X86汇编语言-从实模式到保护模式—笔记（50）-第17章 中断和异常处理与抢占式多任(2)
【17.1.5 错误代码】有些异常产生时，处理器会在异常处理程序或中断任务的栈中压入一个错误代码。通常，这意味着异常和特定的段选择子或中断向量有关。
如图17-6所示，压入栈中的错误代码是32位的，但高16位不用。
EXT位的意思是，异常是由外部事件引发的（External Event）。此位置位时，表示异常是由NMI、硬件中断等引发的。
IDT位用于指示描述符的位置（Descriptor Location）。为“1”时，表示段选择子的索引部分（错误代码的位15—3）是指向中断描述符表（IDT）的；为“0”时，表示段选择子的索引部分指向GDT或者LDT。
TI位仅在IDT位是“0”的情况下才有意义。此位是“0”时，表示段选择子的索引部分指向GDT，否则，指向LDT。
段选择子的索引部分用于指示GDT/LDT内的段描述符，或者IDT内的门描述符，它就是我们平时所用的段选择子的高13位。
有时候，错误代码可能是全零（空），这表示异常的产生并非由于引用了一个特定的段。当然，也可能确实是在引用一个段的时候发生的，而且由于那个段的描述符是空描述符。所谓引用一个段，通常是执行了这样的指令：
mov ecx,0x0008
mov ds,ecx
注意，当通过iret/iretd指令从中断处理器程序返回时，处理器返回时，处理器并不会自动弹出错误代码。因此，对于那些有异常代码的异常处理过程来说，必须在执行iret/iretd指令前，先从栈中移去（或弹出）错误代码。否则，处理器执行iret/iretd指令时，加载（弹出）到CS和EIP中的返回地址就是错的。
对于外部异常（通过处理器引脚触发），以及用软中断int n引发的异常，处理器不会压入错误代码，即使它原本是一个有错误代码的异常。分配给外部中断的向量号在31—255之间，处于特殊的目的，外部的8259A或者I/OAPIC芯片可能会给出一个0-19的向量号，比如13（常规保护异常#GP），并希望进行异常处理。在这种情况下，处理器并不会像通常那样压入错误代码。同样地，用软中断指令int 0x0d有意引发的异常，也不会压入错误代码。
17.3内核的加载和初始化
【17.3.1 彻底终结多段模型】
平坦模型下也不是没有段，只是所有的段都很大，大到等于处理器所能寻址的全部空间。因此，在平坦模型下，至少要创建两个段描述符，一个是代码段，另一个是数据段，都是4GB。
主引导程序的加载位置是物理地址0x00007C00，进入保护模式之后，因为不再使用多段模型，所以，只能在平坦模式下使用基地址是0x00000000的代码段，为了继续执行程序，指令指针寄存器的初始内容必须是0x00007C00，并在此基础上随着指令的执行而增加。
程序第10行：SECTIONmbrvstart=0x00007c00
为了使程序在平坦模型下方便地引用内存地址，这里定义了段mbr，并要求段的虚拟地址从0x00007C00开始。
如果没有vstart子句，所有标号的地址都以程序开头为基准，从0开始计算；一旦加了该子句，当引用一个标号时，标号所代表的地址就以程序开头为基准，从给定的虚拟地址开始计算。
第199、200行声明了标号pgdt，并初始化了6字节，分别GDT的界限值和物理地址。为了在实模式下准备全局描述符表（GDT），第12-23行，从标号pgdt处取得GDT的物理地址，并计算它在实模式下的段地址和偏移地址。
在第13章里,GDT的物理地址是0x00007E00，现在是0x00008000，这正好是一个页的起始地址。这一变化和程序的运行无关，我只是觉得，将GDT安排在页的开头位置比较好，仅此而已。
第17行，从标号pgdt处取得GDT的物理地址时，使用了指令
mov eax, ;GDT的32位物理地址
当这条指令执行时，处理器工作在实模式下，段寄存器CS的内容为0x0000。如果没有那个vstart子句，pgdt的地址是0x7c00+pgdt。但是，因为有vstart子句，所以，标号pgdt的地址是从0x00007C00开始计算的，不用再加上0x7C00。
第27-32行，在GDT中安装最基本的两个段描述符，一个是4GB的代码段，另一个是4GB的数据段。段的基本地址都是0x00000000，段界限也都是0xFFFFF，粒度为4KB。当然，它们的属性不同。注意，没有为主引导程序创建单独的段描述符，稍后你就会看到，这实际上也不需要。
第35-47行，为进入保护模式做准备。首先是加载全局描述符表寄存器（GDTR）；然后，打开第21根地址线A20；最后，设置控制寄存器CR0的PE位，进入保护模式。
进入保护模式后，按要求，要执行一条跳转指令，以清空流水线。第50行jmp dword 0x0008:flush，其中，标号flush是下一条指令在目标代码段内的32位偏移地址。在第13章里，段选择子是0x0010，所指示的段是“特制”的主引导程序，基地址为0x00007C00，段界限是0x1FF。在那时，flush所代表的偏移地址是相对于该段，从0开始计算，下一条指令的物理地址是0x00007C00+flush。
和第13章相比，在这里，目标代码段是4GB的段，基地址为0x00000000。由于使用了vstart子句，flush所代表的偏移地址是从0x00007C00开始计算的，下一条指令的物理地址是0x00000000+flush。
但是，实际上，在两种执行环境下，得到的结果是一样的。
第54-60行，令段寄存器DS、ES、FS、GS和SS都指向4GB数据段。只不过栈段是向下增长的，其他各段都向上增长。这样做，最直接的结果就是，从此再也看不到这样的指令了：
