우리는 지난 시간에 리눅스 커널의 내부로 진입을 시작했고 커널 구성 코드의 일부를 살펴봤습니다. 우리는 arch/x86/boot/main.c의 main함수를 처음으로 호출하는 데에서 멈췄었습니다. (C로 짜여진 첫 번째 함수죠)
이번 시간엔, 커널 구성 코드를 더 파헤쳐보고 아래 것들에 대해 알아봅시다.
protected mode란 무엇인가protected mode로의 이행- 힙과 콘솔의 초기화
- 메모리 탐지, CPU 유효성 검사 그리고 키보드 초기화
- 그리고 많고 많은 것들
그럼 가시죠.
네이티브 Intel64 Long Mode로 가기 전에, 커널은 CPU를 보호 모드로 전환해야만 합니다.
보호 모드(protected mode)가 뭘까요? 보호 모드는 1982년에 x86 아키텍처에 처음 추가되었고, 80286 프로세서부터 Intel 64와 long mode가 등장하기 전까지 인텔 프로세들의 메인 모드였습니다.
리얼 모드(Real mode)에서 옮겨온 가장 큰 이유는 RAM에 굉장히 한정적인 접근만 가능했기 때문이었습니다. 이전 시간에서 얘기했던 것처럼, 오직 220 바이트 또는 1 메가바이트만 가능했고, 어떤 때는 리얼 모드에서 오로지 RAM의 640 킬로바이트만 사용가능했습니다.
보호 모드는 많은 변화를 가져왔지만 그 중 메인은 메모리 관리의 변화였습니다. 20비트 주소 버스는 32비트 주소 버스로 교체되었습니다. 이는 실제 모드에서 1메가바이트만 접근가능했던 것과는 달리 4기가바이트에 달하는 메모리에 접근 가능하게 해주었습니다. 또한, 페이징(paging) 지원이 추가되어, 페이징으로 다음 구역을 읽을 수 있게 되었습니다.
보호 모드의 메모리 관리는 거의 독립적인 두 부분으로 나뉩니다.
- 분할 (세그먼트)
- 페이징
여기서는 분할에 대해서만 다루고, 페이징은 다음 시간에 다루도록 하겠습니다.
이전 시간에서 읽었듯, 리얼 모드에서 주소는 두 부분으로 구성됩니다.
- 세그먼트의 베이스 주소
- 세그먼트 베이스로 부터의 오프셋
그리고 이 두 부분을 알고 있다면 다음과 같이 물리적 주소를 알 수 있습니다.
PhysicalAddress = Segment Selector * 16 + Offset
보호 모드에서 메모리 세그먼트 방식은 완전히 재구성되었습니다. 64 킬로바이트의 고정 크기 세그먼트는 사라졌습니다. 대신에, 각 세그먼트의 크기와 위치는 _세그먼트 디스크립터(Segment Descriptor)_라는 자료구조에 기록되었습니다. 세그먼트 디스크립터는 Global Descriptor Table (GDT)라고 불리는 자료구조에 저장되었습니다.
GDT는 메모리 내에 존재하는 구조체입니다. GDT의 자리는 메모리 내에 고정되어 있지 않아서 그 주소가 특별한 GDTR 레지스터에 저장됩니다. 나중에 리눅스 커널 코드에서 어떻게 GDT가 로드되는지 살펴볼 겁니다. lgdt명령어가 베이스 주소와 GDT의 제한(크기)를 GDTR 레지스터에 가져오는 곳에 GDT를 메모리로 로드하기 위한 동작이 다음과 같이 있을 것입니다.
lgdt gdtGDTR 는 48비트 레지스터이며 두 부분으로 이루어저 있습니다.
- GDT의 크기 (16-bit) ;
- GDT의 주소 (32-bit) .
