《MIT 6.828 Lab 1 Exercise 2》实验报告
本实验链接：mit 6.828 lab1 Exercise2。
题目
Exercise 2. Use GDB's si (Step Instruction) command to trace into the ROM BIOS for a few more instructions, and try to guess what it might be doing. You might want to look at Phil Storrs I/O Ports Description, as well as other materials on the 6.828 reference materials page. No need to figure out all the details - just the general idea of what the BIOS is doing first.
解答
使用si命令得到的前22条汇编指令如下。虽然能看懂每条指令的字面意思，但看不懂具体实现的功能，后来参考myk的6.828 Lab1大致理解了基本功能：设置ss和esp寄存器的值，打开A20门（为了后向兼容老芯片）、进入保护模式（需要设置cr0寄存器的PE标志）。
[f000:fff0] 0xffff0: ljmp $0xf000,$0xe05b
[f000:e05b] 0xfe05b: cmpl $0x0,%cs:0x6ac8
[f000:e062] 0xfe062: jne 0xfd2e1
[f000:e066] 0xfe066: xor %dx,%dx
[f000:e068] 0xfe068: mov %dx,%ss
[f000:e06a] 0xfe06a: mov $0x7000,%esp
[f000:e070] 0xfe070: mov $0xf34c2,%edx
[f000:e076] 0xfe076: jmp 0xfd15c
[f000:d15c] 0xfd15c: mov %eax,%ecx
[f000:d15f] 0xfd15f: cli
[f000:d160] 0xfd160: cld
[f000:d161] 0xfd161: mov $0x8f,%eax
[f000:d167] 0xfd167: out %al,$0x70
[f000:d169] 0xfd169: in $0x71,%al
[f000:d16b] 0xfd16b: in $0x92,%al
[f000:d16d] 0xfd16d: or $0x2,%al
[f000:d16f] 0xfd16f: out %al,$0x92
[f000:d171] 0xfd171: lidtw %cs:0x6ab8
[f000:d177] 0xfd177: lgdtw %cs:0x6a74
[f000:d17d] 0xfd17d: mov %cr0,%eax
[f000:d180] 0xfd180: or $0x1,%eax
[f000:d184] 0xfd184: mov %eax,%cr0
[f000:d187] 0xfd187: ljmpl $0x8,$0xfd18f
代码笔记
以下是阅读代码过程中整理出来的笔记。
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第一条指令：
[f000:fff0] 0xffff0: ljmp $0xf000,$0xe05b- CS（CodeSegment）和IP（Instruction Pointer）寄存器一起用于确定下一条指令的地址。计算公式： physical address = 16 * segment + offset.
- PC开始运行时，CS = 0xf000，IP = 0xfff0，对应物理地址为0xffff0.第一条指令做了jmp操作，跳到物理地址为0xfe05b的位置。
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CLI：Clear Interupt，禁止中断发生。STL：Set Interupt，允许中断发生。CLI和STI是用来屏蔽中断和恢复中断用的，如设置栈基址SS和偏移地址SP时，需要CLI，因为如果这两条指令被分开了，那么很有可能SS被修改了，但由于中断，而代码跳去其它地方执行了，SP还没来得及修改，就有可能出错。
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CLD: Clear Director。STD：Set Director。在字行块传送时使用的，它们决定了块传送的方向。CLD使得传送方向从低地址到高地址，而STD则相反。
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汇编语言中，CPU对外设的操作通过专门的端口读写指令来完成，读端口用IN指令，写端口用OUT指令。进一步理解“端口”的概念可以参考博客理解“统一编址与独立编址、I/O端口与I/O内存”。
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LIDT: 加载中断描述符。LGDT：加载全局描述符。
