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汇编语言的编写， 编译， 运行，调试：
author: hjjdebug
date:
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参考代码地址:GitHub - hjjdebug/linux0.00: linux0.00 code, compiled under ubuntu14.04, gcc 4.8
ubuntu14 的环境这里用gdb(4.8.4)+bochs(2.4.6)来调试
原来曾经读懂了linux0.00代码， 后来翻阅， 发现又有生疏感，干脆写一篇笔记。记录一下。
汇编语言依赖于cpu, 这里以intel 系列(80x86)为研究对象.
1. 汇编语言的书写有它自己的格式，请参考相关书籍。
2. 编译，生成目标文件，可执行文件及列表文件。
目标文件，可执行文件也可反编译成.s 文件
objdump86 可以研究8086二进制代码
3. 运行与调试，跟踪程序的执行过程。调试能够观察寄存器，
观察内存，也能够反编译代码。
bochs. 是intel x86虚拟机。虚拟机好处多，高度可配置，而且
它不仅可以调试8086 16bits cpu
而且还可以调试80386 32bits保护模式程序
运行方式 bochs -f config.bxrc
实例: linux0.00 程序
1. 编写：代码已经书写好了。
2. 编译: 需要先了解Makefile 文件，了解它的编译过程, 还要满足
自己的一些需求，例如生成列表，反汇编等
看着列表完备的信息，及寥寥几行boot 8086 代码，不用调试也差不多都懂了。
顺便说一句， 此时读取磁盘数据只能通过磁头，磁道，扇区调用int13中断读取。
3. 调试:
bochs 调试由于没有调试初始化文件， 每次调试做重复性劳动太过浪费时间
把设置断点以及其它设置(例如每条指令执行前显示寄存器等)放到一个键盘序列上。
熟悉它的调试功能, h 有帮助信息， s 单步， n 宏单步, r寄存器，m内存等
调试一定要顺手，熟悉功能，满足自己需要才能有效率。
基本技能: 验证简单汇编代码(80386保护模式)功能， 步骤！
由于bochs-dbg 没有小汇编功能， 测试还需要编写，编译，运行这个过程, 所以需要一个简单环境。
如果直接调试，也要很方便的中断，然后跟踪调试。
最后还是选用了带gdb 调试功能的bochs, 它与带dbg调试功能的bochs 相冲突，只能编译出一种功能, 还是带gdb调试接口的胜出.
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linux0.00 关键代码分析：
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1. 加载堆栈段及堆栈指针
addr code ;comment
0007 lss init_stack,%esp ;0FB225 600C0000
......
0A60 .fill 128,4,0 ; 000000... 128*4 个0
0c60 init_stack:
.long init_stack ; 600C0000, 定义堆栈地址
.word 0x10 ; 1000
加载堆栈段寄存器和堆栈指针寄存器。直接寻址指令。
从init_stack 地址所指单元中，加载6字节内容到esp,ss寄存器
这里注意: init_stack 向下，是定义了堆栈位置，
init_stack 向上， 就是堆栈位置。
at&t 汇编：直接寻址是不加（）的，寄存器间接寻址是加（）的., 立即数加$修饰
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2. 清空屏幕:
把0720数值向显示缓冲区存储单元中丢,就能擦除一个字符，
07是属性，20是空格的ascii
感觉还是很神奇!
显示缓冲区段描述符: .quad 0x00c0920b80000002
换一种写法: .word 0x0002, 0x8000, 0x920b, 0x00c0
段限:0x0002 加上0x00C0 的最后一个nibble(共20bits) 为段限长2
粒度为页(4K)--C 的最高位, 故段限为8K.
