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操作系统真象还原——第5章 保护模式进阶，向内核迈进

news 2025/6/15 18:12:17

第5章 保护模式进阶，向内核迈进

  1. BIOS中断利用0x15子功能0xe802获取内存

  2. 汇编语言子功能的调用

    • 填写调用前相关寄存器
    • 进行int中断调用
    • 获取返回结果输出到对应寄存器的值

  3. 80286 拥有24 位地址线，其寻址空间是16MB 。有一些ISA 只使用15MB，剩下的1MB作为缓冲区，为了兼容保留了下来，但是现在很少ISA设备，操作系统不可以用此段内存空间。所以成为了内存空洞memory hole。

  4. BIOS的0x15中断获取内存空间的三个子功能

    • eax=0xe820：遍历主机上全部内存
    • ax = 0xe801：分别检测出低15MB和16~4GB的内存
    • ah = 0x88：最多检测出64MB内存

  5. 查询内存信息的loader

    %include "boot.inc"
section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR
LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR
jmp start
; 定义三个GDT描述符，第0个无效初始化为0
GDT_START:	dd 0x00000000dd 0x00000000CODE_DESC: 	dd 0x0000FFFFdd DESC_CODE_HIGH4STACK_DATA_DESC: 	dd 0x0000FFFFdd DESC_DATA_HIGH4VIDIO_DESC: dd 0x80000007dd DESC_VIDEO_HIGH4GDT_SIZE equ $-GDT_START ; 当前地址-GDT起始地址是GDT的范围
GDT_LIMIT equ GDT_SIZE-1 ; -1转化成物理地址
times 60 dq 0 ; dp是8个字节，申请60个8字节的空间并初始化为0;段选择子创建
SELECT_CODE equ (0x0001<<3)+TI_GDT+RPL0 ; =0x1000 + 000 +00
SELECT_DATA equ (0x0002<<3)+TI_GDT+RPL0
SELECT_VIDIO equ (0x0003<<3)+TI_GDT+RPL0;total_mem_bytes 用于保存内存容量，以字节为单位，此位置比较好记
total_mem_bytes dd 0 ; 申请四个字节的空间初始化为0
ards_buf times 241 db 0 ; 申请241个字节的空间初始化为0
ards_nr dw 0 ; 申请四个字节的空间
; GDT的指针，前两个字节是gdt的界限，后四个字节是gdt的起始地址
gdt_ptr dw GDT_LIMITdd GDT_START
; int 15h eax = 0000E820h,edx=534D4150h,则为获取内存布局
start:xor ebx,ebx	; 第一次调用时，ebx清0mov edx,0x534d4150	; edx只赋值一次，循环体内不会改变mov di,ards_buf		; ards结构缓冲区e820_mem_get_loop:	; 循环获取每个ARDS内存范围描述结构mov eax,0x0000e820; 执行int 0x15后，eax值变为0x534d4150，所以没此次执行int都要更新子功能号mov ecx,20	; ARDS的地址范围描述符结构打消此为20字节int 0x15add di,cx	; 使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS 结构位置inc word [ards_nr]	; 记录ards的数量cmp ebx,0	; 若ebx为0且cf不为1，说明ards全部返回jnz e820_mem_get_loop; 在所有ards结构中，找出最大值，即内存的容量mov cx,[ards_nr]mov ebx,ards_bufxor edx,edx	; edx存放最大内存容量，在此先清零
; 冒泡排序找最大的内存容量，并存放到edx中
find_max_mem_loop:mov eax,[ebx]add eax,[ebx+8]add ebx,20cmp edx,eaxjge nextmov edx,eax
next:
loop find_max_mem_loop
mov [total_mem_bytes],edx
; 打开A20
in al,0x92
or al,0000_0010B
out 0x92,al
; 加载GDT
lgdt [gdt_ptr]
; 将cr0的pe位置1
mov eax,cr0
or eax,0x00000001
mov cr0,eax
; 刷新流水线
jmp dword SELECT_CODE:mode_start[bits 32]
mode_start:mov ax,SELECT_DATAmov ds,axmov es,axmov ss,axmov esp,LOADER_STACK_TOPmov ax,SELECT_VIDIOmov gs,axmov byte [gs:160],'P'jmp $

  6. 成功截图
    [外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-7hQ65SRj-1689072108287)(C:\Users\waterstop\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20220226103917712.png)]

  7. 运行脚本改进

    • 增加&&，使得指令只能顺序执行
    • / 用于shell指令换行，清晰美观
    #!/bin/bash
rm -rf ./hd.img &&\
bin/bximage -hd -mode="flat" -size=60 -q hd.img &&\
nasm -I include/ -o mbr.bin mbr.s &&\
dd if=mbr.bin of=hd.img bs=512 count=1 conv=notrunc &&\
nasm -I include/ -o loader.bin loader.s &&\
dd if=loader.bin of=hd.img bs=512 count=4 seek=2 conv=notrunc &&\
bin/bochs -f bochsrc

  8. 操作系统和硬件是相互依赖、相互推动、相互促进而发展起来的

  9. 内存和硬盘中的数据都是以二进制存储的

  10. 内存分页机制的基础原理：通过映射将连续的线性地址也任意的物理内存地址相关联，逻辑上连续的线性地址其对应的物理地址可以不连续

  11. 通过段基址+偏移地址获得的线性地址，再检查线性地址

    • 分页机制打开：使用线性地址在页表中查询
    • 分页机制关闭：将线性地址作为物理地址直接使用

  12. 分页机制的作用

    • 将线性地址转换成物理地址
    • 用大小相等的页代替大小不等的段

  13. 4G的线性地址空间属于所有进程的共享资源，其中标注为已分配页的内存块被分配给了其他进程，当前进程只能使用未分配页。

  14. 逻辑地址与物理地址的对应关系称为映射，而页表存储了这种映射关系

  15. 页表的地址转换：用线性地址的高20 位在页表中索引页表项，用线性地址的低12 位与页表项
    中的物理地址相加，所求的和便是最终线性地址对应的物理地址。

  16. 页表是用于管理内存的数据结构，也要占用内存

  17. 二级页表机制

    • 容量：页目录表中有1024个页表，每个页表中有1024个物理页，即总容量为1024*1024*4KB = 4GB
    • 作用：32位的虚拟地址中，高10 位在页目录表中索引一个页目录项PDE，页目录项中有页表物理地址。中间10 位在页表中索引到某个页表项PTE，页表项中有分配的物理页地址。用获得物理页地址和低12 位作为页内偏移量用于在已经定位到的物理页内寻址
    • 访问页表内的任何数据都要使用物理地址，页目录表项和页表项都是4字节，所以真正的表内物理地址需要*4

