%include "boot.inc" section loader vstart=LOADER_BASE_ADDR ;构建gdt及其内部的描述符 GDT_BASE: dd 0x00000000 dd 0x00000000 CODE_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_CODE_HIGH4 DATA_STACK_DESC: dd 0x0000FFFF dd DESC_DATA_HIGH4 VIDEO_DESC: dd 0x80000007 ; limit=(0xbffff-0xb8000)/4k=0x7 dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时dpl为0 GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1 times 60 dq 0 ; 此处预留60个描述符的空位(slot) SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 相当于(CODE_DESC - GDT_BASE)/8 + TI_GDT + RPL0 SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 ; 同上 ; total_mem_bytes用于保存内存容量,以字节为单位,此位置比较好记。 ; 当前偏移loader.bin文件头0x200字节,loader.bin的加载地址是0x900, ; 故total_mem_bytes内存中的地址是0xb00.将来在内核中咱们会引用此地址 total_mem_bytes dd 0 ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; ;以下是定义gdt的指针，前2字节是gdt界限，后4字节是gdt起始地址 gdt_ptr dw GDT_LIMIT dd GDT_BASE ;人工对齐:total_mem_bytes4字节+gdt_ptr6字节+ards_buf244字节+ards_nr2,共256字节 ards_buf times 244 db 0 ards_nr dw 0 ;用于记录ards结构体数量 loader_start: ;------- int 15h eax = 0000E820h ,edx = 534D4150h ('SMAP') 获取内存布局 ------- xor ebx, ebx ;第一次调用时，ebx值要为0 mov edx, 0x534d4150 ;edx只赋值一次，循环体中不会改变 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,所以每次执行int前都要更新为子功能号。 mov ecx, 20 ;ARDS地址范围描述符结构大小是20字节 int 0x15 jc .e820_failed_so_try_e801 ;若cf位为1则有错误发生，尝试0xe801子功能 add 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数量 cmp ebx, 0 ;若ebx为0且cf不为1,这说明ards全部返回，当前已是最后一个 jnz .e820_mem_get_loop ;在所有ards结构中，找出(base_add_low + length_low)的最大值，即内存的容量。 mov cx, [ards_nr] ;遍历每一个ARDS结构体,循环次数是ARDS的数量 mov ebx, ards_buf xor edx, edx ;edx为最大的内存容量,在此先清0 .find_max_mem_area: ;无须判断type是否为1,最大的内存块一定是可被使用 mov eax, [ebx] ;base_add_low add eax, [ebx+8] ;length_low add ebx, 20 ;指向缓冲区中下一个ARDS结构 cmp edx, eax ;冒泡排序，找出最大,edx寄存器始终是最大的内存容量 jge .next_ards mov edx, eax ;edx为总内存大小 .next_ards: loop .find_max_mem_area jmp .mem_get_ok ;------ int 15h ax = E801h 获取内存大小,最大支持4G ------ ; 返回后, ax cx 值一样,以KB为单位,bx dx值一样,以64KB为单位 ; 在ax和cx寄存器中为低16M,在bx和dx寄存器中为16MB到4G。 .e820_failed_so_try_e801: mov ax,0xe801 int 0x15 jc .e801_failed_so_try88 ;若当前e801方法失败,就尝试0x88方法 ;1 先算出低15M的内存,ax和cx中是以KB为单位的内存数量,将其转换为以byte为单位 mov cx,0x400 ;cx和ax值一样,cx用做乘数 mul cx shl edx,16 and eax,0x0000FFFF or edx,eax add edx, 0x100000 ;ax只是15MB,故要加1MB mov esi,edx ;先把低15MB的内存容量存入esi寄存器备份 ;2 再将16MB以上的内存转换为byte为单位,寄存器bx和dx中是以64KB为单位的内存数量 xor eax,eax mov ax,bx mov ecx, 0x10000 ;0x10000十进制为64KB mul ecx ;32位乘法,默认的被乘数是eax,积为64位,高32位存入edx,低32位存入eax. add esi,eax ;由于此方法只能测出4G以内的内存,故32位eax足够了,edx肯定为0,只加eax便可 mov edx,esi ;edx为总内存大小 jmp .mem_get_ok ;----------------- int 15h ah = 0x88 获取内存大小,只能获取64M之内 ---------- .e801_failed_so_try88: ;int 15后，ax存入的是以kb为单位的内存容量 mov ah, 0x88 int 0x15 jc .error_hlt and eax,0x0000FFFF ;16位乘法，被乘数是ax,积为32位.积的高16位在dx中，积的低16位在ax中 mov cx, 0x400 ;0x400等于1024,将ax中的内存容量换为以byte为单位 mul cx shl edx, 16 ;把dx移到高16位 or edx, eax ;把积的低16位组合到edx,为32位的积 add edx,0x100000 ;0x88子功能只会返回1MB以上的内存,故实际内存大小要加上1MB .mem_get_ok: mov [total_mem_bytes], edx ;将内存换为byte单位后存入total_mem_bytes处。 ;----------------- 准备进入保护模式 ------------------- ;1 打开A20 ;2 加载gdt ;3 将cr0的pe位置1 ;----------------- 打开A20 ---------------- in al,0x92 or al,0000_0010B out 0x92,al ;----------------- 加载GDT ---------------- lgdt [gdt_ptr] ;----------------- cr0第0位置1 ---------------- mov eax, cr0 or eax, 0x00000001 mov cr0, eax jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start ; 刷新流水线，避免分支预测的影响,这种cpu优化策略，最怕jmp跳转， ; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用。 .error_hlt: ;出错则挂起 hlt [bits 32] p_mode_start: mov ax, SELECTOR_DATA mov ds, ax mov es, ax mov ss, ax mov esp,LOADER_STACK_TOP mov ax, SELECTOR_VIDEO mov gs, ax ; ------------------------- 加载kernel ---------------------- mov eax, KERNEL_START_SECTOR ; kernel.bin所在的扇区号 mov ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 从磁盘读出后，写入到ebx指定的地址 mov ecx, 200 ; 读入的扇区数 call rd_disk_m_32 ; 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+0xc0000000 mov 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], 0xc0000000 add esp, 0xc0000000 ; 将栈指针同样映射到内核地址 ; 把页目录地址赋给cr3 mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS mov cr3, eax ; 打开cr0的pg位(第31位) mov eax, cr0 or eax, 0x80000000 mov 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 ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; 此时不刷新流水线也没问题 ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; ;由于一直处在32位下,原则上不需要强制刷新,经过实际测试没有以下这两句也没问题. ;但以防万一，还是加上啦，免得将来出来莫句奇妙的问题. jmp SELECTOR_CODE:enter_kernel ;强制刷新流水线,更新gdt enter_kernel: ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;; call kernel_init mov esp, 0xc009f000 jmp KERNEL_ENTRY_POINT ; 用地址0x1500访问测试，结果ok ;----------------- 将kernel.bin中的segment拷贝到编译的地址 ----------- kernel_init: xor eax, eax xor ebx, ebx ;ebx记录程序头表地址 xor ecx, ecx ;cx记录程序头表中的program header数量 xor edx, edx ;dx 记录program header尺寸,即e_phentsize mov dx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 42] ; 偏移文件42字节处的属性是e_phentsize,表示program header大小 mov ebx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 28] ; 偏移文件开始部分28字节的地方是e_phoff,表示第1 个program header在文件中的偏移量 ; 其实该值是0x34,不过还是谨慎一点，这里来读取实际值 add ebx, KERNEL_BIN_BASE_ADDR mov cx, [KERNEL_BIN_BASE_ADDR + 44] ; 偏移文件开始部分44字节的地方是e_phnum,表示有几个program header .each_segment: cmp byte [ebx + 0], PT_NULL ; 若p_type等于 PT_NULL,说明此program header未使用。 je .PTNULL ;为函数memcpy压入参数,参数是从右往左依然压入.函数原型类似于 memcpy(dst,src,size) push dword [ebx + 16] ; program header中偏移16字节的地方是p_filesz,压入函数memcpy的第三个参数:size mov eax, [ebx + 4] ; 距程序头偏移量为4字节的位置是p_offset add eax, KERNEL_BIN_BASE_ADDR ; 加上kernel.bin被加载到的物理地址,eax为该段的物理地址 push eax ; 压入函数memcpy的第二个参数:源地址 push dword [ebx + 8] ; 压入函数memcpy的第一个参数:目的地址,偏移程序头8字节的位置是p_vaddr，这就是目的地址 call mem_cpy ; 调用mem_cpy完成段复制 add esp,12 ; 清理栈中压入的三个参数 .PTNULL: add ebx, edx ; edx为program header大小,即e_phentsize,在此ebx指向下一个program header loop .each_segment ret ;---------- 逐字节拷贝 mem_cpy(dst,src,size) ------------ ;输入:栈中三个参数(dst,src,size) ;输出:无 ;--------------------------------------------------------- mem_cpy: cld push ebp mov ebp, esp push ecx ; rep指令用到了ecx，但ecx对于外层段的循环还有用，故先入栈备份 mov edi, [ebp + 8] ; dst mov esi, [ebp + 12] ; src mov ecx, [ebp + 16] ; size rep movsb ; 逐字节拷贝 ;恢复环境 pop ecx pop ebp ret ;------------- 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 mov ecx, 4096 mov esi, 0 .clear_page_dir: mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS + esi], 0 inc esi loop .clear_page_dir ;开始创建页目录项(PDE) .create_pde: ; 创建Page Directory Entry mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS add 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, 0x1000 mov [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 = 256 mov esi, 0 mov 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 Entry mov [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,4096 inc esi loop .create_pte ;创建内核其它页表的PDE mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS add 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0 mov ebx, PAGE_DIR_TABLE_POS mov 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], eax inc esi add eax, 0x1000 loop .create_kernel_pde ret ;------------------------------------------------------------------------------- ;功能:读取硬盘n个扇区 rd_disk_m_32: ;------------------------------------------------------------------------------- ; eax=LBA扇区号 ; ebx=将数据写入的内存地址 ; ecx=读入的扇区数 mov esi,eax ; 备份eax mov di,cx ; 备份扇区数到di ;读写硬盘: ;第1步：设置要读取的扇区数 mov dx,0x1f2 mov al,cl out dx,al ;读取的扇区数 mov eax,esi ;恢复ax ;第2步：将LBA地址存入0x1f3 ~ 0x1f6 ;LBA地址7~0位写入端口0x1f3 mov dx,0x1f3 out dx,al ;LBA地址15~8位写入端口0x1f4 mov cl,8 shr eax,cl mov dx,0x1f4 out dx,al ;LBA地址23~16位写入端口0x1f5 shr eax,cl mov dx,0x1f5 out dx,al shr eax,cl and al,0x0f ;lba第24~27位 or al,0xe0 ; 设置7～4位为1110,表示lba模式 mov dx,0x1f6 out dx,al ;第3步：向0x1f7端口写入读命令，0x20 mov dx,0x1f7 mov al,0x20 out dx,al ;;;;;;; 至此,硬盘控制器便从指定的lba地址(eax)处,读出连续的cx个扇区,下面检查硬盘状态,不忙就能把这cx个扇区的数据读出来 ;第4步：检测硬盘状态 .not_ready: ;测试0x1f7端口(status寄存器)的的BSY位 ;同一端口,写时表示写入命令字,读时表示读入硬盘状态 nop in 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,0x08 jnz .not_ready ;若未准备好,继续等。 ;第5步：从0x1f0端口读数据 mov ax, di ;以下从硬盘端口读数据用insw指令更快捷,不过尽可能多的演示命令使用, ;在此先用这种方法,在后面内容会用到insw和outsw等 mov dx, 256 ;di为要读取的扇区数,一个扇区有512字节,每次读入一个字,共需di*512/2次,所以di*256 mul dx mov cx, ax mov dx, 0x1f0 .go_on_read: in ax,dx mov [ebx], ax add ebx, 2 ; 由于在实模式下偏移地址为16位,所以用bx只会访问到0~FFFFh的偏移。 ; loader的栈指针为0x900,bx为指向的数据输出缓冲区,且为16位， ; 超过0xffff后,bx部分会从0开始,所以当要读取的扇区数过大,待写入的地址超过bx的范围时， ; 从硬盘上读出的数据会把0x0000~0xffff的覆盖， ; 造成栈被破坏,所以ret返回时,返回地址被破坏了,已经不是之前正确的地址, ; 故程序出会错,不知道会跑到哪里去。 ; 所以改为ebx代替bx指向缓冲区,这样生成的机器码前面会有0x66和0x67来反转。 ; 0X66用于反转默认的操作数大小! 0X67用于反转默认的寻址方式. ; cpu处于16位模式时,会理所当然的认为操作数和寻址都是16位,处于32位模式时, ; 也会认为要执行的指令是32位. ; 当我们在其中任意模式下用了另外模式的寻址方式或操作数大小(姑且认为16位模式用16位字节操作数， ; 32位模式下用32字节的操作数)时,编译器会在指令前帮我们加上0x66或0x67， ; 临时改变当前cpu模式到另外的模式下. ; 假设当前运行在16位模式,遇到0X66时,操作数大小变为32位. ; 假设当前运行在32位模式,遇到0X66时,操作数大小变为16位. ; 假设当前运行在16位模式,遇到0X67时,寻址方式变为32位寻址 ; 假设当前运行在32位模式,遇到0X67时,寻址方式变为16位寻址. loop .go_on_read ret