第2課：保護(hù)模式
聲明：轉(zhuǎn)載請保留：
譯者：http://www.shnenglu.com/jinglexy
原作者：xiaoming.mo at skelix dot org
MSN & Email: jinglexy at yahoo dot com dot cn
目標(biāo) 下載源程序
如前文所述，系統(tǒng)上電時處理器處于實模式。事實上，它還有另外一種工作模式：保護(hù)模式。skelix從磁盤啟動后即進(jìn)入該模式。在本課中我們進(jìn)入保護(hù)模式并打印"Hello World!"。
保護(hù)模式的優(yōu)點
在實模式下，處理器不能簡單尋址1MB以外的物理地址（實際上用某些方法是可以的），這等內(nèi)存實在是太少了。所以i386系列處理器提供了保護(hù)模式：基于特權(quán)級的保護(hù)和訪問更大的內(nèi)存地址范圍。我們在這里講的是32位保護(hù)模式，16位保護(hù)模式不在討論之列。
保護(hù)模式最大的好處就是可以直接范圍最大4GB的地址空間，但是經(jīng)過多年的更新?lián)Q代，我們的機(jī)器還沒有達(dá)到4GB內(nèi)存，于是引入了虛擬內(nèi)存的概念，它可以使用硬盤存儲空間作為內(nèi)存使用。保護(hù)模式下對內(nèi)存訪問進(jìn)行保護(hù)，它阻止用戶程序?qū)?nèi)核代碼或數(shù)據(jù)的訪問，應(yīng)用程序的crash也不會影響到整個系統(tǒng)。單個進(jìn)程可以訪問自己獨有的4GB虛擬地址空間，而不是混亂在整個內(nèi)存里面使用，它是通過地址映射來實現(xiàn)的，即邏輯地址轉(zhuǎn)換成虛擬地址的過程。更詳細(xì)的內(nèi)容可以參考Intel的文檔。
概述運(yùn)行原理
好了，讓我們結(jié)束無聊的理論知識吧，本課的目的是使我們的程序進(jìn)入到保護(hù)模式。在保護(hù)模式中，我們?nèi)匀皇褂枚危ㄊ聦嵣希覀儫o法在處理器上禁用段特性），每個段可以訪問單獨的4GB地址空間。段轉(zhuǎn)載在寄存器中，它表示一個描述符選擇子，和實模式一樣使用cs，ds等16位寄存器。這樣說吧：一個內(nèi)存段描述符寄存器 CS = 0x8，我們可以直接訪問0到4G-1地址空間，注意我說的是“可以”，因為可以根據(jù)需要設(shè)置這個段有多大，而不是象實模式那樣限制在64KB。
我上面提到段是用選擇子來表示的，這個說法可能不是很準(zhǔn)確，實際上選擇子是段描述符表的索引。這個描述符表是系統(tǒng)所有可以使用的段的地址和范圍表的入口，一個描述符包括段起始地址，長度，類型（數(shù)據(jù)/代碼/門），特權(quán)級等。為了范圍到特定的內(nèi)存地址，段選擇子和偏移地址表示為如下形式：selector:offset，和實模式一樣。例如，我們讓 0x08選擇子指向B8000（視頻內(nèi)存區(qū)域） 開始的內(nèi)存范圍，這樣我們可以使用8:00000000來范圍視頻內(nèi)存區(qū)域的第一個字節(jié)。在系統(tǒng)中存在以下幾種描述符表：GDT（全局描述符表），LDT（局部描述符表），IDT（中斷描述符表）。當(dāng)進(jìn)入到保護(hù)模式后，所有的內(nèi)存范圍都通過GDT或LDT。
在本課中我們使用GDT，正如它的名字“全局”，GDT可以被所有任務(wù)共享。現(xiàn)在我們來使用一個代碼段和一個數(shù)據(jù)段。
下面是代碼段/數(shù)據(jù)段描述符的格式，一個描述符是8字節(jié)長（64位）：
63_______________56__55__54__53__52__51_____________48_
| 基地址（31到24位） | G |D/B| X | U | 長度（19到16位） |
|_______________________________________________________|
_47__46__45__44____41______40____39_________________32_
| P | DPL | 類型
| A | 基地址（23到16位） |
|_______________________________________________________|
31____________________________________________________16
|
基地址（15到0位）
|
|_______________________________________________________|
16_____________________________________________________
|
長度（15到0位）
|