위에서 언급한 것처럼, GDT는 메모리 세그먼트를 기록하는 세그먼트 디스크립터를 포함하고 있습니다. 각각의 디스크립터는 64비트의 크기를 갖고 있습니다. 세그먼트 디스크립터의 일반적인 구성은 다음과 같습니다:
63 56 51 48 45 39 32
------------------------------------------------------------
| | |B| |A| | | | |0|E|W|A| |
| BASE 31:24 |G|/|L|V| LIMIT |P|DPL|S| TYPE | BASE 23:16 |
| | |D| |L| 19:16 | | | |1|C|R|A| |
------------------------------------------------------------
31 16 15 0
------------------------------------------------------------
| | |
| BASE 15:0 | LIMIT 15:0 |
| | |
------------------------------------------------------------
리얼 모드에서 넘어오니 좀 무서워보일 수 있지만 걱정 마세요, 사실 쉽습니다. 예를 들어 LIMIT 15:0 는 Limit의 0-15번째 비트가 디스크립터의 시작 부분에 위치한다는 것을 의미합니다. 나머지 부분들은 LIMIT 19:16에 들어있고, 이는 디스크립터의 48-51번째 비트에 위치해 있습니다. 그래서 Limit의 크기는 0-19 즉, 20 비트가 되는 것입니다. 이에 대해 조금 더 자세히 살펴봅시다.
- Limit[20 비트] 는 비트 0-15 와 48-51로 나누어집니다. 이는
length_of_segment - 1값을 나타내고,G(Granularity) 비트에 의해 좌우됩니다.
- 만약
G(비트 55) 가 0이고 segment limit도 0이면, 세그먼트의 크기는 1 Byte입니다. - 만약
G가 1이고 segment limit가 0이면, 세그먼트의 크기는 4096 Byte입니다. - 만약
G가 0이고 segment limit가 0xfffff이면, 세그먼트의 크기는 1 MByte입니다. - 만약
G가 1이고 segment limit가 0xfffff이면, 세그먼트의 크기는 4 GByte입니다.
이말인 즉슨,
- 만약 G가 0이면, Limit 은 1 바이트로 해석되고, 세그먼트의 최대 크기는 1 메가바이트가 됩니다.
- 만약 G가 1이면, Limit 은 4096 Bytes = 4 KBytes = 1 Page 로 해석되고 세그먼트의 최대 크기는 4 기가바이트가 됩니다. 사실, G가 1일 때, Limit의 값은 왼쪽으로 12비트 이동(shift)됩니다. 그러므로 20 bit + 12 bit = 32 bit이고 232 = 4 Gigabytes입니다.
-
Base[32-bits] 는 16-31번째, 32-39번째, 그리고 56-63번째 비트들 사이에서 쪼개집니다. 이것은 세그먼트의 시작 위치의 물리적 주소를 나타냅니다.
-
Type/Attribute[5-bits] 는 40-44번째 비트로 나타내어집니다. 이것은 세그먼트의 종류와 어떻게 접근 가능한지를 나타냅니다.
- 44번째 비트의
S플래그는 디스크립터의 종류를 특정합니다. 만약S가 0이면 이 세그먼트는 시스템 세그먼트이고, 만약S가 1이면 이것은 코드 혹은 데이터 세그먼트입니다. (스택 세그먼트는 데이터 세그먼트이고, 읽기/쓰기 세그먼트여야 합니다.).
특정 세그먼트가 코드 세그먼트인지 데이터 세그먼트인지 판별하기 위해서는, 그것의 Ex 속성(43번 비트)을 확인하면 됩니다 (위 다이어그램에는 0으로 표기되어있음). 만약 0이면, 그 세그먼트는 데이터 세그먼트이고, 그렇지 않다면 그건 코드 세그먼트입니다.
세그먼트는 다양한 타입이 될 수 있는데 이는 다음과 같습니다.
