第一次启动保护模式

3.4.3 第一次启动保护模式

回到go_to_protected_mode()函数中，最后一行调用：

protected_mode_jump(boot_params.hdr.code32_start,(u32)&boot_params + (ds() << 4));

 

这个函数接受两个参数，第一个参数是grub传过来的保护模式的第一条代码。这个值就是前面说到了的，0x100000。后面这个就是给内核传递的参数，由于切换到了保护模式，所以要给出参数的线性地址，而不是有效地址，ds()函数就是ds寄存器的值。

 

来看看这个函数，它是由汇编语言实现的，代码在arch/x86/boot/pmjump.S中：

 

23/*   24 * void protected_mode_jump(u32 entrypoint, u32 bootparams);   25 */   26GLOBAL(protected_mode_jump)   27        movl    %edx, %esi              # Pointer to boot_params table   28   29        xorl    %ebx, %ebx   30        movw    %cs, %bx   31        shll    $4, %ebx   32        addl    %ebx, 2f   33        jmp     1f                      # Short jump to serialize on 386/486   341:   35   36        movw    $__BOOT_DS, %cx   37        movw    $__BOOT_TSS, %di   38   39        movl    %cr0, %edx   40        orb     $X86_CR0_PE, %dl        # Protected mode   41        movl    %edx, %cr0   42   43        # Transition to 32-bit mode   44        .byte   0x66, 0xea              # ljmpl opcode   452:      .long   in_pm32                 # offset   46        .word   __BOOT_CS               # segment   47ENDPROC(protected_mode_jump)

 

要看懂上面的代码，需要用到一个C语言背景知识。在C语言中，假设咱们有这样的一个函数：

　　int function(int a, int b){

        return a+b;

    }

 

调用时只要用result = function(1, 2)那样的方法就能够应用那个参数。但是，当高级语言被编译成电脑能够识别的机器码时，有一个疑问目就出现了：在CPU中，计算机没有办法清楚一个参数调用需求多少个、什么样的参数，也没有硬件能够保存这一些参数。也就是说，编译器不清楚怎么给那个参数传递参数，传递参数的任务必需由参数调用者和参数本身来协调。为此，使用栈来支持参数传递。

 

学过《数据结构》这么课程的童鞋都知道，栈是一种先进后出的Data框架，栈有一个存储区、一个栈顶指针。参数调用时，调用者依次把参数压栈，然后调用参数，参数被调用以后，在堆栈中取得Data，并停止计算。参数计算结束以后，或者调用者、或者参数本身改正堆栈，使堆栈还原原装。

 

在参数传递中，有两个很重要的东西目必需得到明确说明：

l  当参数个数多于1个时，按照什么顺序把参数压入堆栈

l  参数调用后，由谁来把堆栈还原原装

 

在编译器中，通过参数调用约定来说明这两个疑问，大多数编译器日常的调用约定有：stdcall、cdecl、fastcall、thiscall、naked call。

 

过去，stdcall是gcc的默认方式，不过如今要显式地约定声明了：

    int __stdcall function(int a, int b)

 

stdcall的调用约定意味着：1）参数从右向左压入堆栈，2）参数自身改正堆栈 3）参数名自动加前导的下划线，后面紧跟一个@符号，其后紧跟着参数的尺寸。

 

以上述那个参数为例，参数a首先被压栈，然后是参数b，参数调用function(1, 2)。调用处汇编语言将变成：

    push 2 第二个参数入栈

    push 1 第一个参数入栈

    call function 调用参数，留意此时自动把cs：eip入栈

 

被调用参数_function处：

    push ebp 保存ebp寄存器，该寄存器将用来保存堆栈的栈顶指针，能够在出参数时还原

    mov ebp,esp 保存堆栈指针

    mov eax,[ebp+8H] 堆栈中ebp指向位置之前依次保存有ebp、cs:eip、a、b，

                    所以ebp +8指向a

    add eax,[ebp + 0CH] 堆栈中ebp + 12处保存了b

    mov esp,ebp 还原esp

    pop ebp

    ret 8

 

而在编译时，那个参数的姓名被中英对译成_function@8。从参数调用看，2和1依次被push进堆栈，而在参数中又经过相对于ebp（即刚进参数时的堆栈指针）的偏移量存取参数。参数结束后，ret 8意思是清理8个字节的堆栈，参数本人还原了堆栈。