基址: 0x8000 加上0x920b的0b, 加上0x00c0 的00 构成熟知的0xb8000地址
其它:
C 的次高位， （d/b位),为1表示采用32位。为0是16位，后面的两位可认为固定为00
0x92: 9 的最高位是存在位， 次2位00 表示描述符特权级， 下一位为1表示为代码或数据，若为0是系统位, 2为段类型
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3. iret 指令详解: (从优先级0 转入优先级3,并切换到用户栈）
pushl $0x17
pushl $usr_stk0
pushfl
pushl $0x0f
pushl $task0
iret
iret 无疑会执行0x0f:task0, 并使用堆栈0x17:usr_stk0, 初始flag 为堆栈中flag.
它确定了CS,PC,EFLAG, SS,及ESP
但是: 还想知道, 0x0f:task0 的线性地址是多少？
1. 因为是0x0f, bit0,bit1表示优先级为3,
bit2 TI 位为1，所以选择ldt表，此时ldtr 值为0x0028,
调试器中显示:ldtr:0x0028, dh=0x0000e200, dl=0x0c680040, valid=1
0x0028 是由 ltr %ax ,(ax=0x28)加载的.
后面对应的数值是gdt中0x28处的描述符,是如下定义的.
.word 0x0040, ldt0, 0xe200, 0x0 # LDT0 descr 0x28
ldt0 被编译器计算为0x0c68, 它从这里可以拿到ldt表的起始位置.这就是调试器中显示的信息
下边再说说ldt表的内容.
0x0f 屏蔽低3位为0x08, 为ldt表第2项
.quad 0x00c0fa00000003ff # base = 0x00000
由于0x0f选择子指向地址的base为0，所以0x0f:task0 的线性地址就是task0。
同理: 堆栈的地址：
0x17 屏蔽低3为为0x10, 为ldt表第3项
.quad 0x00c0f200000003ff # 0x17
base 也是0， 堆栈的线性地址就是usr_stk0.
iret 后，系统会进入用户模式task0, 并在这里运行一段时间，不断调用int 80 软中断（也叫自陷）
在屏幕上显示'A'字符。直到发生定时器中断。
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4. int 80 中断：
esp: 0x00002214 8724
000f:00002009 (unk. ctxt): int $0x80 ; cd80
esp: 0x000011ec 4588
[0x00000000000001de] 0008:000001de (unk. ctxt): pushl %ds ; 1e
这个跳跃是如何实现的？堆栈是如何切换的？
看80号中断门:
movw $system_interrupt, %ax ; eax 高16位是 0x0008,为段选择子，低16位是地址低16位
movw $0xef00, %dx ;edx 高16为为0, 是地址高16位, 0xef00参考后述
movl $0x80, %ecx ; 中断号0x80
lea idt(,%ecx,8), %esi
movl %eax,(%esi)
movl %edx,4(%esi)
低16为(system_interrupt)为偏移值，高16位为0 (edx 高16位)组合成32位偏移地址
0x0008 为选择子, 解释清了代码段段选择子为8，偏移为system_interrupt
0xef00表示最高位1表示存在位，此两位11，优先级为3，下一bit表示系统， f为中断门，再后面的00认为是保留位。
所以当int 80 发生时，会进入内核态，因为定义的选择子是8,RPL 是0 (内核态),TI 是0(选择gdt表）.
同理，发生时钟中断也是如此，运行在内核态.选择的是gdt表.
堆栈及指针（0x10 : 0x11ec)从哪里获得？
是从TSS0 任务段描述符中获取的，这里定义了
中断时使用了kernel stack: krn_stack 0x1200
运行级别发生改变，就要从这里拿堆栈地址了!
看一下堆栈中保留的内容:
x/10 esp
0x000011ec <bogus+ 0>: 0x0000200b 0x0000000f 0x00000246 0x00002214
0x000011fc <bogus+ 16>: 0x00000017 0xaaaaaaaa
0x17:2214 : 用户的堆栈指针
0x246 : 用户flag
0xf:200b: 被中断的用户pc指针
这样，一个iret 指令就可以恢复到原来位置了。
定时器中断到后，将会进行任务切换！
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5. 定时器中断：
在定时器中断服务程序入口设置断点，断不下来，靠！
再下面一条语句，可以断下来. 好！ 继续分析...