--------------------------------------------------------------------------------------
| Type Field | Descriptor Type | Description |
|-----------------------------|-----------------|------------------------------------|
| Decimal | | |
| 0 E W A | | |
| 0 0 0 0 0 | Data | Read-Only |
| 1 0 0 0 1 | Data | Read-Only, accessed |
| 2 0 0 1 0 | Data | Read/Write |
| 3 0 0 1 1 | Data | Read/Write, accessed |
| 4 0 1 0 0 | Data | Read-Only, expand-down |
| 5 0 1 0 1 | Data | Read-Only, expand-down, accessed |
| 6 0 1 1 0 | Data | Read/Write, expand-down |
| 7 0 1 1 1 | Data | Read/Write, expand-down, accessed |
| C R A | | |
| 8 1 0 0 0 | Code | Execute-Only |
| 9 1 0 0 1 | Code | Execute-Only, accessed |
| 10 1 0 1 0 | Code | Execute/Read |
| 11 1 0 1 1 | Code | Execute/Read, accessed |
| 12 1 1 0 0 | Code | Execute-Only, conforming |
| 14 1 1 0 1 | Code | Execute-Only, conforming, accessed |
| 13 1 1 1 0 | Code | Execute/Read, conforming |
| 15 1 1 1 1 | Code | Execute/Read, conforming, accessed |
--------------------------------------------------------------------------------------
위 표에서 볼 수 있듯, 첫 번째 비트(43번 비트)가 0이면 데이터 세그먼트이고 1이면 코드 세그먼트입니다. 다음 세 비트 (40, 41, 42)는 EWA(Expansion Writable Accessible) 이거나 CRA(Conforming Readable Accessible)입니다.
- 만약 E(42번 비트)가 0이면, 위로 확장하고, 1이면 아래로 확장합니다. 여기서 더 알아보세요.
- 만약 (데이터 세그먼트인 경우에) W(41번 비트)가 1이라면, 쓰기 엑세스가 허용됩니다. 반대로 0일 경우엔, 읽기 전용이 됩니다. 데이터 세그먼트에서는 항상 읽기 액세스가 허용된다는 점에 유의하세요.
- A(40번 비트)는 프로세서에서 세그먼트에 액세스할 수 있는지 여부를 제어합니다.
- C(43번 비트)는 호환 비트입니다(코드 선택기의 경우). C가 1이면 낮은 수준 권한(예: 사용자)에서도 세그먼트 코드를 실행할 수 있습니다. C가 0이면 동등한 권한 레벨에서만 실행할 수 있습니다.
- R(41번 비트)은 코드 세그먼트에 대한 읽기 액세스를 제어합니다. 이 값이 1이면 세그먼트를 읽을 수 있습니다. 코드 세그먼트에 대해서는 쓰기 액세스 권한이 부여되지 않습니다.
-
DPL[2비트] (Descriptor 권한 수준)은 45-46번 비트로 구성됩니다. 이것은 세그먼트의 권한 수준을 정의합니다. 0-3의 값을 가질 수 있는데 여기서 0이 가장 높은 권한 수준입니다.
-
P 플래그(47번 비트)는 세그먼트가 메모리에 있는지의 여부를 나타냅니다. P가 0이면 세그먼트가 _invalid_로 표시되고 프로세서가 이 세그먼트에서 읽기를 거부합니다.
-
AVL 플래그(52번 비트) - 사용도 가능하고 이를 위해 자리도 예약된 비트이지만 Linux에서는 무시됩니다.
-
L 플래그(53번 비트)는 코드 세그먼트에 네이티브 64비트 코드가 포함되어 있는지 여부를 나타냅니다. 플래그가 설정되어 있는 경우, 해당 코드 세그먼트는 64비트 모드로 실행됩니다.
-
D/B 플래그(54번 비트)(기본/빅 플래그)는 피연산자 크기(예: 16/32비트)를 나타냅니다. 설정된 경우 피연산자 크기는 32비트입니다. 그렇지 않으면 16비트입니다.
세그먼트 레지스터에는 실제 모드와 같은 세그먼트 셀렉터가 포함되어 있습니다. 그러나 보호 모드에서는 세그먼트 셀렉터가 다르게 처리됩니다. 각 세그먼트 디스크립터에는 다음과 같이 16비트 구조의 연결된 세그먼트 셀렉터가 있습니다.
