哈工大李治军老师操作系统笔记【2】：操作系统启动（Learning OS Concepts By Coding Them !）_learningos系统

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刚一开始上电，操作系统在磁盘上，计算机是取址执行的，要把代码放到内存上，才能启动，所以要先把OS从磁盘上存入内存，这样才能运行起来，所以第一步就是将磁盘上的OS读入内存，这个工作就由操作系统的引导扇区来完成，即为第一个扇区，bootsect。

1 setup模块

setup做了一件什么事？

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int 0x15这个代码有什么作用？其要获得物理内存的大小，这也是一个Bios中断，将$\#0x88$作为参数，然后用int 0x15这个Bios中断，来进行获取内存的大小，获取的值放到$ax$当中，紧接着$ax$又要赋值给$[2]$，这个$[2]$是什么？这是间接寻址，$[2]$前面默认有一个段寄存器，这里的段寄存器还一直保留之前的，现在所有的段都指向了9000这个地方，所以地址就是段基址$CS\ast 16+IP$，也就是90002这个地址。（mov [2], ax 将 $ax$ 中内容传递至内存地址 $ds:[2]$ 处 即 $0x90002$ 处, $ax$ 中保存的值为调用int 0x15中断后获取的扩展内存大小）

那么，为什么要扩展内存？OS是管理计算机硬件的，当然，内存是非常重要的一部分，所以OS要管理内存，所以第一件事就是要知道内存多大，其次，还要知道这个内存，多少倍占用了，被什么占用了。管理内存，就得对内存有个认知，要形成一个数据结构DSA来保存信息。

所以开机后，OS就做了两件事，第一件事，读入系统bootsect，第二件事就是setup，初始化。

指令do_move的作用，就是把全部代码，弄到0地址处，所以现在开始，从0地址处，就是操作系统的内容，总共0x8000的地址空间，将来操作系统的代码将会一直放在这个位置上。在前一小节中，bootsect代码首先会将自身从0x07c0:0x0000处移动到0x9000:0x0000处，接下来读入的setup模块也紧跟在移动后的bootsect代码后，这么做就是为了给比时将system)放在0x0000~0x8000腾出空间。

如下，OS占用了从0地址开始的地址空间，APP都在这个空间之上。

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1.1 保护模式

setup在最后的时候执行了jmpi 0, 8这条指令，因为setup要退出了，但是OS不能停止，一般来说，0赋值给IP，8赋值给CS，这下算出地址为80，但是跳到80是个非法指令，跳到80的地方，后果就是死机，所以不该跳到80，应该跳到0地址，所以从这时候，寻址发现了改变。（0，8应该表示的是逻辑地址，8:段选择符，0:偏移量，通过段选择符8定位到GDT表中第2个描述符(第一个默认不使用)，通过描述符中的段基地址+偏移量得到线性地址。具体请参考完全注释第四章和第六章）

CS和IP都是16位的寄存器，CS<<4+IP最多能够达到20位地址，也就是1M的地址空间，1M肯定是不够的，无法满足现代计算机的要求，现在要从1M变成4G，即32位模式。从16位模式切换到32位模式，切换保护模式，怎么来做呢。

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通过指令mov cr0, ax来做，可以将实模式理解成16位模式，保护模式理解成32位模式。cr0寄存器32位，最高位是PG，最低位是PE，PE=1表示启动保护模式，PE=0则还是原来的16位实模式，PG=1表示启动分页。

所以mov cr0, ax可以看出，把1传递给ax，ax最后一位是1，把这个1再传递给cr0，那么cr0的最后一位就是1了，所以啊，这两条指令一旦执行完了之后，这个PE=1了，就进入了保护模式了，这寻址方式就发生了改变。

1.2 保护模式下的地址翻译和中断处理

GDT产生32位地址，主要目的就是“快”。以前时候，CS当中就是放的段基址，左移四位加上IP就是地址，但是现在CS当中放的是查表的索引，成为了一个选择子，也就是看CS中的内容是多少，然后找到表中对应索引项中的数值，jmpi 0, 8这条指令，CS=8，所以从表中，找到索引为8的内容，从当中取出基址，再加上偏移地址，组成地址。然后这个表，也就是GDT表，$global-description-table$。但是在这个表中一定要有内容，没有内容怎么选数据呢？所以，这就是setup干的最后一件事，即，初始化表，如下GDT表：