定时器中断，跟int 80h 中断是很相像的。
此时看， 代码段值为0x08, 堆栈段值为0x10 why?
这要问问8号中断门了.
8号定时器中断：
movl $0x00080000, %eax
movw $timer_interrupt, %ax
movw $0x8E00, %dx # edx 高16位为0,是32位基地址的高16位
movl $0x08, %ecx # The PC default timer int.
lea idt(,%ecx,8), %esi
movl %eax,(%esi)
movl %edx,4(%esi)
低16为(timer_interrupt)为偏移值，高16位为0 (edx 高16位)组合成32位偏移地址
0x0008 为选择子, 解释清了代码段值为8，偏移为timer_interrupt
堆栈及指针（0x10 : 0x11e4）从哪里获得？
首先，中断时使用了kernel stack: krn_stack 0x1200
原来是在TSS0 任务段描述符中定义过, 为恢复现场提供数据
tss0: .long 0 /* back link */
.long krn_stk0, 0x10 /* esp0, ss0 */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* esp1, ss1, esp2, ss2, cr3 */
优先级1,2没有对应代码，所有初始化为0. 优先级3呢? 这就是本任务的ss 和 esp, 保存在tss0后面结构项了.
目前堆栈中都保存了什么东西了呢？
<bochs:152> x/10 esp
0x000011e4 <bogus+ 0>: 0x00000041 0x00000017 0x00002010 0x0000000f
0x000011f4 <bogus+ 16>: 0x00000246 0x00002214 0x00000017 0xaaaaaaaa
尾巴上0xaaaaaaaa 是一个标记(0x1200地址），以此分界，下为堆栈
0x17:0x2214 保存的是用户进程堆栈位置
0x246 为用户进程flag
0x0f:2010: 保存用户进程执行代码位置。
此时的eflag, 已经是0x46, 中断标志if 已经清除，不能再接受可屏蔽中断。
0x17: 中断代码刚刚保存的ds 寄存器
0x41: 中断代码刚刚保存的eax 寄存器
后两个值已经是用户行为了。
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6. 任务切换： 长跳转指令
ljmp $TSS1_SEL, $0
从中断程序中，长跳转到一个任务状态段选择子。
当然，要跳转到这个任务段中所保留的位置了.
: ljmp 0030:00000000 ; ea000000003000
tr 寄存器内容也随之改变为TSS1_SEL,从它的描述符中对应位置取到一大堆信息，恢复环境.
一个跳转, IF 被开启
[0x0000000000002218] 000f:00002218 (unk. ctxt): movl $0x00000017, %eax ; b817000000
看代码：
TSS1_SEL = 0X30
gdt 表中的对应项是一个任务状态段描述符。
.word 0x0068, tss1, 0xe900, 0x0 # TSS1 descr 0x30
在 0x1220 地址处
tss1: .long 0 /* back link */
.long krn_stk1, 0x10 /* esp0, ss0 */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* esp1, ss1, esp2, ss2, cr3 */
.long task1, 0x200 /* eip, eflags */
.long 0, 0, 0, 0 /* eax, ecx, edx, ebx */
.long usr_stk1, 0, 0, 0 /* esp, ebp, esi, edi */
.long 0x17,0x0f,0x17,0x17,0x17,0x17 /* es, cs, ss, ds, fs, gs */
.long LDT1_SEL, 0x8000000 /* ldt, trace bitmap */
x/10 0x1220, 观察， 发现正是 0xf:task1 = 0xf:0x2218, 而且 0x200 开启了IF, 使得运行任务1时中断便打开了。
而且, 任务切换，还会用tss0保留了现场。 以供切回tss0 时使用，这些都是硬件直接完成的！
从此，任务要在tss1 下运行一个时间片。 此时用户使用的堆栈是usr_stk1.