  18. 页目录项及页表项
    image-20220227110150755

    • P（Present），存在位，1表示该页存在于物理内存中，0表示该页不在物理内存中
    • RW（Read/Write），读写位，1表示可读可写，0表示可读不可写
    • US（User/Supervisor），用户权限位，1表示任意特权均可访问该页，0表示3特权不可访问而0，1，2特权可以访问
    • PWT（Page-level Write-Through），业级通写位，是否使用告诉缓存的通写改善该页的访问效率
    • PCD（Page-level Cache Disable），页级告诉缓存禁止位，1表示该页启用告诉缓存，0表示该页不可被告诉缓存
    • A(Accessed)，访问位，由CPU进行设置，1表示被CPU访问过。系统定期清0，记录一段时间内的次数，表征内存页的使用率，来决定是否进行换页处理
    • D（Dirty），脏页位，CPU对一个页面执行写操作时，D位置1，仅对页表项有用
    • PAT（Page Attribute Table）页属性表位，用于设置内存属性
    • G（Global），全局位，1表示全局页可以一直存放在高速缓存TLB中，0表示不是全局页
    • AVL（Available），可用位

  19. 启用分页机制的步骤

    • 准备好页目录表及页表
    • 将页表地址写入控制寄存器cr3
    • 寄存器cr0的PG位置1（分页机制的开关）

  20. 控制寄存器cr3 用于存储页表物理地址，所以cr3 寄存器又称为页目录基址寄存器

  21. 控制寄存器和通用寄存器可以相互间进行数据的传递，所以可以使用mov进行处理

  22. 操作系统安全机制：用户进程必须运行在低特权级，当用户进程需要访问硬件相关的资源时，需要向操作系统申请，由操作系统去做，之后将结果返回给用户进程。

  23. 分页模式

    LOADER_BASE_ADDR equ 0x900 
LOADER_START_SECTOR equ 0x2
PAGE_DIR_TABLE_POS	equ 0x100000
;--------------   gdt描述符属性  -------------
DESC_G_4K   equ	  1_00000000000000000000000b   
DESC_D_32   equ	   1_0000000000000000000000b
DESC_L	    equ	    0_000000000000000000000b	;  64位代码标记，此处标记为0便可。
DESC_AVL    equ	     0_00000000000000000000b	;  cpu不用此位，暂置为0  
DESC_LIMIT_CODE2  equ 1111_0000000000000000b
DESC_LIMIT_DATA2  equ DESC_LIMIT_CODE2
DESC_LIMIT_VIDEO2  equ 0000_000000000000000b
DESC_P	    equ		  1_000000000000000b
DESC_DPL_0  equ		   00_0000000000000b
DESC_DPL_1  equ		   01_0000000000000b
DESC_DPL_2  equ		   10_0000000000000b
DESC_DPL_3  equ		   11_0000000000000b
DESC_S_CODE equ		     1_000000000000b
DESC_S_DATA equ	  DESC_S_CODE
DESC_S_sys  equ		     0_000000000000b
DESC_TYPE_CODE  equ	      1000_00000000b	;x=1,c=0,r=0,a=0 代码段是可执行的,非依从的,不可读的,已访问位a清0.  
DESC_TYPE_DATA  equ	      0010_00000000b	;x=0,e=0,w=1,a=0 数据段是不可执行的,向上扩展的,可写的,已访问位a清0.DESC_CODE_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_CODE2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_CODE + DESC_TYPE_CODE + 0x00
DESC_DATA_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_DATA2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0x00
DESC_VIDEO_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_VIDEO2 + DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0x0b;--------------   选择子属性  ---------------
RPL0  equ   00b
RPL1  equ   01b
RPL2  equ   10b
RPL3  equ   11b
TI_GDT	 equ   000b
TI_LDT	 equ   100b
;--------页表相关属性----------
PG_P	equ		1b
PG_RW_R	equ		00b
PG_RW_W	equ		10b
PG_US_S	equ		000b
PG_US_U	equ		100b

