UNIX-подобная операционная система интересна для разбора, а также для написания собственного ядра, которое выведет сообщение. Ну что, напишем?
UNIX-подобная операционная система и загрузка x86 машины
Что такое UNIX-подобная операционка? Это ОС, созданная под влиянием UNIX. Но прежде чем заняться написанием ядра для нее, давайте посмотрим, как машина загружается и передает управление ядру.
Большинство регистров x86 процессора имеют четко определенные значения после включения питания. Регистр указателя инструкций (EIP) содержит адрес памяти для команды, выполняемой процессором. EIP жестко закодирован на значение 0xFFFFFFF0. Таким образом, у процессора есть четкие инструкции по физическому адресу 0xFFFFFFF0, что, по сути, – последние 16 байт 32-разрядного адресного пространства. Этот адрес называется вектором сброса.
Теперь карта памяти чипсета гарантирует, что 0xFFFFFFF0 сопоставляется с определенной частью BIOS, а не с ОЗУ. Между тем, BIOS копирует себя в ОЗУ для более быстрого доступа. Это называется затенением (shadowing). Адрес 0xFFFFFFF0 будет содержать только инструкцию перехода к адресу в памяти, где BIOS скопировал себя.
Таким образом, код BIOS начинает свое выполнение. Сначала BIOS ищет загрузочное устройство в соответствии с настроенным порядком загрузочных устройств. Он ищет определенное магическое число, чтобы определить, является устройство загрузочным или нет (байты 511 и 512 первого сектора равны 0xAA55).
После того, как BIOS обнаружил загрузочное устройство, он копирует содержимое первого сектора устройства в оперативную память, начиная с физического адреса 0x7c00; затем переходит по адресу и выполняет только что загруженный код. Этот код называется системным загрузчиком (bootloader).
Затем bootloader загружает ядро по физическому адресу 0x100000. Адрес 0x100000 используется как стартовый адрес для всех больших ядер на x86 машинах.
Все x86 процессоры стартуют в упрощенном 16-битном режиме, называемом режимом реальных адресов. Загрузчик GRUB переключается в 32-битный защищенный режим, устанавливая младший бит регистра CR0 равным 1. Таким образом, ядро загружается в 32-разрядный защищенный режим.
Обратите внимание, что в случае обнаружения ядра Linux, GRUB получит протокол загрузки и загрузит Linux-ядро в реальном режиме. А ядро Linux сделает переключение в защищенный режим.
Что нам понадобится?
Ну и неплохо было бы иметь представление о том, как работает UNIX-подобная ОС. Исходный код можно найти в репозитории на Github.
Точка входа и запуск ядра
Для начала напишем небольшой файл в x86 ассемблере, который будет отправной точкой для запуска ядра. Этот файл будет вызывать внешнюю функцию на C, а затем остановит поток программы.
Как убедиться, что этот код послужит отправной точкой для ядра?
Мы будем использовать скрипт компоновщика, который связывает объектные файлы с целью создания окончательного исполняемого файла ядра. В этом скрипте явно укажем, что бинарный файл должен быть загружен по адресу 0x100000. Этот адрес, является тем местом, где должно быть ядро.
Вот код сборки:
;;kernel.asm bits 32 ;директива nasm - 32 bit section .text global start extern kmain ;kmain определена в C-файле start: cli ;блокировка прерываний mov esp, stack_space ;установка указателя стека call kmain hlt ;остановка процессора section .bss resb 8192 ;8KB на стек stack_space:
Первая инструкция bits 32 не является инструкцией сборки x86. Это директива для ассемблера NASM, которая указывает, что он должен генерировать код для работы на процессоре, работающем в 32-битном режиме. Это не обязательно требуется в нашем примере, однако это хорошая практика – указывать такие вещи явно.
Вторая строка начинается с текстового раздела. Здесь мы разместим весь наш код.
global - еще одна директива NASM, служит для установки символов исходного кода как глобальных.
kmain - это собственная функция, которая будет определена в нашем файле kernel.c. extern объявляет, что функция определена в другом месте.
Функция start вызывает функцию kmain и останавливает CPU с помощью команды hlt. Прерывания могут пробудить CPU из выполнения инструкции hlt. Поэтому мы предварительно отключаем прерывания, используя инструкцию cli.