15 3 2 1 0
-----------------------------
| Index | TI | RPL |
-----------------------------
각각의 구역은...
- Index는 GDT 내부에 있는 디스크립터의 인덱스 번호를 저장합니다.
- TI(Table Indicator) 는 디스크립터를 찾을 위치를 나타냅니다. 0이면 GDT(Global Descriptor Table)에서 디스크립터를 찾습니다. 1이면 LDT(Local Descriptor Table)에서 찾습니다.
- 그리고 RPL에는 요청자의 권한 수준이 들어있습니다.
모든 세그먼트 레지스터에는 각각 보이는 부분과 숨겨진 부분이 존재합니다.
- Visible - 세그먼트 셀렉터가 여기 저장됩니다.
- Hidden - base, limit, attributes, 그리고 flags와 같은 정보를 담고 있는 세그먼트 디스크립터가 여기 저장됩니다.
보호 모드에서 물리적 주소를 얻으려면 다음 단계들이 필요합니다.
- 세그먼트 셀렉터가 세그먼트 레지스터 중 하나에 로드되어야 합니다.
- CPU는 셀렉터의
GDT 주소 + 인덱스오프셋에서 세그먼트 디스크립터를 찾은 다음 세그먼트 레지스터의 숨겨진 부분에 디스크립터를 로드합니다. - 페이징이 비활성화된 경우, 세그먼트의 선형 주소 또는 물리적 주소는 다음 수식을 따릅니다: 기본 주소(이전 단계에서 얻은 디스크립터에서 찾을 수 있음) + 오프셋
도식으로 나타내면 다음과 같습니다.
리얼 모드에서 보호 모드로 전환하기 위한 알고리즘은 다음과 같습니다.
- 인터럽트 비활성화
lgdt지침에 따라 GDT를 설명(describe)하고 로드- CR0 (Control Register 0)에서 PE (Protection Enable) 비트 설정
- 보호 모드 코드로 점프
다음 부분에서 리눅스 커널에서 보호 모드로 완전히 전환되는 것을 볼 수 있지만, 보호 모드로 이동하기 전에 좀 더 준비가 필요합니다.
arch/x86/boot/main.c를 보면, 키보드 초기화, 힙 초기화 등을 수행하는 루틴을 볼 수 있습니다. 자세히 살펴봅시다.
"main.c"의main 루틴부터 시작합시다. main에서 가장 먼저 호출되는 함수는 copy_boot_params(void)입니다. 이 함수는 커널 설정 헤더를 arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h 헤더 파일에 정의된 해당 필드에 복사합니다.
boot_params 구조에는 'struct setup_header hdr' 필드가 포함되어 있습니다. 이 구조는 linux boot protocol에 정의된 것과 동일한 필드를 포함하며 부트 로더에 의해, 그리고 커널 컴파일/빌드 시간에 채워집니다. copy_boot_params는 다음 두 가지 작업을 수행합니다.
- header.S의
hdr을boot_params구조체의setup_header필드에 복사합니다. - 커널이 이전 명령 행 프로토콜(command line protocol)로 로드 된 경우 커널 명령 행에 대한 포인터를 업데이트합니다.
copy_boot_params는 memcpy 함수(copy.S에 정의됨)를 사용하여 hdr를 복사합니다. 한 번 자세히 살펴봅시다.
