OS架构整理

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引导启动部分

bios bootloader区别

bash 复制代码
[BIOS] (硬件开机,里面有写好的固件,上电自检)
   ↓ 读取硬盘第0扇区 → 加载到内存地址 0x7C00
[boot] (512字节以内的 MBR/bootloader阶段1)(因为只有512字节,太小了所以用了二级引导)
   ↓ 加载并跳转到更复杂的 loader(通常是 2阶)
[loader] (多段程序,支持文件系统、内核加载等)
   ↓ 加载操作系统内核(kernel)
[OS内核] (操作系统正式启动)

前三步是我们自己控制不了的

我的代码是从磁盘加载

启动流程(x86 BIOS 启动):

这个第0扇区的代码需要自己去写

首先Bios上电自检,然后将磁盘的第一个扇区512字节放入到内存地址0x7c00,检查是否以0x55 0xaa结束,从而判断这是否是有效的MBR

,如果是的话就进行引导

bios

  1. 加电启动(Power On)
  2. BIOS 执行 POST(Power-On Self-Test)
  3. 搜索可启动设备(硬盘、U盘、光盘...)
  4. 找到启动设备后:
    • 读取该设备的 第 1 个扇区(LBA 0,大小 = 512 字节)
    • 把它加载到内存地址 0x0000:0x7C00 (实地址 = 0x7C00
  5. 检查最后两个字节是否为 0x55AA(有效的引导扇区签名)
  6. 如果正确 → 跳转到 0x7C00 执行

在 BIOS 启动模式中,BIOS 会将硬盘的 第 0 扇区(MBR)加载到 0x7C00,并从那里开始执行。

读取磁盘又两种方式

一种是int13(bios)

一种是LAB(复杂一点,在loader中实现)

x86在上电后自动进入实模式,1m内存 无分页机制 寄存器也只能用16位

但是1m内存的话要访问完需要20位地址,我们就是将段基址<<4+偏移构成20位

段基址的值是存在CS/DS/SS/ES/FS/GS(段寄存器)中
这个实模式下1M大小的内存映射情况:

我的boot是在start.s 中写的
boot的初始化: 主要就是将段寄存器先赋初值0,简化代码,栈顶指针赋值0x7c00,表示我的boot在0x7c00地址以下的栈区,大概30kb左右是满足这个大小的
boot跳转到loader二级引导

读取多个磁盘加载到内存地址上:用了bios中断向量表 0x13 从第一个扇区开始 分配64个扇区(大概32kb) 如果读取磁盘正确后进入C环境并跳转到loader(jmp或者call)

.extern C函数名字(boot的一个跳转函数)

boot_loader

cmake的链接器表示我loader 加载到0x8000的地址,start.s放在cmake加入的工程文件的最开头,这样就可以保证加载到0x8000时在start.s

因为512字节显然比较小,没办法完成这么多功能,所以我做了一个二级引导

1.内联汇编显示字符串

2.检测内存容量 0x15(boot_info)

检测10块可用内存区域

3.切换进保护模式

实模式的限制

1.只能访问1MB内存,内核寄存器最大为16位宽

2.所有的操作数最大为16位宽

3.没有任何保护机制

4.没有特权级支持

5.没有分页机制和虚拟内存的支持

如何切换进保护模式

首先保证过程原子性,禁用中断,然后打开A20地址线让其访问1m以上的内存地址,然后初始化加载GDT表保证开启保护模式寄存器值正常,再设置CR0 PE位,开启保护模式。

这个禁用中断的函数我也写了一个函数,保存关中断前的各个寄存器的状态(eflags等),完成实模式到保护模式切换后恢复到原来的状态,这个函数再后面的也可以用到。函数中我也用到了内联汇编函数 sti cli进行开关中断.

加载kernel到内存地址1M

在loader中实现LAB读取磁盘,(一次两字节读取)(通常512字节一次性读取)

复制代码
#define SYS_KERNEL_LOAD_ADDR		(1024*1024)		// 内核加载的起始地址(此时打开了A20地址线和保护模式,可以访问1M以上空间
static void read_disk(int sector, int sector_count, uint8_t * buf)
名称 含义 单位
sector 起始扇区号(LBA) 扇区(512 字节)
sector_count 连续读取的扇区数量 扇区(512 字节)

创建kernel文件夹,同样cmake设置起始位置1M

栈的作用:C的局部变量,函数调用中的参数

在保护模式下 push pop的一个栈都是4个字节

esp是栈顶指针 ebp相对比较固定。ESP 指向当前栈顶,EBP 保存的是上一个调用帧的基地址(上一个函数的栈底基准)

我在loader32.c中写了 ((void (*)(boot_info_t *))kernel_entry)(&boot_info); 然后进入kernel1M地址,

复制代码
		push %ebp
     	mov %esp, %ebp
	    mov 0x8(%ebp), %eax
	    push %eax
	    call kernel_init

取出boot_info参数传给kernel_init函数void kernel_init (boot_info_t * boot_info)(函数指针) 我没用全局变量不依赖任何外部状态,bootloader 和 kernel解耦,可移植性强。

我再讲解下这个loader的这个函数指针:(为了跳到kernel_entry(裸地址0x100000)并传入参数boot_info

部分 解释
void (*)(boot_info_t *) 一个函数指针类型,指向接受一个 boot_info_t * 参数、返回 void 的函数
(void (*)(boot_info_t *))kernel_entry kernel_entry 强制转换为这种函数指针类型
((...))(&boot_info) 把这个函数指针当成函数调用,传入参数 &boot_info

加载内核映像文件

改一下kernel.lds和loader32.c中跳转到kernel的函数指针的裸地址改一下0x100000 改为0x1000

elf

elf更小,并且可以进行权限设置

查看手册把elf_header和program_header的结构放在elf.h中

一些基础知识

链接脚本与代码数据段

先看一个具体的

有下面的一个顺序

为什么会这么放呢?

下面是一个测试


当我们建立了kernel.lds就不用在每个文件夹下的cmake -text进行设置 告诉编译器这些分别放在哪

显示字符串

bios中断向量表中来显示

0x10

内联汇编来显示

也是用的bios中断进行显示的

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