 

fastcall调用约定和stdcall类似，它意味着：

 

参数的第一个和第二个DWORD参数（或者尺寸更小的）分别经过eax和edx传递，更多参数则经过从右向左的顺序压栈。过去的内核还有一个Gcc属性宏定义：

#define FASTCALL __attribute__((regparm(3)))

 

不过目前我看的2.6.34.1版本的内核的x86体系以及没有这个宏定义了，由此我推断，新的内核依赖的gcc新版本为了提升针对x86的性能，已经不再使用stdcall或cdecl方案了，所有函数都是fastcall。为什么能提升了性能呢，你想想啊，x86中eax和edx用于存放传入参数，作为高水平内核级程序员，函数的参数不应该超过2个。那么有人就会反过来问：超过2个的那些参数又何去何从？我的回答是：传入参数如果超过2个，多余的参数还是被存放到局部栈中，表面上没什么不好，但是不管是系统调用，还是系统陷阱都会引起用户空间陷入内核空间。我们知道，系统空间的权限级是0，用户空间的权限级为3，系统调用从权限级为3的用户空间陷到权限级为0的内核空间，必然引起堆栈切换，linux系统将从全局任务状态栈TSS中找到一个合适的内核栈信息保存覆盖当前SP、SS两个寄存器的内容，以完成堆栈切换，此时处于内核空间所看到的栈已不是用户空间那个栈，所以在调用的时候压入用户栈的数据就在陷入内核的那个瞬间，被滞留在用户空间栈，内核根本不知道它的存在了，所以作为安全考虑或者作为高水平程序员的切身修养出发，都不应该向系统调用级函数传入过多的参数。

 

一边分析内核，一边学习大量的计算机与编程知识，这就是内核给我们带来的巨大乐趣，何乐而不为呢？我们继续。刚才介绍了带参数函数调用的参数传递的C语言方面的知识，现在我们知道了，来到protected_mode_jump后eax存放的是code32_start，其值是header.S中的152行定义的hdr传递过来的0x100000；edx存放的是bootparams参数32位的地址。

 

27行：

       movl       %edx, %esi           # Pointer to boot_params table

 

执行此指令后esi寄存器存放着boot_params结构的首地址，随后29~32行：

       xorl %ebx, %ebx

       movw     %cs, %bx

       shll  $4, %ebx

       addl %ebx, 2f

       jmp  1f                  # Short jump to serialize on 386/486

 

执行上述指令后，ebx寄存器存放的就是2f程序段对应的地址值。为了学习，这里不得不多说几句。cs是16位的，而我们马上要进入保护模式了，不管是代码寻址还是数据寻址，都是32位的了，此时此刻的这个cs所指向的段没有什么意义了，所以上面的动作就是将进入保护模式代码段了之前的cs:eip的值保存在ebx中，保存来干嘛呢，马上会用到。

 

继续走：34~44行：

1:

 

       movw     $__BOOT_DS, %cx

       movw     $__BOOT_TSS, %di

 

       movl       %cr0, %edx

       orb  $X86_CR0_PE, %dl      # Protected mode

       movl       %edx, %cr0

 

       # Transition to 32-bit mode

       .byte       0x66, 0xea             # ljmpl opcode

 

这段代码就是protected_mode_jump的核心，即打开cr0的PE位，打开保护模式。由于：

#define GDT_ENTRY_BOOT_CS 2

#define __BOOT_CS            (GDT_ENTRY_BOOT_CS * 8)

 

#define GDT_ENTRY_BOOT_DS       (GDT_ENTRY_BOOT_CS + 1)

#define __BOOT_DS            (GDT_ENTRY_BOOT_DS * 8)

 

#define GDT_ENTRY_BOOT_TSS      (GDT_ENTRY_BOOT_CS + 2)

#define __BOOT_TSS          (GDT_ENTRY_BOOT_TSS * 8)

 

所以16位cx的值是（2*8+1）*8即136，16进制为0x88；di为（2*8+2）*8即144，16进制为144；eax存放的0x100000，edx和esi存放了boot_params的首址；还有一个ebx存放这向保护模式切换前cs:eip指令地址。所以即将进入保护模式前夕，这几个寄存器的值就是这个样子滴。

 