GLOBAL(memcpy)
pushw %si
pushw %di
movw %ax, %di
movw %dx, %si
pushw %cx
shrw $2, %cx
rep; movsl
popw %cx
andw $3, %cx
rep; movsb
popw %di
popw %si
retl
ENDPROC(memcpy)C 코드로 옮겨온지도 얼마 안되었는데 다시 어셈블리어군요 :) 가장 먼저, 여기서 memcpy와 다른 루틴들이 정의되어있는 것을 확인할 수 있습니다. GLOBAL 그리고 ENDPROC라는 두개의 메크로로 시작하고 끝납니다. GLOBAL은 arch/x86/include/asm/linkage.h 에 기술되어 있고, 여기엔 globl 명령어와 라벨도 정의되어 있습니다. ENDPROC는 include/linux/linkage.h에 기술되어 있으며, name이라는 기호(심볼)을 함수 이름으로 표시하고 name 기호의 사이즈로 끝납니다.
memcpy의 구현은 간단합니다. 가장 먼저, si 및di 레지스터의 값이 memcpy 동안 변경되므로 값을 보존하기 위해 스택으로 푸시합니다. arch/x86/Makefile의REALMODE_CFLAGS에서 알 수 있듯이 커널 빌드 시스템은 GCC의-mregparm = 3 옵션을 사용하므로 함수는 ax,dx 및 cx 레지스터에서 처음의 세 매개변수를 가져옵니다. memcpy의 호출은 다음과 같습니다.
memcpy(&boot_params.hdr, &hdr, sizeof hdr);즉,
ax는boot_params.hdr의 주소를 가질 것이고dx는hdr의 주소를 가질 것이고cx는hdr의 크기를 바이트 단위로 나타낸 값을 가질 것입니다.
memcpy는boot_params.hdr의 주소를di에 넣고 cx를 스택에 저장합니다. 그런 다음 값을 2 번 오른쪽으로 이동하고 (혹은 4로 나누고) si의 주소에서di의 주소로 4 바이트를 복사합니다. 그 후, 우리는 hdr의 크기를 다시 복원하고, 그것을 4 바이트로 정렬하고 (남는 경우) 나머지 바이트를si의 주소에서di의 주소로 바이트 단위로 복사합니다. 이제si와di의 값이 스택에서 복원되었고 복사 작업이 완료되었습니다.
hdr이boot_params.hdr에 복사 된 후 다음 단계는 arch/x86/boot/early_serial_console.c에 정의 된console_init 함수를 호출하여 콘솔을 초기화하는 것입니다.
함수는 명령 행에서 earlyprintk 옵션을 찾으려고 시도하고 만약 검색이 성공하면 직렬 포트(시리얼 포트)의 포트 주소와 보드(baud) 속도를 구문 분석(parse)하고 직렬 포트를 초기화합니다. earlyprintk 명령 행 옵션의 값은 다음 중 하나입니다.
- serial,0x3f8,115200
- serial,ttyS0,115200
- ttyS0,115200
시리얼 포트 초기화 후 다음과 같이 첫 번째 출력을 볼 수 있습니다.
if (cmdline_find_option_bool("debug"))
puts("early console in setup code\n");puts의 정의는 tty.c에 있습니다. 보시다시피putchar 함수를 호출하여 루프에서 문자별로 문자를 출력합니다. 'putchar'구현을 살펴 봅시다.
void __attribute__((section(".inittext"))) putchar(int ch)
{
if (ch == '\n')
putchar('\r');
bios_putchar(ch);
if (early_serial_base != 0)
serial_putchar(ch);
}__attribute__((section(".inittext"))) 는 이 코드가 .inittext 섹션에 있음을 의미합니다. 링커 파일 setup.ld에서 이를 찾아볼 수 있습니다.
먼저 'putchar'는\n 기호(심볼)이 있는지 확인하고, 발견되면\r을 먼저 출력합니다. 그런 다음0x10 인터럽트 호출로 BIOS를 호출하여 VGA 화면에 문자를 출력합니다.
static void __attribute__((section(".inittext"))) bios_putchar(int ch)
{
struct biosregs ireg;
initregs(&ireg);
ireg.bx = 0x0007;
ireg.cx = 0x0001;
ireg.ah = 0x0e;
ireg.al = ch;
intcall(0x10, &ireg, NULL);
}여기서 initregs는 biosregs 구조체를 가져온 다음 memset 함수를 사용하여 먼저 biosregs를 0으로 채우고, 그리고 레지스터 값으로 채 웁니다.
memset(reg, 0, sizeof *reg);
reg->eflags |= X86_EFLAGS_CF;
reg->ds = ds();
reg->es = ds();
reg->fs = fs();
reg->gs = gs();memset의 구현을 살펴 봅시다.
