah, %al outb %al, %dx 即： 0x36即0x00110110 按照控制字解释即为选计数器1，先读低八位，再读高八位， 方式3方波，二进制， 然后将时间频率100（11930）分低八位，高八位写入计数器1对应端口0x40 代码含义为定时器通道0每隔10ms向中断控制器发送一次中断请求。（1s/100=0.01s=10ms） 本系列在本网站停止更新，更新请访问我的博客 http://blog.sina.com.cn/u/1025591593 |
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越看越像单片机定时器
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