|_______________________________________________________|
解釋一下：為什么長度只有20位呢，這是因為粒度一般設(shè)置位4K，所以可以表示0到4GB大小的長度范圍。
表-域說明
|
長度(位 15-0)
|
長度的低16位
|
|
基地址(位 15-0)
|
基地址的低16位
|
|
基地址(位 23-16)
|
基地址的中16位
|
|
A
|
是否已訪問
|
|
類型
|
|
位41：
|
對于數(shù)據(jù)/堆棧段，為1表示可寫，為0表示只讀
對于代碼段，為1表示可讀可執(zhí)行，為0表示不可讀可執(zhí)行
|
|
位42：
|
對于代碼段，為0是一般段，為1是一致性代碼段。對于數(shù)據(jù)段，為0表示數(shù)據(jù)段，為1表示堆棧段。
|
|
位43：
|
1表示代碼段，0表示數(shù)據(jù)或堆棧段
|
|
位44：
|
1表示代碼或數(shù)據(jù)段，0表示系統(tǒng)段（中斷門，調(diào)用門，陷阱門）
|
|
|
DPL
|
特權(quán)級：我們只使用兩個，內(nèi)核0級和用戶3級
|
|
P
|
存在位，為1表示在內(nèi)存中。一般在虛擬內(nèi)存管理中會使用到這個位。
|
|
長度(位 19-16)
|
長度的低8位
|
|
U
|
用戶定義位
|
|
X
|
恒為0
|
|
D
|
32位代碼段還是16位代碼段
|
|
G
|
段長度的粒度：4k大小或1字節(jié)
|
|
基地址(位 31-24)
|
基地址的高16位
|
我們從上面看到，一個描述符保護(hù)32位基地址和20位段長界限等屬性。32位基地址表示32位物理地址，是一個段的開始地址，20位長度界限表示這個段的長度。讀者可能注意到2^20只能表示1M大小范圍。為了訪問4GB地址范圍，描述符中使用了G位來表示粒度。當(dāng)G位為1時，粒度為4K，這是可以訪問的范圍是1M * 4K，即4GB大小；如果G為為0，粒度為1字節(jié)，可以訪問的范圍是1M字節(jié)大小。
特權(quán)級保護(hù)是保護(hù)模式的重要概念，為了解釋這個，我們來看一下描述符選擇子。上面已經(jīng)提到了，選擇子是描述符表的一個索引：
15______________________________3___2____1___0__
|
Index |
TI | RPL
|
|_______________________________________________|
|
RPL
|
請求特權(quán)級：requester privilege level
|
|
TI
|
使用 GDT(=0) 或者 LDT(=1)
|
|
Index
|
描述符表索引值
|
應(yīng)用程序特權(quán)級（PL）和 cs寄存器中的PL（即RPL）是類似的。程序在低的特權(quán)級（即PL值更高）不能訪問高特權(quán)級的數(shù)據(jù)段或執(zhí)行高特權(quán)級的代碼段。當(dāng)選擇子載入到寄存器中時，處理器會檢查CPL和RPL，根據(jù)這兩個PL得到一個EPL（恕我直言，作者增加了一個新的概念并不明智），然后比較EPL和描述符中的DPL。當(dāng)EPL的特權(quán)級更高時，才能正確訪問目標(biāo)段。注意，這里只是大致遵循該法則，處理器還要檢測讀寫屬性，存在位等。正如上面圖所描述，選擇子Index是13位的，所以最多可以索引2^13個描述符，即8096個。這只是在GDT中最多索引的描述符個數(shù)，另外每個進(jìn)程都可以有自己的LDT。處理器會保留第一個GDT中的描述符，它應(yīng)當(dāng)被清0，不應(yīng)當(dāng)用作訪問內(nèi)存使用。
進(jìn)入保護(hù)模式
在上一課中，我們從軟盤啟動skelix。現(xiàn)在我們可以執(zhí)行到實模式代碼，并進(jìn)入保護(hù)模式了，一些模式切換的代碼必不可少，并且不準(zhǔn)備讓skelix在返回到那黑暗時代－實模式了。在進(jìn)入保護(hù)模式之前，需要做一些準(zhǔn)備工作，我們先創(chuàng)建GDT：
02/bootsect.s
gdt:
.quad
0x0000000000000000 # 空描述符
.quad
0x00cf9a000000ffff # cs
.quad
0x00cf92000000ffff # ds
.quad
0x0000000000000000 # 用作將來的段描述符
.quad
0x0000000000000000 # 用作將來的段描述符
可以看到，我們在上面定義了5個GDT描述符，但暫時只用到了第2個和第3個。第一個dummy描述符是Intel規(guī)定的，第2個是cs段（代碼段）描述符，下面我們仔細(xì)分析一下這個8字節(jié)值：（紅色表示cs描述符的值域）