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控制寄存器：控制寄存器（CR0～CR3）用于控制和确定处理器的操作模式以及当前执行任务的特性。CR0中含有控制处理器操作模式和状态的系统控制标志；CR1保留不用；CR2含有导致页错误的线性地址；CR3中含有页目录表物理内存基地址，因此该寄存器也被称为页目录基地址寄存器PDBR（Page-Directory Base address Register）。
- CR0的4个位：扩展类型位ET、任务切换位TS、仿真位EM和数学存在位MP用于控制80x86浮点（数学）协处理器的操作。
- CR0的位0是PE（Protection Enable）标志。当设置该位时即开启了保护模式；当复位时即进入实地址模式。这个标志仅开启段级保护，而并没有启用分页机制。若要启用分页机制，那么PE和PG标志都要置位。
- CR0的位31是PG（Paging，分页）标志。当设置该位时即开启了分页机制；当复位时则禁止分页机制，此时所有线性地址等同于物理地址。在开启这个标志之前必须已经或者同时开启PE标志。即若要启用分页机制，那么PE和PG标志都要置位。
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地址卷绕：用两个 16 位的寄存器左移相加来得到 20 位的内存地址这里还是有问题。那就是两个 16 位数相加所得的最大结果是超过 20 位的。例如段基址 0xffff 左移变成 0xffff0 和偏移量 0xffff 相加得到 0x10ffef 这个内存地址是“溢出”的，怎么办？这里 CPU 被设计出来一个“卷绕”机制，当内存地址超过 20 位则绕回来。举个例子你拿 0x100001 来寻址，我就拿你当作 0x00001 。你超出终点我就把你绕回起点。
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A20 gate：现代的 x86 计算机，无论你是 32 位的还是 64 位的，在开机的那一刻 CPU 都是以模拟 16 位模式运行的，地址卷绕机制也是有效的，所以无论你的电脑内存有多大，开机的时候 CPU 的寻址能力只有 1MB，就好像回到 8086 时代一样。那么什么时候才结束 CPU 的 16 位模式运行呢？这由你（操作系统）说了算，现代的计算机都有个“开关”叫 A20 gate，开机的时候 A20 gate 是关闭的，CPU 以 16 位模式运行，当 A20 gate 打开的时候“卷绕”机制失效，内存寻址突破 1MB 限制，我们就可以切换到正常的模式下运行了。那么什么时候才结束 CPU 的 16 位模式运行呢？这由你（操作系统）说了算，现代的计算机都有个“开关”叫 A20 gate，开机的时候 A20 gate 是关闭的，CPU 以 16 位模式运行，当 A20 gate 打开的时候“卷绕”机制失效，内存寻址突破 1MB 限制，我们就可以切换到正常的模式下运行了。
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分段式保护模式下的寻址
- “保护模式”实现的两种内存管理方式：“分段式和分页式”。
- 分段式简单来说就是将内存规划出不同的“片段”来分配给不同的程序（也包含操作系统自己）使用。分页式则是将内存规划成大小相同的“页”，再将这些页分配给各个程序使用。
- 在分段模式下，内存里会有一个“表”，这个“表”里存放了每个内存“片段”的信息（如这个“片段”在内存中的地址，这个“片段”多长等），比如我们现在将内存分成 10 个片段，则这时我们有一个“表”，这个“表”有 10 项分别存放着对应这 10 个内存片段的描述信息。这时我有个数据存放在第 5 个片段中，在第 5 个片段的第 6 个位置上，所以当我们想要读取这个数据的时候，我们的数据段寄存器里存放的“段基址”是 5 这个数，代表要去第 5 个片段上找，对应的这时候的“偏移量”就是 6 这样我们就可以顺利的找到我们想要的数据里。
- 而要想实现在分段式保护模式下成功的寻址，操作系统需要做的就是在内存中建立这个“表”，“表”里放好内存分段的描述信息，然后把这个“表”在内存的什么位置，以及这个“表”里有多少个内存分段的描述信息告诉 CPU。这个“表”有个学名叫 GDT 全局描述符表。
- 在分段式的保护模式下，16 位的“段基址”不再表示内存的物理地址，而是表示 GDT 表的下标，用来根据“段基址”从 GDT 表中取得对应下标的“段描述符”，从“段描述符”中取得真实的内存物理地址后在配合“偏移量”来计算出最终的内存地址。
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从给 x86 通电的一刻开始，CPU 执行的第一段指令是 BIOS 固化在 ROM 上的代码，这个过程是硬件定死的规矩，就是这样。而 BIOS 在硬件自检完成后（你会听到“滴”的一声）会根据你在 BIOS 里设置的启动顺序（硬盘、光驱、USB）读取每个引导设备的第一个扇区 512字节的内容，并判断这段内容的最后 2 字节是否为 0xAA55，如果是说明这个设备是可引导的，于是就将这 512 字节的内容放到内存的 0x7C00 位置，然后告诉 CPU 去执行这个位置的指令。这个过程同样是硬件定死的规矩，就是这样。
备注：第7~10点来自参考文献3《【学习xv6】从实模式到保护模式》。