В идеале необходимо выделить некоторый объем памяти для стека и указать на нее с помощью указателя стека (esp). Однако, GRUB делает это за нас, и указатель стека уже установлен. Тем не менее, для верности, мы выделим некоторое пространство в разделе BSS и поместим указатель стека в начало выделенной памяти. Для этого используем команду resb, которая резервирует память в байтах. После этого остается метка, которая указывает на край зарезервированного фрагмента памяти. Перед вызовом kmain указатель стека (esp) используется для указания этого пространства с помощью команды mov.
Ядро на C
В kernel.asm мы сделали вызов функции kmain(). Таким образом, код на C начнет выполнятся в kmain():
/*
* kernel.c
*/
void kmain(void)
{
const char *str = "my first kernel";
char *vidptr = (char*)0xb8000; //видео пямять начинается здесь
unsigned int i = 0;
unsigned int j = 0;
/* этот цикл очищает экран*/
while(j < 80 * 25 * 2) {
/* пустой символ */
vidptr[j] = ' ';
/* байт атрибутов */
vidptr[j+1] = 0x07;
j = j + 2;
}
j = 0;
/* в этом цикле строка записывается в видео память */
while(str[j] != '\0') {
/* ascii отображение */
vidptr[i] = str[j];
vidptr[i+1] = 0x07;
++j;
i = i + 2;
}
return;
}
Наше ядро будет очищать экран и выводить на него строку «my first kernel».
Для начала мы создаем указатель vidptr, который указывает на адрес 0xb8000. Этот адрес является началом видеопамяти в защищенном режиме. Текстовая память экрана – это просто кусок памяти в нашем адресном пространстве. Ввод/вывод для экрана на карте памяти начинается с 0xb8000 и поддерживает 25 строк по 80 ascii символов каждая.
Каждый элемент символа в этой текстовой памяти представлен 16 битами (2 байта), а не 8 битами (1 байт), к которым мы привыкли. Первый байт должен иметь представление символа, как в ASCII. Второй байт является атрибутным байтом. Он описывает форматирование символа, включая разные атрибуты, например цвет.
Чтобы напечатать символ с зеленым цветом на черном фоне, мы сохраним символ s в первом байте адреса видеопамяти и значение 0x02 во втором байте.
0 - черный фон, а 2 - зеленый.
Ниже приведена таблица кодов для разных цветов:
0 - Black, 1 - Blue, 2 - Green, 3 - Cyan, 4 - Red, 5 - Magenta, 6 - Brown, 7 - Light Grey, 8 - Dark Grey, 9 - Light Blue, 10/a - Light Green, 11/b - Light Cyan, 12/c - Light Red, 13/d - Light Magenta, 14/e - Light Brown, 15/f – White.
В нашем ядре мы будем использовать светло-серые символы на черном фоне. Поэтому наш байт атрибутов должен иметь значение 0x07.
В первом цикле while программа записывает пустой символ с атрибутом 0x07 по всем 80 столбцам из 25 строк. Таким образом, экран очищается.
Во втором цикле while символы строки «my first kernel» записываются в кусок видеопамяти. Для каждого символа атрибутный байт содержит значение 0x07.
Таким образом, строка отобразится на экране.
Связующая часть
Мы собираем kernel.asm и NASM в объектный файл, а затем с помощью GCC компилируем kernel.c в другой объектный файл. Теперь наша задача – связать эти объекты с исполняемым загрузочным ядром.
Для этого мы используем явный скрипт компоновщика, который можно передать как аргумент ld (наш компоновщик).
/*
* link.ld
*/
OUTPUT_FORMAT(elf32-i386)
ENTRY(start)
SECTIONS
{
. = 0x100000;
.text : { *(.text) }
.data : { *(.data) }
.bss : { *(.bss) }
}
Во-первых, мы устанавливаем выходной формат исполняемого файла как 32-битный исполняемый (ELF). ELF – стандартный формат двоичного файла для Unix-подобных систем на архитектуре x86.
ENTRY принимает один аргумент. Он указывает имя символа, которое должно быть точкой входа нашего исполняемого файла.
SECTIONS – самая важная часть, где мы определяем разметку исполняемого файла. Здесь указывается, как должны быть объединены различные разделы и в каком месте они будут размещаться.
В фигурных скобках, следующих за инструкцией SECTIONS, символ периода (.) – представляет собой счетчик местоположения.