GLOBAL(memset)
pushw %di
movw %ax, %di
movzbl %dl, %eax
imull $0x01010101,%eax
pushw %cx
shrw $2, %cx
rep; stosl
popw %cx
andw $3, %cx
rep; stosb
popw %di
retl
ENDPROC(memset)위에서 읽을 수 있듯이,이 함수는 memcpy 함수와 동일한 호출 규칙을 사용합니다. 즉, 함수는ax,dx 및cx 레지스터에서 매개 변수를 가져옵니다.
memset의 구현은 memcpy의 구현과 유사합니다. 스택에 di 레지스터의 값을 저장하고 biosregs 구조체의 주소를 저장하고 있는 'ax'의 값을 di에 넣습니다. 다음은 movzbl 명령으로 dl의 값을 eax 레지스터의 하위 2 바이트에 복사합니다. eax의 남은 2바이트는 0으로 채워집니다.
다음 명령어는 eax와0x01010101을 곱합니다. 이것이 필요한 이유는 memset은 동시에 4 바이트를 복사하기 때문입니다. 가령 예를 들어, 크기가 4 바이트 인 구조체에 memset으로0x7 값을 채우려고 한다면, eax에 0x00000007가 담길 것입니다. 그러므로 eax와 0x01010101을 곱하면 0x07070707을 얻게되고 이제 이 4 바이트를 구조체에 복사 할 수 있습니다. memset은 rep; stosl 명령어를 사용하여 eax를 es:di로 복사합니다
memset 함수의 나머지 부분은 memcpy와 거의 같은 기능을합니다.
biosregs 구조체가 memset으로 채워진 후에, bios_putchar는 문자를 출력하는 0x10 인터럽트를 호출합니다. 그런 다음 직렬 포트가 초기화되었는지의 여부를 확인하고 serial_putchar와 (명령어가 설정이 되어 있는 경우) inb/outb 명령어로 문자를 출력합니다.
스택 및 bss 섹션이 header.S에서 준비된 후 (이전 part 참조) 커널은 init_heap 함수로 힙을 초기화해야합니다.
가장 먼저, init_heap은 커널 설정 헤더의 loadflags 구조체에서 CAN_USE_HEAP 플래그를 확인하고 플래그가 설정된 경우 스택의 끝을 계산합니다.
char *stack_end;
if (boot_params.hdr.loadflags & CAN_USE_HEAP) {
asm("leal %P1(%%esp),%0"
: "=r" (stack_end) : "i" (-STACK_SIZE));다르게 말하자면, stack_end = esp-STACK_SIZE입니다.
그 다음은 'heap_end'계산입니다.
heap_end = (char *)((size_t)boot_params.hdr.heap_end_ptr + 0x200);이것은 heap_end_ptr 또는 _end +512 (0x200h)를 의미합니다. 마지막으로 확인할 것은heap_end가 stack_end보다 큰지의 여부입니다. 만약 그렇다면, 둘을 같게 하기 위하여 stack_end가 heap_end에 할당되게 됩니다.
이제 힙이 초기화되었으며 GET_HEAP 메소드를 사용하여 힙을 사용할 수 있습니다. 우리는 그것이 왜 사용되는지, 어떻게 사용되고, 어떻게 구현되는지에 대해서는 다음 포스트에서 살펴 볼 것입니다.