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可以看到setup初始化GDT表时，仅仅保存了两个表项（每个表项64位，8个字节，按照8个字节为单位作为索引），因为setup是在最后进入保护模式的，所以只有最后一条跳转指令使用了GDT查表，所以说setup代码仅仅是在最后简单的使用了GDT，这两个表项都是0x0000,一个只读（代码），一个读写（数据）。

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从这里可以看出，现在的中断也是在这个表中去寻找（保护模式）。

1.3 查找GDT表中的数值，jmpi 0, 8

8,8个字节开始，也就是第二行开始。

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看要跳到哪里去执行，可以看出，32位，也就是4个字节，两个字，从低到高，分别放入GDT表项，即可知道各个地址。

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将GDT进行拆分，总共4个字，也就是64位存放4个字，分别将4个字存放入GDT表中，低16位放入了第一个，也就是0x07FF，之后段基址也就是0x0000，这就是段基址当中的16位，一半，之后，第16位到23位，是第三个的低8位，也就是00，之后24位到31位，剩下的位就放剩下的东西。就是第四个的高8位，00，综上，段基址就是32位的0。所以得出来的就是0地址，接下来跳到0地址处即可，也就是那个jmpi代码的作用。

1.4 总结setup

• 读了一些硬件参数，设置一些数据结构用于管理这些硬件
• 把system模块移到o地址
• 初始化GDT表，进入保护模式，跳转到system模块

1.5 system模块

system模块的第一段代a码是什么？head.s,刚才的jmpi,8就是跳到了head.s

• 从Makefile的角度讲解是如何组织代码为oootsect、setup、system模块这种顺序的
• Makefile可以控制最终生成的代码的组织结构，然后按照前述的顺序放在硬盘的前面几个扇区中
• 其中system模块的第一部分代码是head.s，head.s执行完后再执行main.c

编写操作系统，除了源码，还得编写makefile（要控制大型软件的合成结构，必须控制makefile）

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将上图中的image，写入bootsect扇区，初始化，即可启动OS。image包含，bootsect，setup，head.s，main.c把这些模块合起来就是image这个镜像，head.s是syst当中的第一个模块，所以这就是为啥head叫head。

1.6 head.s的作用

• 再次初始化IDT和GDT表
• 如下图，head.s的代码和之前看到的oootsect…s和setup的代码不太一样，这是因为head.s是运行在保护模式(32位模式)下的，是32位的汇编代码，而bootsect…s和setupl的代码是16位的汇编代码
• 另外在c代码中，可以内嵌汇编，达到精细控制的目的，这又是另外一种汇编

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head.s要跳到main.c，从汇编跳到c函数。
但是最后c函数还是会变成汇编，所以准确来说是从c函数跳到c函数。

所以，C代码其实也会编译成汇编代码，所以从head.s跳转到main.c实际上很简单，就是把参数和main.c的地址压入栈中，在设置页表的代码执行完后，会执行ret返回指令，那么就把栈中main.c的地址作为返回地址，达到了跳转到main.c的效果，设置页面setup_paging的具体代码这里省略，后面再讲。
如果main.c执行结束，会跳转到L6，L6是一个死循环；实际上，正常情况下，main.c就会一直运行下去，不会执行结束，如果main.c结束了，就会跳到6，表现出来就是计算机死机了。

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1.7 进入main

• 传给main函数的三个形参，分别是envp、argv、argc,但是main函数并没有使用
• main的工作就是x_init:内存、中断、设备、时钟、CPU等内容的初始化

1.8 mem_init()

• mem_init()就是内存的初始化，如下图
• 按照4K为单位对内存进行划分区域，mem_map是表示内存区域是否被使用的一个表格
• end_mem其实就是总内存大小，那这个参数是从哪里来的呢？我们之前讲setup的时候，说了会读取内存大小放在0x90002的位置，就是从这里来的
• 下面的代码，首先将mem_map全部初始化为USED，然后将start_mem到end_mem之间的内存区域设置为0，即未被使用
• mem_map前面的部分是USED，这是操作系统代码和一些管理硬件的数据结构所占用的内存

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从0开始的都是操作系统内容。

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2 总结

bootsect（将OS从磁盘读进来），setup（获得参数，启动保护模式），head（初始化GDT表，页表），main（一堆mem_init之类的，看有哪些空闲内存之类的，看内存的分配情况），合在一起，就是在启动时候做了两件事，分别是读入内存（为了取址执行）和初始化（OS是管理计算机硬件的软件，所以为了管理硬件，就必须对mem_init之类的初始化，完成对硬件的控制）。