    %include "boot.inc" ; 导入自己写的宏文件
section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR ; 指明该段段内汇编的起始地址，值为0x900
LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR
jmp start ; 汇编语言是同时编译，顺序执行，但是下面的初始化也已经写入了内存中
; -------------------定义段描述符及其段选择子---------------------
; 定义三个GDT描述符，第0个无效初始化为0 
; dd表示四个字节，一个字节是8个二进制位数
GDT_START:	dd 0x00000000dd 0x00000000
; 根据段选择子位功能进行的拼凑		
CODE_DESC: 	dd 0x0000FFFFdd DESC_CODE_HIGH4STACK_DATA_DESC: 	dd 0x0000FFFFdd DESC_DATA_HIGH4VIDIO_DESC: dd 0x80000007dd DESC_VIDEO_HIGH4GDT_SIZE equ $-GDT_START ; 当前地址-GDT起始地址是GDT的范围
GDT_LIMIT equ GDT_SIZE-1 ; -1转化成物理地址
times 60 dq 0 ; dp是8个字节，申请60个8字节的空间并初始化为0;段选择子创建 GDT中段描述符下标+TI+RPL
SELECT_CODE equ (0x0001<<3)+TI_GDT+RPL0 ; =0x1000 + 000 +00
SELECT_DATA equ (0x0002<<3)+TI_GDT+RPL0
SELECT_VIDIO equ (0x0003<<3)+TI_GDT+RPL0
;---------获取内存容量-------------------------------------------
;total_mem_bytes 用于保存内存容量，以字节为单位，此位置比较好记
total_mem_bytes dd 0 ; 申请四个字节的空间初始化为0
ards_buf times 241 db 0 ; 申请241个字节的空间初始化为0
ards_nr dw 0 ; 申请2个字节的空间
; GDT的指针，前两个字节是gdt的界限，后四个字节是gdt的起始地址
gdt_ptr dw GDT_LIMITdd GDT_START
; int 15h eax = 0000E820h,edx=534D4150h,则为获取内存布局
start:xor ebx,ebx	; 第一次调用时，ebx清0mov edx,0x534d4150	; edx只赋值一次，循环体内不会改变mov di,ards_buf		; ards结构缓冲区e820_mem_get_loop:	; 循环获取每个ARDS内存范围描述结构mov eax,0x0000e820; 执行int 0x15后，eax值变为0x534d4150，所以没此次执行int都要更新子功能号mov ecx,20	; ARDS的地址范围描述符结构打消此为20字节int 0x15add di,cx	; 使di增加20字节指向缓冲区中新的ARDS 结构位置inc word [ards_nr]	; 记录ards的数量cmp ebx,0	; 若ebx为0且cf不为1，说明ards全部返回jnz e820_mem_get_loop; 在所有ards结构中，找出最大值，即内存的容量mov cx,[ards_nr]mov ebx,ards_bufxor edx,edx	; edx存放最大内存容量，在此先清零
; 冒泡排序找最大的内存容量，并存放到edx中
find_max_mem_loop:mov eax,[ebx]add eax,[ebx+8]add ebx,20cmp edx,eaxjge nextmov edx,eax
next:
loop find_max_mem_loop
mov [total_mem_bytes],edx
; 打开A20
in al,0x92
or al,0000_0010B
out 0x92,al
; 加载GDT
lgdt [gdt_ptr]
; 将cr0的pe位置1
mov eax,cr0
or eax,0x00000001
mov cr0,eax
; 刷新流水线
jmp dword SELECT_CODE:mode_start[bits 32]
mode_start:mov ax,SELECT_DATAmov ds,axmov es,axmov ss,axmov esp,LOADER_STACK_TOPmov ax,SELECT_VIDIOmov gs,ax
; 创建页目录及页表并初始化页内存位图call setup_page;要将描述符表地址及偏移量写入内存gdt_ptr,一会用新地址重新加载sgdt [gdt_ptr]	      ; 存储到原来gdt所有的位置;将gdt描述符中视频段描述符中的段基址+0xc0000000mov ebx, [gdt_ptr + 2]  or dword [ebx + 0x18 + 4], 0xc0000000  ;视频段是第3个段描述符,每个描述符是8字节,故0x18。;段描述符的高4字节的最高位是段基址的31~24位;将gdt的基址加上0xc0000000使其成为内核所在的高地址add dword [gdt_ptr + 2], 0xc0000000add esp, 0xc0000000        ; 将栈指针同样映射到内核地址; 把页目录地址赋给cr3mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POSmov cr3, eax; 打开cr0的pg位(第31位)mov eax, cr0or eax, 0x80000000mov cr0, eax;在开启分页后,用gdt新的地址重新加载lgdt [gdt_ptr]             ; 重新加载mov  byte [gs:160], 'V';jmp $;;-------------   创建页目录及页表   ---------------
setup_page:
;先把页目录占用的空间逐字节清0，避免随机数据	
; 利用PAGE_DIR_TABLE_POS 作为基址， esi作为变址，然后通过188行的
; inc esi，每次使esi 自增1，逐步完成4096 字节的清0工作，ecx存储loop循环次数mov ecx, 4096	; 目录页表为4KBmov esi, 0
.clear_page_dir:mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS + esi], 0 ; 大写的是页目录表物理地址的宏，值为0x100000inc esiloop .clear_page_dir;开始创建页目录项(PDE)
.create_pde:				     ; 创建Page Directory Entrymov eax, PAGE_DIR_TABLE_POSadd eax, 0x1000 			     ; 此时eax为第一个页表的位置及属性mov ebx, eax				     ; 此处为ebx赋值，是为.create_pte做准备，ebx为基址。;   下面将页目录项0和0xc00都存为第一个页表的地址，
;   一个页表可表示4MB内存,这样0xc03fffff以下的地址和0x003fffff以下的地址都指向相同的页表，
;   这是为将地址映射为内核地址做准备or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P	     ; 页目录项的属性RW和P位为1,US为1,表示用户属性,所有特权级别都可以访问.mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0x0], eax       ; 第1个目录项,在页目录表中的第1个目录项写入第一个页表的位置(0x101000)及属性(3)mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 0xc00], eax     ; 一个页表项占用4字节,0xc00表示第768个页表占用的目录项,0xc00以上的目录项用于内核空间,; 也就是页表的0xc0000000~0xffffffff共计1G属于内核,0x0~0xbfffffff共计3G属于用户进程.sub eax, 0x1000mov [PAGE_DIR_TABLE_POS + 4092], eax	     ; 使最后一个目录项指向页目录表自己的地址;下面创建页表项(PTE)mov ecx, 256				     ; 1M低端内存 / 每页大小4k = 256mov esi, 0mov edx, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P	     ; 属性为7,US=1,RW=1,P=1
.create_pte:				     ; 创建Page Table Entrymov [ebx+esi*4],edx			     ; 此时的ebx已经在上面通过eax赋值为0x101000,也就是第一个页表的地址 add edx,4096inc esiloop .create_pte;创建内核其它页表的PDEmov eax, PAGE_DIR_TABLE_POSadd eax, 0x2000 		     ; 此时eax为第二个页表的位置or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P  ; 页目录项的属性RW和P位为1,US为0mov ebx, PAGE_DIR_TABLE_POSmov ecx, 254			     ; 范围为第769~1022的所有目录项数量mov esi, 769
.create_kernel_pde:mov [ebx+esi*4], eaxinc esiadd eax, 0x1000loop .create_kernel_pderet

  24. 成功截图
    image-20220227170941159

  25. 汇编代码编译成机器码后，加载到内存中，在不进行编译优化的情况下，源码和对应地址的二进制编码相对应，即紧跟jmp指令后面的内存空间的定义（dd、dw···）不是jmp直接跳过的，可以认为无优化编译是一种静态的翻译，而CPU真正执行时，对应的内存空间已经存入对应的值
    image-20220227181831664

  26. PDE是页目录项，PTE是页表项

  27. 当物理内存不足时，操作系统的虚拟内存管理机制有可能会将该PDE 或PTE 指向的物理页框换出到磁盘上，此时PDE 或PTE 的P 位便被操作系统置为0，处理器访问该PDE 或PTE时会触发page_fault 缺页异常，操作系统为该异
    常注册了中断处理程序，该程序会将所缺的页从磁盘上重新加载到内存中，并将P 位置为1

  28. 为什么GDT中的第0个描述符总是为空

    ​ GDT中的第0个段描述符不可访问，因为未初始化的选择子值为0，避免错误访问到第0个描述符。

    ​ GDT和IDT是整个系统一张，而LDT可以每个任务独占一长，用于存储每个任务私有的段的信息，所以当任务发生切换时，LDT也要随之切换，CPU中专门用一个16位的寄存器LDTR来存储当前任务的LDT在GDT中的描述符的选择子，以此来定位当前任务的LDT。同时也存在这么一种情况，那就是一个任务使用的所有段都是系统全局的，它不需要用LDT来存储私有段信息，因此，当系统切换到这种任务时，会将LDTR寄存器赋值成一个空（全局描述符）选择子，选择子的描述符索引值为0，TI指示位为0，RPL可以为任意值，用这种方式表明当前任务没有 LDT。这里的空选择子因为TI为0，所以它实际上指向了GDT的第0项描述符，第0项的作用类似于C语言中NULL的用法，它虽然是一个描述符，但却只起到到了标志的作用，规定GDT的第0项描述符为空描述符，其8个字节全为0，就是这个原因。如果把前面的空描述符选择子的TI位改为1，使之指向LDT 中的0号描述符，这样的选择子就不是空选择子，它指向的LDT中的0号描述符是可以正常使用的，也就是LDT中没有空描述符一说