在执行完第40行代码后，内核从此告别实模式，开始了x86的保护模式之旅。注意，从系统启动到此，并不是第一次进入保护模式，前面bootloader阶段，grub已经执行过一下保护模式的命令了，不然怎么会把vmlinuz第三部分的代码拷贝到内存0x100000之后呢。随后立即跳到45行标号2，开始执行保护模式下的代码：

 

2:    .long       in_pm32                # offset

       .word      __BOOT_CS         # segment

 

在函数main的最后，实际上就是已关中断，准备进入保护模式，设置最初始的gdt,idt等。当前面执行.byte 0x66, 0xea指令时，cs寄存器的值被设置为__BOOT_CS，即代码段选择子，偏移量就是子程序名in_pm32。至于如何的到对应的物理地址，请查看“保护模式编程”

 

来看子程序in_pm32：

49        .code32   50        .section ".text32","ax"   51GLOBAL(in_pm32)   52        # Set up data segments for flat 32-bit mode   53        movl    %ecx, %ds   54        movl    %ecx, %es   55        movl    %ecx, %fs   56        movl    %ecx, %gs   57        movl    %ecx, %ss   58        # The 32-bit code sets up its own stack, but this way we do have   59        # a valid stack if some debugging hack wants to use it.   60        addl    %ebx, %esp   61   62        # Set up TR to make Intel VT happy   63        ltr     %di   64   65        # Clear registers to allow for future extensions to the   66        # 32-bit boot protocol   67        xorl    %ecx, %ecx   68        xorl    %edx, %edx   69        xorl    %ebx, %ebx   70        xorl    %ebp, %ebp   71        xorl    %edi, %edi   72   73        # Set up LDTR to make Intel VT happy   74        lldt    %cx   75   76        jmpl    *%eax                   # Jump to the 32-bit entrypoint   77ENDPROC(in_pm32)

 

53~57行首先把ds、es、fs、gs、ss设置成同样的值，即__BOOT_DS，其值为0x88。为什么是0x88呢？注意，我们分析代码的目的是学习，是研究，不是其他的，所以来研究一下。我们知道，进入保护模式后，段寄存器的值就不再是存放段基址了，而是存放段选择子。

 

选择子的格式如下：（来自博客“Intel 80286工作模式”）

 

 

 

 

0x88正好就是二进制的10001000，其中10001对应选择子的偏移量D15～D3，即所要访问的描述子在描述子表中的偏移量。RPL为00，对应最高特权级（初始化阶段，特权级当然最高），TI为0，表示全局描述符。

 

好，继续研究。那么偏移量为啥要设置成10001呢？回顾一下，我们前面是如何安装全局描述符表的。setup_gdt()函数中，我们建立了一个全局描述符表boot_gdt，然后把这个表的首地址和长度加载到GDTR寄存器中。这个表的每个成员是64位，即8个字节。10001换算成十进制就是17，也就是经历了2个8字节后的偏移位置。我为什么说是2个8字节，不错，看看那个表的定义，第3个8字节，正是从GDT_ENTRY_BOOT_DS下标开始的。所以，经过这样的一系列指令后，ds、es、fs、gs、ss这五个寄存器的内容都是指向全局描述符表boot_gdt的数据段了。

 

继续走，60行对进入保护模式后的堆栈进行调整，将原来的栈顶指针esp加上刚才保存在ebx的代码段偏移。注意，这个地方注释上写得很清楚了，32位保护模式有自己的堆栈，这里调整堆栈的目的是供某些黑客娱乐的。

 

63行，执行ltr指令，目的在于设置TSS相关的TR寄存器。至于想学习TSS内容的朋友，请参考博客“Intel 80286工作模式”。67到71行清空刚才使用的那些通用寄存器。最后74行加载LDTR寄存器设置局部描述符表。此时ecx的值为空，所以这步操作是一个没有意义的操作。

 

最后一行，76行执行jmpl *%eax，开始执行由函数参数方式传递进来的code32_start，即0x100000处的代码，我们著名的“文艺复兴时期”。前面讲过，在解压缩vmlinuz之前，这代码在arch/x86/boot/compressed/head_32.S中，入口是ENTRY(startup_32)。

 

由于段的基地址为0（可以参考go_to_protected_mode()中的setup_gdt()函数），所以线性地址等于有效地址，因为目前还没有分页，所以线性地址也其实就是物理地址，物理地址1M后正是保护模式代码所在地）