mov eax,0x0008
mov es,eax
原因是，因为所有段都是4GB的，用哪一个都无所谓。但是，这也带来了一个最大的好处，那就是不用再段之间换来换去，也不必记住所操作的数据位于哪个段。当它们都位于同一个4GB段时，很清爽。
第60行的指令定义了保护模式下的初始栈，给出了栈顶所在的位置，显然，该栈是从地址0x00007000开始向低地址方向扩展的。如图17-7所示，GDT位于物理地址0x00008000处；这里定义的初始栈从物理地址0x00007000开始向下推进，理论上，该地址以下的空间都可用于栈操作。另外还可以看出，由于当前正在执行的主引导程序并不在页的自然边界上，故，在它和GDT、栈之间出现了间隙（内存空洞）
第63-89行，从硬盘上加载系统内核，是从内存物理地址0x00040000开始加载的。这段代码和第14章一样，没有变化。
内核拥有自己独立的2GB内存空间，而且还要被映射到每个任务的高2GB，也就是从地址0x80000000开始的地方。为了完成这种映射，最简单的做法就是在内核代码中做点手脚，让所有对内存地址的引用（主要是对标号的引用）都从0x80000000开始。
内核代码（代码清单17-2）中只有一个段，数据和代码混合在一起，都在同一个段内，第25行是定义这个段的语句：、
SECTION core vstart=0x8004000
除此之外，不再有其他段定义的语句。你可能会问，内核的虚拟地址不是0x80000000吗？怎么会是一个奇怪的地址0x8004000呢？因为在前一章里，内核工作在多段模型下，内核代码和内核数据的重定位依赖于段的基地址。因此，在多段模型下，不管内核加载到内存中的任何位置都能正常运行。到了本章，内核工作在平坦模型下，不可能再一来段基地址实施重定位。为了使它能够正常工作，需要用vstart子句向编译器声明它的虚拟地址。如此一来，编译器就知道如何处理对标号地址的引用。不过，vstart子句中给出的虚拟地址必须和程序在运行时的虚拟地址相同。
如图17-8所示，内核占据着物理内存的低端1MB，其核心部分的加载地址是0x00040000.在开启页功能之后，内核需要将自己映射到从虚拟地址0x80000000开始的高端。这是一个完整的映射，很自然地，内核在高端的虚拟地址就是0x80040000了。
一旦知道了内核运行时的虚拟地址，那么，内核代码在编译时，vstart子句的虚拟地址也必须与之相同。只有这样，内核才能正常运行。
当然，我们知道，当内核运行时，不管是执行内核中的指令，还是访问内核中的数据，段部件所发出的线性地址都会高于0x8004000，正好位于每个任务虚拟地址空间的高端；而经页部件转换之后，得到的物理地址又变为原始的真实地址0x00040000。
回到正在执行的主引导程序。第95-105行，创建内核的页目录表和页表，并初始化必要的目录项和页表项。如图17-7所示，页目录表的物理地址是0x00020000，第98行，先令最后一个页目录项指向页目录表自己，即，该项所对应的页表就是当前页目录表，这是为修改页目录表而设的。接着，在页目录表内创建两个目录项，分别对应着两个不同的起始线性地址0x00000000和0x80000000。但是实际上，它们都指向同一个页表。其中，前一个目录项只在开启页功能的时候使用，作为临时过渡。
页表的物理地址是0x00021000，它的前256个页表项必须一一对应于物理内存最低端的256个页，这是内核能正常工作的基本要求。第108-118行，使用循环来建立这种一对一的映射关系。
第121-122行，将内核页目录表的物理地址传送到控制寄存器CR3，这是在开启页功能之前必须要做的事情。【这里为何没有将后面的256项清零呢？】
第125-128行，将全局描述符表（GDT）映射到虚拟内存的高端。这也是一一映射，GDT的新地址应当是线性地址0x80000000加上它原先的地址。
现在，内核已经从硬盘上加载完毕，页目录表和页表也已经创建。看样子一切都准备好了，第130-132行，开启分页功能。
现在已经工作在分页模式下，和从前不同的是，不需要重新加载段寄存器CS、SS、DS、ES、FS和GS以刷新它们的描述符高速缓存器，因为所有这些段都是4GB的。
关于在分页模式下，所有该做的工作都做了，但还是忽略了一个问题，那就是内核栈，应当将它映射到虚拟内存的高端。第137行，通过把栈指针寄存器ESP的内容在原来的基础上增加0x80000000，来做到这一点。
第139行，将控制转移到内核。注意，这是一个32位段内转移，而不是远转移（段间转移），在指令中没有使用关键字“far”。远转移在段间进行，需要16位的目标代码段选择子，以及32位段内偏移量。在平坦模型下，所有东西都在一个大的4GB段内，从一个地方转移到另一个位置去执行，自然是段内转移了。
事实上，这条指令有两个功能，一是转移到内核去执行，而是将处理器的执行流转移到虚拟内存的高端。内核已经从硬盘上加载，加载的位置是线性地址0x80040000.内核程序有一个头部，加载了内核的大小和入口点。参见代码清单17-2的第25-30行，内核程序内，偏移为0x00000004的地方，记载着内核要执行的第一条指令的偏移量，但没有段选择子。因此，当这条JMP指令执行时，处理器要先访问当前代码段，从线性地址0x80040004处取得一个32位的段内偏移量，传送到EIP寄存器。说时迟，那时快，内核就开始执行了。
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