Счетчик местоположения всегда инициализируется до 0x0 в начале блока SECTIONS. Его можно изменить, присвоив ему новое значение.
Как уже говорилось, код ядра должен начинаться с адреса 0x100000. Таким образом, мы установили счетчик местоположения в 0x100000.
Посмотрите на следующую строку .text: {*(.text)}
Звездочка (*) является спецсимволом, который будет соответствовать любому имени файла. То есть, выражение *(.text) означает все секции ввода .text из всех входных файлов.
Таким образом, компоновщик объединяет все текстовые разделы объектных файлов в текстовый раздел исполняемого файла по адресу, хранящемуся в счетчике местоположения. Раздел кода исполняемого файла начинается с 0x100000.
После того, как компоновщик разместит секцию вывода текста, значение счетчика местоположения установится в 0x1000000 + размер раздела вывода текста.
Аналогично, разделы данных и bss объединяются и помещаются на значения счетчика местоположения.
Grub и Multiboot
Теперь все файлы, необходимые для сборки ядра, готовы. Но, поскольку мы намеренны загружать ядро с помощью GRUB, нужно еще кое-что.
Существует стандарт для загрузки различных x86 ядер с использованием загрузчика, называемый спецификацией Multiboot.
GRUB загрузит ядро только в том случае, если оно соответствует Multiboot-спецификации.
Согласно ей, ядро должно содержать заголовок в пределах его первых 8 килобайт.
Кроме того, этот заголовок должен содержать дополнительно 3 поля:
- поле магического числа: содержит магическое число 0x1BADB002, для идентификации заголовка.
- поле флагов: сейчас оно не нужно, просто установим его значение в ноль.
- поле контрольной суммы: когда задано, должно возвращать ноль для суммы с первыми двумя полями.
Итак, kernel.asm будет выглядеть таким образом:
;;kernel.asm
;nasm directive - 32 bit
bits 32
section .text
;multiboot spec
align 4
dd 0x1BADB002 ;магические числа
dd 0x00 ;флаги
dd - (0x1BADB002 + 0x00) ;контрольная сумма. мч+ф+кс должно равняться нулю
global start
extern kmain ;kmain определена во внешнем файле
start:
cli ;блокировка прерываний
mov esp, stack_space ;указатель стека
call kmain
hlt ;остановка процессора
section .bss
resb 8192 ;8KB на стек
stack_space:
Сборка ядра
Теперь создадим объектные файлы из kernel.asm и kernel.c, а затем свяжем их с помощью скрипта компоновщика.
nasm -f elf32 kernel.asm -o kasm.o
запустит ассемблер для создания объектного файла kasm.o в формате 32-битного ELF.
gcc -m32 -c kernel.c -o kc.o
Параметр «-c» гарантирует, что после компиляции связывание не произойдет неявным образом.
ld -m elf_i386 -T link.ld -o kernel kasm.o kc.o
запустит компоновщик с нашим скриптом и сгенерирует исполняемое именованное ядро.
Настройка GRUB и запуск ядра
UNIX-подобная ОС с ее ядром почти поддалась. GRUB требует, чтобы ядро имело имя вида kernel-<version>. Переименуйте ядро, к примеру, в kernel-701.
Теперь поместите его в каталог /boot. Для этого вам потребуются права суперпользователя.
В конфигурационном файле GRUB grub.cfg вы должны добавить запись такого вида:
title myKernel root (hd0,0) kernel /boot/kernel-701 ro
Не забудьте удалить директиву hiddenmenu, если она существует.
Перезагрузите компьютер, и вы сможете наблюдать список с именем вашего ядра. Выберите его, и вы увидите:
Это ваше ядро! Оказывается, UNIX-подобная операционная система и ее составляющие не так уж сложны, верно?
PS:
- Всегда желательно использовать виртуальную машину для всех видов взлома ядра.
- Чтобы запустить это ядро на grub2, который является загрузчиком по умолчанию для более новых дистрибутивов, ваша конфигурация должна выглядеть так:
menuentry 'kernel 701' {
set root='hd0,msdos1'
multiboot /boot/kernel-701 ro
}
Если вы хотите запустить ядро на эмуляторе qemu вместо загрузки с помощью GRUB, вы можете сделать так:
qemu-system-i386 -kernel kernel
Теперь вы имеете представление о том, как устроены UNIX-подобная ОС и ее ядро, а также сможете без труда написать последнее.
Комментарии