|
Bits 15-0
|
FFFFh
|
長度界限低16位
|
|
Bits 39-16
|
000000h
|
段基地址低24位
|
|
Bit 40
|
0b
|
訪問位：設(shè)置為0
|
|
Bit 41
|
1b
|
讀/寫，或讀/執(zhí)行（值表示可讀可執(zhí)行代碼）
|
|
Bit 42
|
0b
|
棧還是數(shù)據(jù)段，普通代碼段還是一致代碼段
|
|
Bit 43
|
1b
|
代碼段還是數(shù)據(jù)段
|
|
Bit 44
|
1b
|
代碼數(shù)據(jù)段，還是門描述符
|
|
Bits 45,46
|
00b
|
內(nèi)核特權(quán)級
|
|
Bit 47
|
1b
|
存在位
|
|
Bits 48-51
|
Fh
|
長度界限高4位
|
|
Bits 52
|
0b
|
軟件可用位，設(shè)置為0
|
|
Bits 53
|
0b
|
設(shè)置為恒0
|
|
Bits 54
|
1b
|
32位段還是16位段
|
|
Bits 55
|
1b
|
粒度為4k還是1字節(jié)
|
|
Bits 63-56
|
00h
|
段基地址高8位
|
根據(jù)上面的解釋，這個段描述符描述的段從00000000地址開始，界限是FFFFF*4K，即4G的32位代碼段。第3個描述符用于數(shù)據(jù)段或堆棧段，區(qū)別在于第43位，設(shè)置為0表示數(shù)據(jù)段。
好了，還是讓程序的使用來說明一切吧。處理器有幾個專門的寄存器用于保護(hù)模式，GDTR寄存器使用LGDT來加載，GDTR是48位寄存器，低16位表示GDT的長度，高32位表示GDT的基地址。
02/bootsect.s
gdt_48:
.word .-gdt-1 當(dāng)前地址減gdt地址減1得到GDT的長度
.long
GDT_ADDR 這里使用了一些常量，如GDT_ADDR，定義在一個頭文件中
02/include/kernel.inc
.set CODE_SEL, 0x08
# 內(nèi)核代碼段選擇子，二進(jìn)制值是00001000，表示GDT的第2項（索引值為1）
.set DATA_SEL, 0x10 # 內(nèi)核代碼段選擇子
.set IDT_ADDR, 0x80000 # IDT 起始地址
我們將所有數(shù)據(jù)設(shè)置為固定地址，IDT表（后面課程會介紹到）是所有數(shù)據(jù)的起始部分。
.set IDT_SIZE, (256*8) # IDT 大小
.set GDT_ADDR,
(IDT_ADDR+IDT_SIZE) # GDT 在 IDT的后面
我們用GDT_ADDR，而不是用bootsector.s文件中的gdt符合，是因為在進(jìn)入保護(hù)模式后7c00地址將被覆蓋，于是我們把系統(tǒng)中用到的一些表搬移到固定地址。
.set GDT_ENTRIES, 5 # GDT 有 5個描述符
# 空描述符
# 內(nèi)核代碼段描述符
# 內(nèi)核數(shù)據(jù)段描述符
# 當(dāng)前進(jìn)程tss
# 當(dāng)前進(jìn)程ldt
在skelix我們使用了5個GDT描述符，這里我們先介紹前3個，最后兩個將會在后面的課程中介紹。
.set GDT_SIZE, (8*GDT_ENTRIES)
# GDT 大小，每個描述符是8個字節(jié)大小，所以GDT大小是該值，但是我們用的并不是它
.set KERNEL_SECT, 72 # 內(nèi)核大小，單位是，36k對于現(xiàn)在來說已經(jīng)足夠了
.set STACK_BOT, 0xa0000 # 堆棧從640K 內(nèi)存處開始向下增長，應(yīng)該是STACK_TOP才對？
下載我們來看一下引導(dǎo)程序
02/bootsect.s
.text
.globl start
.include "kernel.inc"
include the above file
.code16
start:
jmp
code
gdt:
.quad
0x0000000000000000 # null descriptor
.quad
0x00cf9a000000ffff # cs
.quad
0x00cf92000000ffff # ds
.quad
0x0000000000000000 # reserved for further use
.quad
0x0000000000000000 # reserved for further use
gdt_48:
.word .-gdt-1
.long GDT_ADDR
code:
xorw
%ax, %ax
movw
%ax, %ds # 數(shù)據(jù)段 = 0x0000
movw
%ax, %ss # 堆棧段
= 0x0000