다음 단계는 arch/x86/boot/cpu.c 소스 코드 파일의 validate_cpu 함수를 통한 CPU 유효성 검사입니다.
validate_cpu는 check_cpu 함수를 호출하고 CPU 수준과 필요한 CPU 수준을 전달해주고 커널이 올바른 CPU 레벨에서 시작되는지 확인합니다.
check_cpu(&cpu_level, &req_level, &err_flags);
if (cpu_level < req_level) {
...
return -1;
}check_cpu 함수는 x86_64 (64 비트) CPU의 경우 long mode의 존재 여부와 함께 CPU의 플래그를 확인하고 프로세서 공급 업체를 확인하여 가령 AMD일 경우 SSE + SSE2 끄기와 같이 특정 공급 업체를 위한 준비가 되어 있지 않은 경우, 해당 준비를 합니다.
바로 다음 단계에서, 셋업 코드가 CPU가 적합하다는 것을 확인 한 후에set_bios_mode 함수를 호출하는 것을 볼 수 있습니다. 보시다시피 이 함수는x86_64 모드에서만 구현됩니다.
static void set_bios_mode(void)
{
#ifdef CONFIG_X86_64
struct biosregs ireg;
initregs(&ireg);
ireg.ax = 0xec00;
ireg.bx = 2;
intcall(0x15, &ireg, NULL);
#endif
}set_bios_mode 함수는 0x15 BIOS 인터럽트를 실행하여 BIOS에 (bx == 2 인 경우) long mode 가 사용될 것임을 알려줍니다.
다음 단계는detect_memory 함수을 통한 메모리 탐지입니다. 기본적으로 detect_memory는 CPU에 사용 가능한 RAM의 맵을 제공합니다. 함수는 메모리 탐지를 위해 0xe820,0xe801 및0x88과 같은 다른 프로그래밍 인터페이스를 사용합니다. 여기서는 0xE820 인터페이스의 구현만 살펴볼 겁니다.
arch / x86 / boot / memory.c 소스 파일에서 detect_memory_e820 함수의 구현을 살펴 보겠습니다. 우선,detect_memory_e820 함수는 위에서 보았 듯이 biosregs구조체를 초기화하고0xe820 호출에 대한 특수 값으로 레지스터를 채웁니다.
initregs(&ireg);
ireg.ax = 0xe820;
ireg.cx = sizeof buf;
ireg.edx = SMAP;
ireg.di = (size_t)&buf;ax함수의 번호를 갖고 있습니다. (이 경우엔 0xe820)cx는 메모리에 대한 정보를 담을 버퍼의 크기를 갖고 있습니다.edx는SMAP매직 넘버를 포함해야합니다es : di는 메모리 데이터를 포함 할 버퍼의 주소를 포함해야합니다ebx는 0이어야합니다.
다음은 메모리에 관한 데이터가 수집되는 루프입니다. 이는 주소 할당 테이블에서 한 줄을 쓰는0x15 BIOS 인터럽트에 대한 호출로 시작합니다. 다음 줄을 얻으려면 (루프 안에서 수행되는) 이 인터럽트를 다시 호출해야합니다. 다음 호출 전에 ebx는 이전에 반환 된 값을 포함해야합니다.
intcall(0x15, &ireg, &oreg);
ireg.ebx = oreg.ebx;결과적으로 보면, 이 함수는 주소 할당 테이블에서 데이터를 수집하여 이 데이터를 e820_entry 배열에 씁니다.
- 메모리 세그먼트의 시작
- 메모리 세그먼트의 크기
- 메모리 세그먼트의 종류 (특정 세그먼트의 사용 가능한지 아니면 이미 예약되었는지의 여부)
다음과 같이, dmesg 출력에서 이 결과를 볼 수 있습니다.