可见100个任务需要设置100个内核栈，100个用户栈.且互相不可重叠，才不会乱！
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7. 其它问题：
问:任务被切走， 中断的iret 何时执行？
答:要等任务再被切换回的时候，当切走时,就是切换任务的下一条指令地址,被保留进TSS的EIP寄存器处，恢复时，还从那恢复。
还恢复了一堆別的寄存器,接着就可以走后面的iret 指令了，
我也是通过debug 跟踪理解的. 当时一个ljmp 跳走了，还以为走不到 jmp 2f,实际上它还是能回来的.
只所以难理解，任务切换实际上除了第一次是跳到任务中开始处，其它都是跳转
到中断程序中任务切换的下一条指令，即ljmp的下一条指令， 那里是后续的接头！！
问: 这样说，用户进程被时钟打断后，中断服务程序要执行很久才能走完了，不是中断服务程序
执行的越短越好吗？！
答: 这个问题要分开来说，
从用户的角度看， 程序被中断了，中断服务程序执行了很久(它被切换执行别的任务了)，然后才返回来（通过iret返回)。.
从系统的角度看，程序被中断以后，中断服务程序首先发送EOI 允许后续硬件中断请求，然后进行任务切换，切换是从新任务段中恢复中断标志，中断使能再次打开，可以认为中断服务已经完成.
这里，我们从两个角度，解释了什么叫中断服务程序,侧重面不同。一个说再次打开中断为服务完成，一个说重回我程序为服务完成.角度不同.但描述的是不同侧面.
这就是多任务切换的实质 . 单任务中断程序中断了很快返回，多任务被中断程序中断后引起任务切换，等轮到你的时候再返回.
小结1: 每一个任务运行时使用了2个栈， 用户态运行时发生中断，中断服务程序使用了tss中定义的内核栈。
时钟中断以及系统调用int80中断都使用这个内核栈。因为它们RPL都是0级(08的低2位）
任务切换时，保留当前环境到当前tss, 从切换到的tss中恢复现场开始运行, 所有寄存器,段寄存器，
常规寄存器，cr3, ldt 都被恢复。
小结2:
1. 什么是进程.
进程是程序调入内存后的一个执行实例.每个进程拥有自己独立的资源，代码段，数据段，堆栈段.
386可以用一个ldt表来描述,而这个ldt表，用gdt表中ldt描述符来描述.
进程切换需要保留当前的进程状态，它将保留在一个任务状态段(TSS)中，并从被切换到的任务状态段中获取执行的上下文开始运行.
任务状态段也用gdt表中一个描述符来描述，叫tss描述
每个进程需要一个LDT描述符和一个TSS描述符，分别对应TSS表和LDT表.
TSS表用来保存现场.
LDT表用来定义代码段,数据段，堆栈段等.因为X86采用的是段式寻址方式.段+偏移方式
考察这两个简单的进程,task0,task1,它们真是不能再简单了.
需要有两个任务状态段tss0,tss1,用来保存任务切换时的寄存器内容, 这样在gdt表中需要加2个描述符
每一个任务需要一个ldt描述符, 每一个ldt描述符对应一个ldt表，包含定义代码段，数据段描述符等，描述符的偏移就确定了 cs,ds,ss就是所谓的段式寻址，所以段式寻址编程先要设一堆表，而编译器其实只认别偏移地址
2. 任务状态段存在的必要性:
任务状态段存在的必要性是因为intel cpu运行于内核态与运行于用户态都共用一套寄存器, 在任务切换时，需要保留它们，
为了简化操作，开辟一块内存，用硬件一次性把寄存器内容存入其中，省去了用户在堆栈中保留一大堆寄存器的过程.
这样用一条指令即能完成任务切换. ljump TSS0_SEL 或ljump TSS1_SEL, 长跳转到任务状态段1描述符或任务状态段2描述符
这样自动完成ldt切换,恢复cs,ds,ss等段寄存器及常规寄存器，堆栈寄存器及其eip(代码执行位置).
据说arm 内核态与用户态用两套寄存器，则没有了级别变化时保存寄存器这一拖累！不过任务切换还是要保留寄存器.
3. 第一次进入用户态运行，用的是iret指令