movw
$0x1000,%sp # 保護(hù)模式前用的堆棧，不要讓他覆蓋到7c00處的引導(dǎo)程序即可
# 我們將加載內(nèi)核到地址 0x10000
movw $0x1000,%ax
movw
%ax, %es
xorw
%bx, %bx # es:bx 加載內(nèi)核的目標(biāo)地址
movw
$KERNEL_SECT,%cx
movw
$1, %si # 0，跳過去，所以是1
rd_kern:
call
read_sect # 入口參數(shù)：si是起始扇區(qū)數(shù)，es:bx是指定內(nèi)存地址
addw
$512, %bx
incw %si
loop rd_kern
我們先把內(nèi)核讀到0x10000這個臨時地址，然后再把它搬移到0x0（進(jìn)入保護(hù)模式后搬移）。這個函數(shù)講起來有些煩，讀者可以自己分析：）
cli #
就要進(jìn)入保護(hù)模式了，所以關(guān)掉實模式下的中斷
cld # 將內(nèi)核的前512字節(jié)移到0x0
movw $0x1000,%ax
movw
%ax, %ds
movw $0x0000,%ax
movw
%ax, %es
xorw
%si, %si
xorw
%di, %di
movw $512>>2,%cx
rep
movsl
為什么要這樣做？因為內(nèi)核的這個部分是load.s這個文件編譯出來的（本課后面會介紹到），load.s會讀取“真正的內(nèi)核”到0x200處，但是在這一課，我們只準(zhǔn)備打印"Hello
World!"，除此之外什么都不做。
xorw
%ax, %ax
movw
%ax, %ds # 復(fù)位
ds 為 0x0000
movw
$GDT_ADDR>>4,%ax # (0x80000 +
256 * 8) >> 2
movw
%ax,
%es # gdt所在的數(shù)據(jù)段
movw
$gdt, %si
xorw
%di, %di # 從ds:si 拷貝到 es:di中
movw
$GDT_SIZE>>2,%cx # 拷貝數(shù)據(jù)段中的gdt到指定地址
rep
movsl
enable_a20:
inb
$0x64, %al
testb $0x2, %al
jnz enable_a20
movb $0xbf, %al
outb
%al, $0x64
這種開啟a20地址線的方法來自一本書："The Undocumented PC"，中文紙版是《PC技術(shù)內(nèi)幕》，可惜已絕版。a20地址線通過鍵盤控制器一個端口使能（ibm早期這樣設(shè)計），當(dāng)系統(tǒng)啟動時，該地址線是關(guān)閉的，使能它之后才能訪問1MB以外的地址空間。
lgdt
gdt_48
# 加載gdt地址到寄存器中
# 進(jìn)入保護(hù)模式
movl
%cr0, %eax
orl
$0x1, %eax
movl %eax,
%cr0 # 使能CR0 控制寄存器中的PE位（即第0位）
現(xiàn)在我們已經(jīng)進(jìn)入到保護(hù)模式了，是不是簡單的另你不敢相信？呵呵
ljmp $CODE_SEL, $0x0
我們還需要進(jìn)行一個絕對地址跳轉(zhuǎn)，因為解碼管線中預(yù)取了16位指令，需要刷新成后面的32位指令。關(guān)于ia32的指令預(yù)取和解碼管線，網(wǎng)絡(luò)上有很多相關(guān)的文章，建議讀者閱讀一下相關(guān)文章。這個指令跳轉(zhuǎn)到0x08描述符選擇子指向的偏移0x的指令處，并開始執(zhí)行，這個描述符即GDT中的第2項：內(nèi)核代碼段描述符。代碼就是load.s的開始處，一會我們開始分析load.s這個程序。
bootsector.s中的函數(shù)：
# 輸入: si: LBA 地址，從0開始
# 輸出
es:bx 讀取扇區(qū)到這個內(nèi)存地址
read_sect:
pushw %ax
pushw %cx
pushw %dx
pushw %bx
movw
%si, %ax
xorw
%dx, %dx
movw
$18, %bx # 對于1.44M軟盤：每磁道18扇區(qū)
divw %bx
incw %dx
movb
%dl, %cl # cl = 扇區(qū)號
xorw
%dx, %dx
movw
$2, %bx # 每磁道2磁頭
divw %bx
movb
%dl, %dh # 磁頭
xorb
%dl, %dl # 軟驅(qū)號
movb
%al, %ch # 柱面
popw %bx
# 讀取到：es:bx
rp_read:
movb $0x1,
%al # 讀1個扇區(qū)
movb
$0x2, %ah
int $0x13
jc rp_read
popw %dx
popw %cx