  29. 进入分页机制运行模式：数据在内存中最终以物理地址来访问，但访问任何物理地址都需要通过虚拟地址

  30. 二级页表可以通过增加或删除页表项或页目录项进行动态增减。

  31. 页表是将虚拟地址转换成物理地址的映射表，在分页机制下，如何用虚拟地址访问到页表自身呢？

    • 虚拟地址直接与物理地址一一对应（不用）

    • 虚拟地址与物理地址乱序映射

      先要从CR3 寄存器中获取页目录表物理地址，然后用虚拟地址的高10 位乘以4 的积作为在页目录表中的偏移量去寻址目录项pde ，从pde 中读出页表物理地址，然后再用虚拟地址的中间10 位乘以4 的积作为在该页表中的偏移量去寻址页表项pte，从该pte 中读出页框物理地址，用虚拟地址的低12 位作为该物理页框的偏移量(物理地址为基址，逻辑地址乘以4作为偏移量)

  32. 在虚拟机中使用info tab命令可以获取逻辑和物理地址的映射关系

  33. 用虚拟地址获取页表

    • 获取页目录表物理地址：让虚拟地址的高20 位为0xfffff，低12 位为0x000 ，即0xfffff000，这也是页目录表中第0 个页目录项自身的物理地址。
    • 访问页目录中的页目录项，即获取页表物理地址：要使虚拟地址为Oxffiffxxx ，其中xxx 是页目录项的索引乘以4 的积。
    • 访问页表中的页表项z 要使虚拟地址高10 位为0x3ff，目的是获取页目录表物理地址。中间10 位为页表的索引，因为是10 位的索引值，所以这里不用乘以4 低12 位为页表内的偏移地址，用来定位页表项，它必须是己经乘以4 后的值。

  34. 虚拟地址和物理地址的转换需要频繁进行内存访问，处理器中断等待资源被浪费。快表TLB（Translation Lookaside Buffer）用来专门存储虚拟地址页框和物理地址页框的映射关系，根据程序的局部性，减少到内存的访问，匹配高速的处理器速率和低速的内存访问速度。处理器在寻址之前优先访问TLB，会用虚拟地址的高20 位作为索引来查找TLB 中的相关条目，如果命中则返回虚拟地址所映射的物理页框地址，否则会查询内存中的页表，获得页框物理地址后再更新TLB。而且只有P 位为1 的页表项才有资格在TLB 中，如果TLB 被装满了，需要将很少使用的条目换出。

  35. TLB对方程序员透明，但是可以间接进行更新TLB

    • 重新加载CR3
    • 使用invlpg 虚拟地址，可以刷新TLB中的该虚拟地址表项

  36. 标准库程序是对于系统调用的效率和规范的平衡

  37. gcc编译后生成的.o文件知识一个目标文件，还需要进行重定位（给文件中的所有符号安排地址）

  38. 操作系统是给用户提供功能支持的平台

  39. BIOS 调用mbr, mbr 的地址是0x7c00， mbr 调用loader，loader 的地址是0x900。这
    两个地址是固定的

  40. 不同平台的c 编译器也会根据系统平台自动添加文件头，文件头用来描述程序的内存布局信息，通常有8个字节，前四个是程序的长度，后四个是程序的入口地址（控制信息）

  41. Windows下可执行文件的格式是PE（exe只是扩展名），Linux下可执行文件格式是ELF，是经过编译链接后可以直接运行的文件

  42. 执行的程序由段（segment）和节（section）组成，多个节经过链接后合并成了一个段

  43. 硬盘中的不同程序尽量不要完全相邻，隔开点不容易出现问题

  44. gcc常用参数

    • -c 的作用是编译、汇编到目标代码，不进行链接，也就是直接生成目标文件。
    • -o 的作用是将输出的文件以指定文件名来存储，有同名文件存在时直接覆盖。

  45. .o文件是一个待重定位文件，即文件中的符号地址需要其他目标文件进行地址编排，才能链接成为一个可执行文件

  46. 程序的开头常常有函数或数据的定义，所以入口地址通常不是函数的开始处，main 函数通常在运行库代码初始化完环境后才被调用。

  47. ELF文件开头必然是0x7f 45 4c 46，后三位为字符串ELF的ascii

    // ELF的头
#define EI_NIDENT 16
struct Elf32_Ehdr            //共52个字节    //Ehdr表示ELF header
{unsigned char  e_ident[EI_NIDENT];Elf32_Half e_type;        //类型包括：可执行文件、可重定向文件、共享目标文件等Elf32_Half e_machine;     //有X86、arm之类Elf32_Word e_version;Elf32_Addr e_entry;       //可执行程序的入口地址Elf32_Off e_phoff;        //Program头表的偏移地址Elf32_Off e_shoff;        //Section头表的偏移地址Elf32_Word e_flags;Elf32_Half e_ehsize;      //本结构体的sizeElf32_Half e_phentsize;   //单个Program头的sizeElf32_Half e_phnum;       //Segment头表中Segment头的个数Elf32_Half e_shentsize;   //单个Section头的szieElf32_Half e_shnum;       //Section头表中Section头的个数Elf32_Half e_shstrndx;    //储存Section名字集合的Section的下标，指".shstrtab"的下标
};

