head.s 參考 [github這個博主的][ https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk ] 改變棧頂位置 _pg_dir: startup_32: movl $0x10,%eax mov %ax,%ds mov %ax,%es mov % ...
head.s
參考 [github這個博主的][ https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk ]
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改變棧頂位置
_pg_dir: startup_32: movl $0x10,%eax mov %ax,%ds mov %ax,%es mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss _stack_start,%esp先是分別ds，es，fs，gs的值都置成了0x10
然後這段·
lss _stack_start，esp相當於把ss:sep這個棧頂指針指向 _stack_start這個位置，而這個位置在head.s中找不到，它在sched.c中long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ; struct { long * a; short b; } stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };在linux-0.11文件kernel文件下的
sched.c，在67~72行左右； -
從新設置idt和gdt；
call setup_idt call setup_gdt movl $0x10,%eax ; 重新載入所有段寄存器 mov %ax,%ds ; 更改gdt後。CS已經 mov %ax,%es ; 在“setup\u gdt”中重新載入 mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss _stack_start,%esp前兩行分別在設置 idt 和 gdt的值
後面有重新設置了ds，es，fs，gs因為在設置idt和gdt中改變了這些值，而這裡在進行call操作時，並沒有壓棧，所以需要從新設置，還有從新設置棧頂
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先看看dit的設置
setup_idt: lea ignore_int,%edx movl $0x00080000,%eax movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */ movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */ lea _idt,%edi mov $256,%ecx rp_sidt: movl %eax,(%edi) movl %edx,4(%edi) addl $8,%edi dec %ecx jne rp_sidt lidt idt_descr ret設置了 **256 **個中斷描述符， 讓每一個中斷描述符中的中斷程式常式都指向一個 ignore_int 的函數地址
看看 ignore_int
ignore_int: pushl %eax pushl %ecx pushl %edx push %ds push %es push %fs movl $0x10,%eax mov %ax,%ds mov %ax,%es mov %ax,%fs pushl $int_msg call _printk popl %eax pop %fs pop %es pop %ds popl %edx popl %ecx popl %eax iret也就call了
_printk這個地址這是一個列印的操作..... -
再看看gdt的設置
setup_gdt: lgdt gdt_descr ret gdt_descr: .word 256*8-1 # so does gdt (not that that's any .long _gdt # magic number, but it works for me :^) .align 3 _gdt: .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */ .quad 0x00c09a0000000fff /* 16Mb */ .quad 0x00c0920000000fff /* 16Mb */ .quad 0x0000000000000000 /* TEMPORARY - don't use */ .fill 252,8,0跟之前設置的gdt一毛一樣，只是在記憶體中的位置變了
然後看看記憶體的改變的樣子
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然後看看進入
main.c的那段代碼after_page_tables: pushl $0 # These are the parameters to main :-) pushl $0 pushl $0 pushl $L6 # return address for main, if it decides to. pushl $_main jmp setup_paging L6: jmp L6把_main的地址入棧，當進行完
jmp setup_paging這段操作後面彈棧就進入main.c函數了 -
接下里就看看
setup_paging這個函數吧setup_paging: movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */ xorl %eax,%eax xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */ cld;rep;stosl movl $pg0+7,_pg_dir /* set present bit/user r/w */ movl $pg1+7,_pg_dir+4 /* --------- " " --------- */ movl $pg2+7,_pg_dir+8 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+7,_pg_dir+12 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+4092,%edi movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */ std 1: stosl /* fill pages backwards - more efficient :-) */ subl $0x1000,%eax jge 1b xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */ movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */ movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */ ret這是在設置頁目錄和頁表；
分頁機制也是相當於改變了物理定址的方式，或者說給物理定址多加了一步
先看看前面的分段機制：
段選擇子：高12位 => 存儲的是段描述符的索引；段選擇子例如：ds，cs，es等等
通過段描述符的索引找到段描述符：在得到 段基址 + 偏移地址 = 物理地址
那麼現在這個分頁機制頁數類似的，只不過在是在分段機制的後面
先來說一說官方的詞語：邏輯地址，線性地址，虛擬地址，物理地址
邏輯地址：也就是我們程式員寫程式時給出的地址線性地址：吧邏輯地址經過分段機制後的出來的就是線性地址32位虛擬地址：這個地址其實就是如果你開啟了分頁機制，那麼剛剛得到的線性地址就是虛擬地址，只是改了一個名字而已物理地址：如果不經過分頁機制，那麼剛剛得到的線性地址就是物理地址；如果經過分頁機制，那麼剛剛的線性地址(虛擬地址)經過分頁機制得到的就是物理地址；下麵通過一張圖來清晰的看看：
現在來看看分頁機制如何定址的：
先把線性地址（32位）分段：高10位；中間10位；最後12位
- 用高10位去
頁目錄表尋找頁目錄項 - 然後用
頁目錄項拼接上中間10位得到的值，去頁表中尋找頁表項 - 最後用
頁表項加上最後12位的偏移地址得到就是物理地址
而這一切的操作，都由電腦的一個硬體叫 MMU，中文名字叫記憶體管理單元，有時也叫 PMMU，分頁記憶體管理單元。由這個部件來負責將虛擬地址轉換為物理地址。
那怎麼才算開啟了分頁機制了，就要用到這個
cr0寄存器的PG位了
由於linux0.11 用的是20位物理地址，所以大小為16MB
1 個頁目錄表最多包含 1024 個頁目錄項（也就是 1024 個頁表），1 個頁表最多包含 1024 個頁表項（也就是 1024 個頁），1 頁為 4KB（因為有 12 位偏移地址），因此，16M 的地址空間可以用 1 個頁目錄表 + 4 個頁表搞定。
4（頁表數）* 1024（頁表項數） * 4KB（一頁大小）= 16MB
.org 0x1000 pg0: .org 0x2000 pg1: .org 0x3000 pg2: .org 0x4000 pg3: .org 0x5000開始的位置就存儲在
cr3寄存器中首先頁目錄存在 ： 0x0000 ~ 0x1000
而四個頁表項存在：0x1000 ~ 0x2000；0x2000 ~ 0x3000；0x3000 ~ 0x4000；0x4000 ~ 0x5000
註意：這裡覆蓋了0x0000~0x5000的System的代碼因為這些代碼已經運行了，也沒有保存什麼有用的東西，所有可以覆蓋了
那麼現在再來看看記憶體的佈局，就要進入main.c函數了
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再次看看最後進入main.c的那段代碼吧
after_page_tables: pushl $0 # These are the parameters to main :-) pushl $0 pushl $0 pushl $L6 # return address for main, if it decides to. pushl $_main jmp setup_paging setup_paging: ..... 此處省略一大段 ret-
可以看到在jmp進入setup_paging之前先把 0，0，0， L6 和main.c的地址壓棧
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最後在執行完 setup_paging 之後又ret 彈棧頂元素就是main.c的地址
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至此就徹底進入了main.c的代碼中，在上面也不會ret結束，在上面就等待著其他用於程式調用操作系統，但是也並非這麼簡單
最後來回憶一哈，boot這個文件下bootsect.s、setup.s、head.s都做了些什麼！！！（補充哈，這是在linux-0.11操作系統下喲）；最後記憶體的樣子在上面了
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- 用高10位去