popw %ax
ret
.org 0x1fe,
0x90
# 填充nop指令，機(jī)器碼是0x90
.word 0xaa55
當(dāng)我們進(jìn)入到保護(hù)模式后，所有的通用寄存器和段寄存器保持原來實模式的值，代碼段從特權(quán)級0開始執(zhí)行。load.s文件將從地址0處開始執(zhí)行。
02/load.s
.text
.globl pm_mode
.include "kernel.inc"
.org
0 #
告訴加載器，該代碼將從邏輯地址0開始執(zhí)行。它也是物理地址0。
pm_mode:
movl $DATA_SEL,%eax
movw %ax,
%ds
movw
%ax, %es
movw
%ax, %fs
movw
%ax, %gs
movw
%ax, %ss
movl
$STACK_BOT,%esp # 所有數(shù)據(jù)段選擇子設(shè)置為0x10，即GDT的第3項，特權(quán)級為0。這個步驟非常重要！
cld
movl
$0x10200,%esi # 在bootsector程序中，我們將內(nèi)核加載到了0x10200這個地址
movl $0x200,
%edi # 現(xiàn)在把內(nèi)核搬移到0x200
movl
$KERNEL_SECT<<7,%ecx # 拷貝2^7次方個，注意下面是movsl，每次4個字節(jié)
rep
movsl
movb $0x07,
%al #
顏色
movl $msg,
%esi
movl $0xb8000,%edi
1:
cmp
$0,
(%esi) #
打印"Hello World!"字符串
je 1f
movsb
stosb
jmp 1b
1: jmp 1b
msg:
.string "Hello World!\x0"
現(xiàn)在我們用圖來清晰的描述它，引導(dǎo)程序被加載在00007c00，它設(shè)置棧頂在00001000，然后讀取內(nèi)核到00001000，然后把內(nèi)核映象的前一個sector（即load.s）程序讀到地址0。在load.s程序中移到內(nèi)核到地址0。
圖1 圖2
|
| |___________________|a0000
|
| |
內(nèi)核棧 |
| GDT
| | |
| IDT
| | GDT/IDT |
|___________________| 8000：系統(tǒng)數(shù)據(jù) |___________________|80000
|
| | |
|
| | |
|
| | |
| 內(nèi)核
| | |
|
| | |
|___________________|10000 | |
|
| | |
|
| | |
|___________________|7e00 | |
| bootsector.s
| | |
|___________________|7c00 | |
|
| | |
|
| |___________________|
|
| | |
|
| | |
|___________________|1000 | 內(nèi)核 |
| stack
| | |
|___________________|200 |___________________|200
| load.s | | |
|___________________|0 |___________________|0
當(dāng)進(jìn)入到保護(hù)模式后，load.s移到內(nèi)核到它后面，設(shè)置內(nèi)核棧，如圖2。
最后，我們翻開Makefile看看：
02/Makefile
AS=as
-Iinclude -I選項告訴匯編工具查找頭文件的路徑
LD=ld
KERNEL_OBJS= load.o 到現(xiàn)在為止，內(nèi)核只保護(hù)load.s匯編文件
.s.o:
${AS} -a $< -o $*.o >$*.map
all: final.img
final.img: bootsect kernel
cat bootsect kernel > final.img
@wc -c final.img
bootsect: bootsect.o
${LD} --oformat binary -N -e start -Ttext 0x7c00 -o bootsect $<
kernel: ${KERNEL_OBJS}
${LD} --oformat binary -N -e pm_mode -Ttext 0x0000 -o $@ ${KERNEL_OBJS}
@wc -c kernel
內(nèi)核代碼段鏈接在0x0000
clean:
rm -f *.img kernel bootsect *.o
執(zhí)行make，用vmware運(yùn)行一下剛才的image看看，是不是hello world呢。