  48. 内存空间的规划最好隔开一点，对于不再使用的进行无情的覆盖

内核运行完整代码

选的课太多了，两个月没搞，有点忘记了，把所有的程序代码整理注释了一遍，下面是运行程序和过程

  1. include/boot.inc

    ;------------------- 进入loader所需要的宏 --------------------------LOADER_START_SECTOR equ 2
LOADER_BASE_ADDR equ 0x600 ;博客名字是Love 6 干脆就把Loader设置加载到0x600;-------------------- gdt描述符属性 --------------------------------
;我查了查下划线的作用 其实没有任何作用 这里仅仅为了方便 确定哪些位为我们想要设置数而专门用的下划线分割
;上面的第多少位都是针对的高32位而言的 参照博客的图 DESC_G_4K equ 1_00000000000000000000000b ;第23位G 表示4K或者1MB位 段界限的单位值 此时为1则为4k 
DESC_D_32 equ 1_0000000000000000000000b  ;第22位D/B位 表示地址值用32位EIP寄存器 操作数与指令码32位
DESC_L    equ 0_000000000000000000000b   ;第21位 设置成0表示不设置成64位代码段 忽略
DESC_AVL  equ 0_00000000000000000000b    ;第20位 是软件可用的 操作系统额外提供的 可不设置DESC_LIMIT_CODE2  equ  1111_0000000000000000b   ;第16-19位 段界限的最后四位 全部初始化为1 因为最大段界限*粒度必须等于0xffffffff
DESC_LIMIT_DATA2  equ  DESC_LIMIT_CODE2         ;相同的值  数据段与代码段段界限相同
DESC_LIMIT_VIDEO2 equ	0000_0000000000000000b	  ;第16-19位 显存区描述符VIDEO2 书上后面的0少打了一位 这里的全是0为高位 低位即可表示段基址DESC_P            equ 	1_000000000000000b	  ;第15位  P present判断段是否存在于内存  
DESC_DPL_0        equ  00_0000000000000b         ;第13-14位 这两位更是重量级 Privilege Level 0-3
DESC_DPL_1        equ  01_0000000000000b	  ;0为操作系统 权力最高 3为用户段 用于保护
DESC_DPL_2        equ  10_0000000000000b
DESC_DPL_3        equ  11_0000000000000bDESC_S_sys        equ  0_000000000000b           ;第12位为0 则表示系统段 为1则表示数据段
DESC_S_CODE       equ  1_000000000000b           ;第12位与type字段结合 判断是否为系统段还是数据段
DESC_S_DATA       equ  DESC_S_CODEDESC_TYPE_CODE    equ  1000_00000000b            ;第9-11位表示该段状态 1000 可执行 不允许可读 已访问位0
;x=1 e=0 w=0 a=0
DESC_TYPE_DATA    equ  0010_00000000b            ;第9-11位type段   0010  可写  
;x=0 e=0 w=1 a=0;代码段描述符高位4字节初始化 (0x00共8位 <<24 共32位初始化0) 
;4KB为单位 Data段32位操作数 初始化的部分段界限 最高权限操作系统代码段 P存在表示 状态 
DESC_CODE_HIGH4   equ  (0x00<<24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + \
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_CODE2 + \
DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_CODE + DESC_TYPE_CODE + 0X00;数据段描述符高位4字节初始化
DESC_DATA_HIGH4   equ  (0x00<<24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + \
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_DATA2 + \
DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0X00;显存段描述符高位4字节初始化
DESC_VIDEO_HIGH4   equ (0x00<<24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + \
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_VIDEO2 + \
DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_DATA + 0X0B  ;整挺好 我看书上写的0x00 结果我自己推算出来这里末尾是B ;-------------------- 选择子属性 --------------------------------
;第0-1位 RPL 特权级比较是否允许访问  第2位TI 0表示GDT 1表示LDT    第3-15位索引值
RPL0    equ 00b
RPL1    equ 01b
RPL2    equ 10b
RPL3    equ 11b
TI_GDT  equ 000b
TI_LDT  equ 100b;------------------ 开启页表所需要的宏 ---------------------------PAGE_DIR_TABLE_POS  equ 0x100000                          ;这里设置了页目录项的起始位置;------------------ 页表相关属性 ---------------------------------PG_P 	 equ  1b                                            ;PG目录项的属性 Present存在于当前物理内存
PG_RW_R  equ 00b                                            ;只可读不可写
PG_RW_W  equ 10b                                            ;可写可读
PG_US_S  equ 000b                                           ;Supervisor  超级用户
PG_US_U  equ 100b                                           ;User        普通用户
;不是很清楚 Global位为什么宏先不定义 但是剩下的PWT PCD 我们用不到即设置为0 A位是cpu操控的 页表项就算是弄完;-----------------  加载内核宏定义 -------------------------------KERNEL_BIN_SECTOR    equ  0x9
KERNEL_BIN_BASE_ADDR equ  0x70000
KERNEL_ENTER_ADDR    equ  0xc0001500PT_NULL              equ  0x0

  2. mbr.s

    ; 主引导程序MBR; SS存放栈顶的段地址，SP存放栈顶的偏移地址。在任何时刻 ，SS:SP都是指向栈顶元素 
; CS存放内存中代码段入口的段基址，CS:IP表示下一条要运行的指令内存地址   ; 1.引入头文件，汇编时需要指定其所在目录，eg：`nasm -I include/ ···`
%include "boot.inc"; 2.地址定向
; SECTION是伪指令，cpu不运行，只是方便程序员规划程序分段使用
; `vstart=0x7c00`告知汇编器，本段将被加载到0x7c00
SECTION MBR vstart=0x7c00 ; =前后不能有空格; 3.初始化操作mov ax,cs			; 由于BIOS是通过`jmp 0:Ox7c00（cs:ip）`跳转到MBR的mov ds,ax			; 段寄存器不能使用立即数进行赋值，可以使用通用寄存器axmov es,ax           ; 将其他段寄存器初始化为0mov ss,ax  mov fs,axmov sp,0x7c00       ; SP是堆栈指针寄存器，存放着当前堆栈栈顶地址,程序都要使用堆栈而0x7c00以下是安全的（栈向低地址生长，0x7c00以上是MBR程序）mov ax,0xb800       ; OxB8000后32KB的内存区域是用于文本显示，所以该处输出的宇符即可通过显存打印在显示器屏幕上mov gs,ax; 4.向显存输出字符        
; 使用10号中断的0x06功能号，进行窗口上卷的清屏操作，避免BIOS检测信息影响显示mov ax,0600h		; ah存放将要调用的中断子功能号mov bx,0700hmov cx,0			; (CL,CH)＝窗口左上角的（X,Y）位置mov dx,184fh		; (DL,DH)＝窗口右下角的（X,Y）位置(80,25)int 10h				; 调用中断
; 输出背景色是绿色，前景色是红色，并且跳动的字符串为“1 MBR”mov byte [gs:0x00],'1'mov byte [gs:0x01],0xA4; A表示绿色背景闪烁，4表示前景色为红色mov byte [gs:0x02],' 'mov byte [gs:0x03],0xA4mov byte [gs:0x04],'M'mov byte [gs:0x05],0xA4mov byte [gs:0x06],'B'mov byte [gs:0x07],0xA4mov byte [gs:0x08],'R'mov byte [gs:0x09],0xA4; 5.将第二个扇区中的内核加载器程序loader读入到内存中
; 硬盘扇区的写入mov eax,LOADER_START_SECTOR	; 起始扇区lba地址mov bx,LOADER_BASE_ADDR		; 写入的地址mov cx,4					; 待读入的扇区数（使用寄存器传递函数参数）call rd_disk_m_16			; 调用函数，以下读取程序的起始部分jmp LOADER_BASE_ADDR; 功能：读取硬盘的n个扇区，在16位模式下rd_disk_m_16:mov esi,eax					; 备份eaxmov di,cx					; 备份cx; 读写硬盘; 第一步：设置要读取的扇区数mov dx,0x1f2				; 存储端口号mov al,clout dx,al					; 读取的扇区数（out指令用于向端口写数据）mov eax,esi					; 恢复ax; 第二步：将LBA地址存入端口0x1f3 ~ 0x1f6; LBA地址的0~7位写入端口0x1f3mov dx,0x1f3out dx,al; LBA地址15~8位写入端口0x1f4mov cl,8shr eax,clmov dx,0x1f4out dx,al; LBA地址23~16位写入端口0x1f5shr eax,clmov dx,0x1f5out dx,alshr eax,cland al,0x0f		; lab第24~27位or al,0xe0		; 设置7-4位为1110，表示lba模式mov dx,0x1f6out dx,al; 第三步：向0x1f7端口写入读命令0x20mov dx,0x1f7mov al,0x20out dx,al; 第四步：检测硬盘状态.not_ready: 		; 同一端口写时表示写入命令字，读时表示读入硬盘状态nopin al,dx	and al,0x88		; 第4位为1表示硬盘控制器已准备好数据传输，第7位为1表示硬盘忙cmp al,0x08jnz .not_ready	; 若未准备好，继续等待; 第5步：从0x1f0端口读数据; di为要读取的扇区数，一个扇区有512字节，每读取一个字，共需di*512/2次mov ax,dimov dx,256mul dxmov cx,axmov dx,0x1f0.go_on_read:in ax,dxmov [bx],axadd bx,2loop .go_on_readret    
; $表示本行指令所在的地址，$$表示本section的起始地址，$-$$表示执行代码行到段首的偏移量times 510-($-$$) db 0	; 将剩余字节用0进行填充db 0x55,0xaa			; 最后两个填充字节是MBR结尾的标识

