操作系统启动篇--01

Posted 2022-07-04 大忽悠爱忽悠

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了操作系统启动篇--01相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

操作系统启动篇--01

计算机起源
打开电源，计算机执行的第一句指令什么?
操作系统启动

本系列参考哈工大MOOC整理而来

本系列需要汇编语言作为前置基础,不清楚汇编的,可以读一下: 汇编语言导学篇—01

计算机起源

从白纸到图灵机

计算机怎么工作? 说到底就是一个计算模型

1936年，英国数学家A.C.图灵提出了一种模型

此时的控制器还无法自动进行计算，而是通过提前做法结果集映射，通过查表快速计算出的结果

从图灵机到通用图灵机

只会做一道菜的厨师没有竞争力，一个能看懂菜谱并按照菜谱制作菜的厨师才有竞争力
普通的图灵机就像看不懂菜谱的厨师，只会做番茄炒蛋。
而通用图灵机则是能够读懂菜谱的厨师，可以读取读取不同的菜谱，制作出不同的菜肴
而菜谱则对应计算机世界中的程序，通过载入不同的程序，从而去解释执行不同的程序，获得不同的效果

最后总结出来的思想就是大名鼎鼎的冯诺依曼思想

从通用图灵机到计算机

一个伟大的发明: 冯·诺依曼存储程序思想

存储程序的主要思想：将程序和数据存放到计算机内部的存储器中，计算机在程序的控制下一步一步进行处理
计算机由五大部件组成:输入设备、输出设备、存储器、运算器、控制器

程序其实是由一堆指令组成的，因此程序载入后的解释执行的过程，其实总结就是四个字: “取指执行”

打开电源，计算机执行的第一句指令什么?

上面说了，计算机本质就是取指执行，那么计算机一插上电，就应该去取指执行才对，而去哪里取指令，这个由CS段寄存器和IP寄存器的初始值决定。

ROM只读存储器中的代码是生产过程中直接写入的，因此刚插上电的时候，内存中唯一有代码的也是这块区域，因此CS和IP的初始值默认也是被设置为了执行该块代码区域的起始位置。

BIOS和DOS中断例程的安装过程

Bios主要负责对硬件系统检测和初始化程序。

初始化程序将建立BIOS所支持的中断向量，即将BIOS提供的中断例程的入口地址登记在中断向量表中。（不清楚看上面汇编链接）

硬件系统检测和初始化完成后，调用int19h进行操作系统的引导，即去将磁盘0磁道0扇区读入0x7c00处，然后将CS和IP位置重新指向操作系统的代码起始处。（计算机交给操作系统来管理）

0磁道0扇区是操作系统的引导扇区，一共512字节

0x7c00处存放的代码

就是从磁盘引导扇区读入的那512个字节
引导扇区就是启动设备的第一个扇区，开机时按住del键可进入启动设备设置界面，可以设置为光盘启动!
启动设备信息被设置在CMOS中…，CMOS: 互补金属氧化物半导体(64B-128B)。用来存储实时钟和硬件配置信息。

操作CMOS RAM芯片

因此，硬盘的第一个扇区上存放着开机后执行的第一段我们可以控制的程序

引导扇区代码: bootsect.s

把一开始从引导扇区读入的512个字节挪动到0x9000:0x000处，肯定是为了腾出0x07c0:0x0000这段空间来干别的事情。

     ip   cs
jmpi go,INITSEG

jmpi会重新设置cs:ip，相当于不是段内跳转，而是段间跳转,这里是跳到了0X9000处go地址标记处继续执行

jmpi go, INITSEG

0x13中断会将setup处的四个扇区读入到0x9000:0x0200(512)处，即上面转移位置后的引导扇区后面

读入setup模块后: ok_load_setup

这一部分主要做了两件事:

读取内存处指定位置保存的开启界面数据，打在屏幕上
继续读取system模块

read_it —> 读入system模块

最后,就是将system模块的代码读进内存，然后引导扇区程序执行结束，下面转入执行setup

jmpi 0,SETUPSEG

system模块被读取到了0x1000处

最后引导扇区执行结束后，设置ip=0,cs=SETUPSEG,SETUPSEG=0x9020,即setup扇区内存开始的地址

操作系统启动

setup模块，即setup.s

根据名字就可以想到: setup将完成OS启动前的设置

通过15号中断,读入扩展内存大小到0x90002处，操作系统需要知道当前PC机物理内存大小

intel刚出来的时候，只有1M内存，因此把1M以后的内存称为扩展内存

将system模块移动到0地址处，读取到0x9000处结束

将操作系统的代码移动到0地址开始处，然后我们的应用程序代码就都放在操作系统代码上面去执行

将system模块移动到0地址处，而引导模块和setup模块不需要移动是因为这两个模块一旦读取完毕后，就没用了，后面由system模块进行管理

进入保护模式

上面setup模块读取完相关硬件参数然后将System模块移动到0地址处后，下面还需要做一件事，就是进入保护模式。

所谓进入保护模式: 主要是指setup模块最后执行的jmpi 0 8跳转指令。

大家猜猜这个跳转指令究竟会跳转到哪里呢？

相信大家都能说出来，是跳转到system模块去执行，但是如果按照默认的cs<<4+ip的话，会跳转到80处，但是这可不是system模块的起始地址处，显然是一个非法地址，这样跳转只会导致死机。

操作系统必须严格按照顺序读取，先引导模块,再是setup模块，最后读取ststem模块，一旦读取过程中有一点偏差，就会死机

既然我们按照默认的cs:ip规则推导出来是死机的结果，显然这里一定存在猫腻，可能是cs:ip的寻址规则发生的改变，那么到底是不是这样呢?