[ 0.000000] e820: BIOS-provided physical RAM map:
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x0000000000000000-0x000000000009fbff] usable
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x000000000009fc00-0x000000000009ffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x00000000000f0000-0x00000000000fffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x0000000000100000-0x000000003ffdffff] usable
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x000000003ffe0000-0x000000003fffffff] reserved
[ 0.000000] BIOS-e820: [mem 0x00000000fffc0000-0x00000000ffffffff] reserved
다음 단계는 keyboard_init 함수를 호출하여 키보드를 초기화하는 것입니다. 가장 먼저,keyboard_init는 initregs 함수를 사용하여 레지스터를 초기화합니다. 그런 다음 0x16 인터럽트를 호출하여 키보드 상태를 쿼리합니다.
initregs(&ireg);
ireg.ah = 0x02; /* Get keyboard status */
intcall(0x16, &ireg, &oreg);
boot_params.kbd_status = oreg.al;그런 다음 0x16을 다시 호출하여 반복 속도와 지연을 설정합니다.
ireg.ax = 0x0305; /* Set keyboard repeat rate */
intcall(0x16, &ireg, NULL);다음 두 단계는 다른 매개 변수에 대한 쿼리입니다. 이러한 쿼리에 대한 자세한 내용은 다루지 않겠지만 나중에 다시 설명하겠습니다. 그럼 이 기능들을 간단히 살펴 봅시다.
첫 번째 단계는 query_ist 함수를 호출하여 Intel SpeedStep 정보를 얻는 것입니다. CPU 레벨을 확인하고 올바른 경우 0x15를 호출하여 정보를 얻고 결과를 boot_params에 저장합니다.
다음으로, query_apm_bios 함수가 BIOS에서 고급 전원 관리 정보를 가져옵니다. query_apm_bios도 0x15 BIOS 인터럽트를 호출하지만 추가로 ah =0x53으로 APM 설치를 확인합니다. 0x15의 실행이 끝나면 query_apm_bios 함수는 PM서명 ( 0x504d이어야 함), 캐리 플래그 ( APM이 지원되는 경우 0이어야 함) 및 cx레지스터의 값( 0x02 인 경우 보호 모드 인터페이스가 지원됨 )을 확인합니다.
다음으로 0x15를 다시 호출하지만 ax = 0x5304로 APM 인터페이스의 연결을 끊고 32 비트 보호 모드 인터페이스를 연결합니다. 마지막에는, BIOS에서 얻은 값으로 boot_params.apm_bios_info를 채웁니다.
query_apm_bios는CONFIG_APM 또는CONFIG_APM_MODULE 컴파일 타임 플래그가 구성 파일에 설정된 경우에만 실행됩니다.
#if defined(CONFIG_APM) || defined(CONFIG_APM_MODULE)
query_apm_bios();
#endif마지막은 BIOS에서 '확장 된 디스크 드라이브'정보를 쿼리하는 query_edd 함수입니다. query_edd가 어떻게 구현되는지 살펴봅시다.
우선, 커널의 명령 행에서 edd 옵션을 읽습니다. off로 설정되면 query_edd가 반환됩니다.
EDD가 활성화되면query_edd는 BIOS 지원 하드 디스크를 통해 다음 루프에서 EDD 정보를 쿼리합니다.
for (devno = 0x80; devno < 0x80+EDD_MBR_SIG_MAX; devno++) {
if (!get_edd_info(devno, &ei) && boot_params.eddbuf_entries < EDDMAXNR) {
memcpy(edp, &ei, sizeof ei);
edp++;
boot_params.eddbuf_entries++;
}
...
...
...
}여기서 0x80은 첫 번째 하드 드라이브이고 EDD_MBR_SIG_MAX 매크로의 값은 16입니다. edd_info 구조의 배열로 데이터를 수집합니다. get_edd_info는 0x13 인터럽트를 0x41인 ah로 호출하여 EDD가 존재하는지 확인하고, 만약 EDD가 존재하면 get_edd_info는 0x13 인터럽트를 한 번 더 호출하지만, 이번에는 0x48인 ah와 EDD 정보가 저장될 버퍼의 주소를 포함하는 si로 호출합니다.
이것으로 리눅스 커널 내부의 두 번째 부분은 끝입니다. 다음 부분에서는 비디오 모드 설정과 보호 모드로 전환하기 전 준비과정의 나머지 부분들, 그리고 직접 전환하는 과정을 보도록 하겠습니다.
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