  3. loader.s

    
;1. 初始化
%include "boot.inc"
SECTION loader vstart=LOADER_BASE_ADDR          ; 定义loader程序在内存存放中的偏移地址
LOADER_STACK_TOP equ LOADER_BASE_ADDR           ; 程序运行需要堆栈区，这是保护模式下的栈基址为0x600
jmp loader_start                     		   	; 存放跳跃到下面的代码区的指令，指令和数据最终都是二进制字符串（除了伪指令）
;2. 定义全局描述符表GDT，每隔8个字节是一个表项
GDT_BASE : dd 0x00000000          	    ; 第0个段描述符不可用dd 0x00000000                ; dd定义四个字节的内存空间
CODE_DESC  : dd 0x0000FFFF              ;FFFF是与其他的几部分相连接 形成0XFFFFF段界限dd DESC_CODE_HIGH4
DATA_STACK_DESC : dd 0x0000FFFF         ; 数据段向上拓展，栈段向下拓展，由type中的e字段决定dd DESC_DATA_HIGH4
VIDEO_DESC  : dd 0x80000007         	; 0xB8000 到0xBFFFF为文字模式显示内存 B只能在boot.inc中出现定义了 此处不够空间了 8000刚好够dd DESC_VIDEO_HIGH4     	; 0x0007 (bFFFF-b8000)/4k = 0x7
GDT_SIZE     equ $ - GDT_BASE           ; 当前位置减去GDT_BASE的地址 等于GDT的大小
GDT_LIMIT    equ GDT_SIZE - 1   	    ; SIZE - 1即为最大偏移量
; times循环执行其后的表达式    
times 59 dq 0                           ;预留59个描述符空位置
times 5 db 0                            ;为了凑整数 0x800 导致前面少了三个total_mem_bytes  dd 0;在此前经过计算程序内偏移量为0x200 我算了算 60*8+4*8=512 刚好是 0x200 说这里的之后还会用到;我们刚开始程序设置的地址位置为 0x600 那这就是0x800
gdt_ptr     dw GDT_LIMIT			    ;gdt指针 2字gdt界限放在前面 4字gdt地址放在后面 lgdt 48位格式 低位16位界限 高位32位起始地址dd GDT_BASEards_buf times 244 db 0                 ;buf  记录内存大小的缓冲区
ards_nr dw 0					        ;nr 记录20字节结构体个数  计算了一下 4+2+4+244+2=256 刚好256字节SELECTOR_CODE        equ (0X0001<<3) + TI_GDT + RPL0    ;16位寄存器 4位TI RPL状态 GDT剩下的选择子
SELECTOR_DATA	  equ (0X0002<<3) + TI_GDT + RPL0
SELECTOR_VIDEO       equ (0X0003<<3) + TI_GDT + RPL0   loader_start:mov sp,LOADER_BASE_ADDR                                   ;先初始化了栈指针xor ebx,ebx                                               ;异或自己 即等于0mov ax,0                                       mov es,ax                                                 ;心有不安 还是把es给初始化一下mov di,ards_buf                                           ;di指向缓冲区位置
.e820_mem_get_loop:mov eax,0x0000E820                                            ;每次都需要初始化mov ecx,0x14mov edx,0x534d4150int 0x15                                                  ;调用了0x15中断jc  .e820_failed_so_try_e801                              ;这时候回去看了看jc跳转条件 就是CF位=1 carry flag = 1 中途失败了即跳转add di,cx							;把di的数值增加20 为了下一次作准备inc word [ards_nr]cmp ebx,0jne .e820_mem_get_loop                                    ;直至读取完全结束 则进入下面的处理时间mov cx,[ards_nr]                                          ;反正也就是5 cx足以mov ebx,ards_bufxor edx,edx
.find_max_mem_area:mov eax,[ebx]						 ;我也不是很清楚为什么用内存上限来表示操作系统可用部分add eax,[ebx+8]                                            ;既然作者这样用了 我们就这样用add ebx,20    						 ;简单的排序cmp edx,eaxjge .next_ardsmov edx,eax.next_ards:loop .find_max_mem_areajmp .mem_get_ok.e820_failed_so_try_e801:                                       ;地址段名字取的真的简单易懂 哈哈哈哈 mov ax,0xe801int 0x15jc .e801_failed_so_try_88;1 先算出来低15MB的内存    mov cx,0x400mul cx                                                      ;低位放在ax 高位放在了dxshl edx,16                                                  ;dx把低位的16位以上的书往上面抬 变成正常的数and eax,0x0000FFFF                                          ;把除了16位以下的 16位以上的数清零 防止影响or edx,eax                                                  ;15MB以下的数 暂时放到了edx中add edx,0x100000                                            ;加了1MB 内存空缺 mov esi,edx;2 接着算16MB以上的内存 字节为单位xor eax,eaxmov ax,bxmov ecx,0x10000                                              ;0x10000为64KB  64*1024  mul ecx                                                      ;高32位为0 因为低32位即有4GB 故只用加eaxmov edx,esiadd edx,eaxjmp .mem_get_ok.e801_failed_so_try_88:mov ah,0x88int 0x15jc .error_hltand eax,0x0000FFFFmov cx,0x400                                                 ;1024mul cxshl edx,16or edx,eax add edx,0x100000.error_hlt:jmp $
.mem_get_ok:mov [total_mem_bytes],edx
; --------------------------------- 设置进入保护模式 -----------------------------
; 1 打开A20 gate
; 2 加载gdt
; 3 将cr0 的 pe位置1in al,0x92                 ;端口号0x92 中 第1位变成1即可or al,0000_0010bout 0x92,allgdt [gdt_ptr]mov eax,cr0                ;cr0寄存器第0位设置位1or  eax,0x00000001              mov cr0,eax;-------------------------------- 已经打开保护模式 ---------------------------------------jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start                       ;刷新流水线[bits 32]p_mode_start: mov ax,SELECTOR_DATAmov ds,axmov es,axmov ss,axmov esp,LOADER_STACK_TOP;------------------------------- 加载内核到缓冲区 -------------------------------------------------mov eax, KERNEL_BIN_SECTORmov ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDRmov ecx,200call rd_disk_m_32;------------------------------- 启动分页 ---------------------------------------------------call setup_page;这里我再把gdtr的格式写一下 0-15位界限 16-47位起始地址sgdt [gdt_ptr]                                             ;将gdt寄存器中的指 还是放到gdt_ptr内存中 我们修改相对应的 段描述符mov ebx,[gdt_ptr+2]                                        ;32位内存先倒出来 为的就是先把显存区域描述法的值改了 可以点开boot.inc 和 翻翻之前的段描述符;段基址的最高位在高4字节 故or dword [ebx+0x18+4],0xc0000000add dword [gdt_ptr+2],0xc0000000                            ;gdt起始地址增加 分页机制开启的前奏add esp,0xc0000000                                         ;栈指针也进入高1GB虚拟内存区mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POSmov cr3,eaxmov eax,cr0or eax,0x80000000mov cr0,eaxlgdt [gdt_ptr]mov eax,SELECTOR_VIDEOmov gs,eaxmov byte [gs:160],'V'jmp SELECTOR_CODE:enter_kernel;------------------------------ 跳转到内核区    enter_kernel:call kernel_init					          ;根据我们的1M以下的内存分布区 综合考虑出的数据mov  esp,0xc009f000jmp  KERNEL_ENTER_ADDR;------------------------------- 创建页表 ------------------------------------------------    