寻址方式发生改变

cs<<4+ip -->最大达到20位地址，最大访问地址空间为1M。

但是，这里内存为4G，因此16位机已经无法满足需求了，需要切换到32位模式。

如何切换到32位机呢? ---->那我们需要思考16位机和32位机的本质区别是什么

32位模式也叫做保护模式

本质区别是对cs:ip的解释方式不一样，16位机情况下，会将cs:ip解释为cs<<4+ip
32位机模式下，对应的解释程序需要用另外一条电路来实现，其实切换就是通过下面这条指令完成的

将cro赋值为1，即开启了保护模式
mov ax,#0x0001 mov cro,ax

保护模式下的地址翻译和中断处理

gdt是用硬件来实现的，主要追求的是块，此时cs不再是左移4位产生一个地址，而是选择子。

以前cs里面存放的是代码段地址，而现在存放的是查表的下标，真正的段基址，存放在表项中。

因此上面cs为8是选择下标为8的表项，然后让该表项中存放的段基址和偏移地址ip相加，得到一个32的物理地址。

但是，查表之前，必须保证表中存放好了相关的段基址，否则不就查不到了，这个存放的问题下面会进行解答.

中断程序也是改为去查询IDT表，和GDT实现原理一样。

将system移到0地址处…

如果学习过x86汇编的小伙伴，肯定会产生疑问说，0地址处不应该用来存放中断向量表吗？覆盖了0地址处的内容，后面的中断程序查表怎么搞呢？

上面提到了，查询GDT表之前，需要先初始化该表，确保相关段基址已经保存好了，那么具体的初始化过程如下:

gdt表通过上面一番操作就已经初始化好了，再回顾一下上面那条jmpi指令:

此时jmpi 0,8 ，这里cs为8，会跳到GDT表的第2行。

gdt每个表项占据64个字节

jmpi 0,8 //gdt中的8

GDT表项每个字节的含义如上，通过对比，可以得知，最终CS的值为0，加上偏移地址ip的值同样为0，因此最终是跳转到了0地址处，即system模块的开始处执行。

gdt是啥

引用: 关于GDT的理解

为什么会出现GDT?

对于x86操作系统，由于电脑开机时是处于实模式状态下，在实模式状态下所有的内存都是允许被访问操作的，并且在实模式中只能操作20位的地址总线，也就意味着只能访问1MB大小的内存，而实模式下，使用的是16位的寄存器，所以在实模式下访问内存都需要一个16位段寄存器+16位偏移地址进行访问20位的地址空间。而到了32位系统时，则由于CPU无法访问高于1MB的内存就需要进行升级。此时就产生出了GDT。

不考虑兼容性的情况下

假设下，如果不考虑向下兼容，则首先需要32位的地址总线，并且需要一个可以进行寻址的32位段寄存，并且由于寄存器和地址总线的位数相同，完全可以直接用寄存器的值进行寻址，而不需要使用段模式寻址。但是，这样会导致之前所有的程序都无法使用，因为过去原有的程序的寻址方式都发生了改变。并且由于32位寄存器可以访问32位的所有地址（也就意味着进程可以访问任意的物理地址），所以只要能控制该寄存器就可以访问任意的地址，也就对内存没有保护的作用。

GDT的产生

为了能够保证向下兼容并且能够对内存进行保护和划分，全局描述符表就产生了。

我们知道在实模式下只能访问1MB的内存，并且使用的段寄存器+偏移地址的方式进行寻址，并且这种访存方式是不存在限制的。为了能够对内存的操作加以限制（也就对内存进行保护），首先想到的方式就是通过查询一个中间表G1，表G1存储了每个地址段的访问权限，例如程序A想要访问0x0F000的内存，则可以先查询表G1，查看该内存地址是否可以让程序A进行访问。通过这种方式就可以对内存进行保护，这样就解决了内存保护的问题。

现在则需要在向下兼容的基础上访问更大的地址空间，由于向下兼容的缘故，所以段寄存器使用的是16位的，那么如何使用16位的段寄存器去寻址32位的内存空间呢？还是同样的方法，就是让段地址+偏移地址不在访问真实地址（这里指程序想要访问的物理地址），而是访问一个中间表G2，而G2则在内存中保存了想要访问的真实地址段，获取到真正的物理地址后由后续的32位寄存器进行访存操作就可以通过16位段寄存器完成4GB的内存访问。而将中间表G1和中间表G2合并就是全局描述符表(GDT)。而此时的段寄存器就不再是用于存储段地址了（此时段寄存器变为段选择子），而是用于存储访问GDT的下标，所以GDT的最大长度取决于段寄存器使用多少位来表示下标。

总结

GDT保存了内存的访问权限、拓展高地址段、段地址大小等数据。在x86中，每个GDT项大小为64位，而段选择子使用13位用于偏移查询，所以GDT有8192（2的13次方）个GDT项。当采用段式内存管理时，则此时GDT项中的地址存储的就是真正的物理地址。而在页式管理中，GDT中存储的数据就不再是物理地址了，而是页表的地址和偏移（所以也把这种地址叫做线性地址）；之后再从页表获取到的地址则是真正的物理地址。