setup_page:mov ecx,0x1000                                             ;循环4096次 将页目录项清空 内存清0mov esi,0                                                   .clear_page_dir_mem:                                          ;dir directory 把页目录项清空mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS+esi],0inc esiloop .clear_page_dir_mem.create_pde: mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POS				  ;页目录项 起始位置add eax,0x1000                            ;页目录项刚好4k字节 add eax即得第一个页表项的地址;接下来我们要做的是 把虚拟地址1M下和3G+1M 两部分的1M内存在页目录项中都映射到物理地址0-0XFFFFFor  eax, PG_P | PG_RW_W | PG_US_U         ;哦 悟了 哈哈哈 这里设置为PG_US_U 是因为init在用户进程 如果这里设置成US_S 这样子连进内核都进不去了mov [PAGE_DIR_TABLE_POS+0x0],eax          ;页目录项偏移0字节与偏移0xc00 对应0x 一条页目录项对应2^22位4MB 偏移由前10位*4字节得到 可自己推算一下mov [PAGE_DIR_TABLE_POS+0xc00],eax                        sub eax,0x1000      mov [PAGE_DIR_TABLE_POS+4092],eax         ;虚拟内存最后一个目录项 指向页目录表自身 书上写的是为了动态操纵页表 我也不是很清楚 反正有用 先放放;这里就创建了一页页表    mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POSadd eax,0x1000mov ecx,256mov esi,0mov ebx,PG_P | PG_RW_W | PG_US_U .create_kernel_pte:           mov [eax+esi*4],ebxinc esiadd ebx,0x1000loop .create_kernel_pte ;这里对于我们这里填写的目录项所对应的页表 页表中我们还没填写的值
;为了实现 真正意义上的 内核空间被用户进程完全共享
;只是把页目录与页表的映射做出来了 mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POSadd eax,0x2000       					   ;eax此时处于第二个页表or  eax,PG_P | PG_RW_W | PG_US_U
;这里循环254次可以来分析一下 我们这里做的是 0xc0 以上部分的映射    0xc0 对应的是第768个页表项 页表项中一共有 2^10=1024项
;第1023项我们已经设置成 映射到页目录项本身位置了 即1022 - 769 +1 = 254mov ebx,PAGE_DIR_TABLE_POSmov ecx,254						  mov esi,769.create_kernel_pde:mov [ebx+esi*4],eaxinc esiadd eax,0x1000loop .create_kernel_pde ret            ;----------------------- 初始化内核 把缓冲区的内核代码放到0x1500区域 ------------------------------------------
;这个地方主要对elf文件头部分用的很多
;可以参照着书上给的格式 来比较对比
kernel_init:xor eax,eax   ;全部清零xor ebx,ebxxor ecx,ecxxor edx,edx;这里稍微解释一下 因为0x70000 为64kb*7=448kb 而我们的内核映射区域是4MB 而在虚拟地址4MB以内的都可以当作1:1映射mov ebx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+28]add ebx,KERNEL_BIN_BASE_ADDR                               ;ebx当前位置为程序段表mov dx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+42]		         ;获取程序段表每个条目描述符字节大小mov cx,[KERNEL_BIN_BASE_ADDR+44]                         ;一共有几个段.get_each_segment:cmp dword [ebx+0],PT_NULLje .PTNULL                                                 ;空即跳转即可 不进行mem_cpymov eax,[ebx+8]cmp eax,0xc0001500jb .PTNULLpush dword [ebx+16]                                        ;ebx+16在存储的数是filesz  可以翻到Loader刚开始mov eax,[ebx+4]                                            add eax,KERNEL_BIN_BASE_ADDRpush eax                                                   ;p_offset 在文件中的偏移位置    源位置         push dword [ebx+8]                                         ;目标位置call mem_cpyadd esp,12                                                 ;把三个参数把栈扔出去 等于恢复栈指针.PTNULL:add  ebx,edx                                               ;edx是一个描述符字节大小loop .get_each_segment                                     ;继续进行外层循环    retmem_cpy:cld                                                        ;向高地址自动加数字 cld std 向低地址自动移动push ebp                                                   ;保存ebp 因为访问的时候通过ebp 良好的编程习惯保存相关寄存器mov  ebp,esp push ecx                                                   ;外层循环还要用 必须保存 外层eax存储着还有几个段;分析一下为什么是 8 因为进入的时候又重新push了ebp 所以相对应的都需要+4;并且进入函数时 还Push了函数返回地址 所以就那么多了mov edi,[ebp+8]                                            ;目的指针 edi存储的是目的位置 4+4mov esi,[ebp+12]                                           ;源指针   源位置             8+4mov ecx,[ebp+16]                                           ;与Movsb好兄弟 互相搭配      12+4rep movsb                                                  ;一个一个字节复制pop ecx pop ebpret;------------------------ rd_disk_m_32  在mbr.S复制粘贴过来的 修改了点代码 ----------------------
rd_disk_m_32:
;1 写入待操作磁盘数
;2 写入LBA 低24位寄存器 确认扇区
;3 device 寄存器 第4位主次盘 第6位LBA模式 改为1
;4 command 写指令
;5 读取status状态寄存器 判断是否完成工作
;6 完成工作 取出数据;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;1 写入待操作磁盘数;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;mov esi,eax   ; !!! 备份eaxmov di,cx     ; !!! 备份cxmov dx,0x1F2  ; 0x1F2为Sector Count 端口号 送到dx寄存器中mov al,cl     ; !!! 忘了只能由ax al传递数据out dx,al     ; !!! 这里修改了 原out dx,clmov eax,esi   ; !!!袄无! 原来备份是这个用 前面需要ax来传递数据 麻了;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;2 写入LBA 24位寄存器 确认扇区
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;mov cl,0x8    ; shr 右移8位 把24位给送到 LBA low mid high 寄存器中mov dx,0x1F3  ; LBA lowout dx,al mov dx,0x1F4  ; LBA midshr eax,cl    ; eax为32位 ax为16位 eax的低位字节 右移8位即8~15out dx,almov dx,0x1F5shr eax,clout dx,al;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;3 device 寄存器 第4位主次盘 第6位LBA模式 改为1
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; 24 25 26 27位 尽管我们知道ax只有2 但还是需要按规矩办事 ; 把除了最后四位的其他位置设置成0shr eax,cland al,0x0f or al,0xe0   ;!!! 把第四-七位设置成0111 转换为LBA模式mov dx,0x1F6 ; 参照硬盘控制器端口表 Device out dx,al;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;4 向Command写操作 Status和Command一个寄存器
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;mov dx,0x1F7 ; Status寄存器端口号mov ax,0x20  ; 0x20是读命令out dx,al;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;5 向Status查看是否准备好惹 
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;设置不断读取重复 如果不为1则一直循环.not_ready:     nop           ; !!! 空跳转指令 在循环中达到延时目的in al,dx      ; 把寄存器中的信息返还出来and al,0x88   ; !!! 0100 0100 0x88cmp al,0x08jne .not_ready ; !!! jump not equal == 0;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
;6 读取数据
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;mov ax,di      ;把 di 储存的cx 取出来mov dx,256mul dx        ;与di 与 ax 做乘法 计算一共需要读多少次 方便作循环 低16位放ax 高16位放dxmov cx,ax      ;loop 与 cx相匹配 cx-- 当cx == 0即跳出循环mov dx,0x1F0.go_read_loop:in ax,dx      ;两字节dx 一次读两字mov [ebx],axadd ebx,2loop .go_read_loopret ;与call 配对返回原来的位置 跳转到call下一条指令

  4. main.c

    //#include<stdio.h>// 不需要
int main(void){while(1);return 0;
}

  5. shell脚本

    #!/bin/bash
#### 分功能进行shell文本的编写
#1.删除中间文件
rm -rf ./hd.img ./loader.bin ./kernel.bin ./main.o &&\#2.编译连接程序
## 将使用汇编编写的主引导记录编译成二进制文件
nasm -I include/ -o mbr.bin mbr.s &&\
## 将内核加载文件编译成二进制文件
nasm -I include/ -o loader.bin loader.s &&\
## 将c语言文件编译成32位汇编文件
gcc -m32 -c -o main.o main.c &&\
## 将二进制文件写入硬盘镜像并指定起始虚拟地址
ld -m elf_i386 main.o -Ttext 0xc0001500 -e main -o kernel.bin &&\#3.硬盘处理
## 新建硬盘镜像文件
bin/bximage -hd -mode="flat" -size=60 -q hd.img &&\
## 将主引导记录的二进制文件写入硬盘镜像文件
dd if=mbr.bin of=hd.img bs=512 count=1 conv=notrunc &&\
## 将内核加载文件的二进制文件写入硬盘镜像文件中
dd if=loader.bin of=hd.img bs=512 count=4 seek=2 conv=notrunc &&\
## 将内核文件写入虚拟硬盘中
dd if=kernel.bin of=hd.img bs=512 count=200 seek=9 conv=notrunc&&\#4.启动bochs
bin/bochs -f bochsrc

参考资料

  1. 第六章一个问题https://www.jianshu.com/p/b1f863201f4a

  2. 第五章代码https://love6.blog.csdn.net/article/details/117871478
    in.c

    //#include<stdio.h>// 不需要
int main(void){while(1);return 0;
}

  3. shell脚本

    #!/bin/bash
#### 分功能进行shell文本的编写
#1.删除中间文件
rm -rf ./hd.img ./loader.bin ./kernel.bin ./main.o &&\#2.编译连接程序
## 将使用汇编编写的主引导记录编译成二进制文件
nasm -I include/ -o mbr.bin mbr.s &&\
## 将内核加载文件编译成二进制文件
nasm -I include/ -o loader.bin loader.s &&\
## 将c语言文件编译成32位汇编文件
gcc -m32 -c -o main.o main.c &&\
## 将二进制文件写入硬盘镜像并指定起始虚拟地址
ld -m elf_i386 main.o -Ttext 0xc0001500 -e main -o kernel.bin &&\#3.硬盘处理
## 新建硬盘镜像文件
bin/bximage -hd -mode="flat" -size=60 -q hd.img &&\
## 将主引导记录的二进制文件写入硬盘镜像文件
dd if=mbr.bin of=hd.img bs=512 count=1 conv=notrunc &&\
## 将内核加载文件的二进制文件写入硬盘镜像文件中
dd if=loader.bin of=hd.img bs=512 count=4 seek=2 conv=notrunc &&\
## 将内核文件写入虚拟硬盘中
dd if=kernel.bin of=hd.img bs=512 count=200 seek=9 conv=notrunc&&\#4.启动bochs
bin/bochs -f bochsrc

参考资料

  1. 第六章一个问题https://www.jianshu.com/p/b1f863201f4a
  2. 第五章代码https://love6.blog.csdn.net/article/details/117871478

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