田宇是一位热衷于Linux内核的软件开发专业人士。他的职业生涯在多家大型和中型企业中度过，参与了高端嵌入式产品的核心研发。具体来说，他主要承担了Linux内核与驱动程序的开发，并且在开源操作系统环境的深度定制上也发挥了关键作用。通过这些项目，田宇积累了丰富的经验，对软件技术有深入的理解和实践能力。

本书讲述了一个64位多核操作系统的自制过程。此操作系统自制过程是先从虚拟平台构筑起一个基础框架，随后再将基础框架移植到物理平台中进行升级、完善与优化。为了凸显64位多核操作系统的特点，物理平台选用搭载着Intel Core-i7处理器的笔记本电脑。与此同时，本书还将Linux内核的源码精髓、诸多官方白皮书以及多款常用协议浓缩于其中，可使读者在读完本书后能够学以致用，进而达到理论联系实际的目的。
全书共分为16章。第1~2章讲述了操作系统的基础概念和开发操作系统需要掌握的知识；第3~5章在虚拟平台下快速构建起一个操作系统模型；第6~16章将在物理平台下对操作系统模型做进一步升级、优化和完善。
本书既适合在校学习理论知识的初学者，又适合在职工作的软件工程师或有一定基础的业余爱好者。

田宇
Linux内核爱好者，曾在多家大中型软件公司从事软件开发工作，参与过多款高端嵌入式产品的开发研制，主要负责Linux内核和驱动的研发，以及开源操作系统环境的深度定制。

操作系统是各种设备，从简单的单片机到复杂的计算机系统的核心组件。它的历史可以追溯到早期相对原始的功能，但随着技术的不断进步，操作系统已经发展出多种类型，如单任务、批处理、分时、实时、嵌入式和云系统。

操作系统主要由两部分组成：内核层和应用层。内核是操作系统的基石，它直接与硬件交互，负责底层控制、资源分配以及为上层应用提供接口。内存管理确保有效地使用物理内存，异常/中断处理涉及处理器执行过程中的错误或请求处理，进程管理则关注程序运行状态的管理和执行效率优化。现代Linux内核采用CFS（ Completely Fair Scheduler）调度策略来提升性能。设备驱动程序是硬件和软件之间的桥梁，使得应用程序能够访问硬件资源。文件系统则是数据组织和存取的关键工具，它负责在硬盘或内存中整理信息。

应用层主要关注用户交互和界面，如API库为开发者提供便捷的接口，而各种应用程序则包括日常使用的软件和服务。窗口管理器是图形用户界面的重要组成部分，它负责布局、消息传递以及活动窗口的控制。

开发操作系统需要深入理解硬件工作原理、处理器与外围设备通信方式，并阅读芯片手册。软件方面，汇编语言用于底层操作，如设置处理器状态，而C或C++等高级语言则常用于编写内核和应用层代码。参考现有成熟的操作系统（如Linux）进行学习和借鉴是常见的做法，但完全复制并非目标，而是通过这样的过程来增进对操作系统工作原理的理解，并可能为未来的创新打下基础。

在实现过程中，可以使用汇编语言来编写U盘引导程序和文件系统识别模块，确保内核能够顺利运行。参考Linux内核的结构和方法来构建内存管理、进程管理等功能模块，同时遵守POSIX（Portable Operating System Interface）规范以提供一致的编程接口。在应用层，可以实现一个基础的Shell命令解析器和一些基本命令，利用内核提供的系统调用API进行开发。

尽管这个过程参考了Linux内核的设计，但它并不是简单地裁剪现有代码，而是旨在帮助读者逐步理解操作系统的各个层面，并为未来可能的深入研究或操作系统设计打下坚实的基础。

第 1 章 操作系统概述

操作系统开发所需的环境主要依赖汇编和C语言，首选Linux开源系统结合VMware虚拟机，它在不同平台如Windows、Linux或Mac OS上运行稳定且灵活。Bochs轻量级虚拟机除了提供虚拟平台外，还支持实时调试，对解决开发中的难题大有裨益。

安装VMware后，可通过其创建装载CentOS 6等操作系统的虚拟硬件平台。开发者也会用到编译器、链接器等工具，以及一系列系统命令与工具。在使用VMware构建虚拟环境时，应合理分配存储空间，并根据需要设置swap分区。Bochs在操作系统早期阶段调试内核尤其重要，安装和配置Bochs的建议也在文中详述。

Bochs的配置信息包括处理器、内存和输入设备设定，如boot: floppy指示通过软盘启动，floppya定义了软盘类型和镜像文件。用户可自定义cpu与cpuid中的处理器细节，megs设置虚拟机内存大小。开启图形界面调试的方法也在文中提及。

汇编语言中，AT&T和Intel格式有差异，开发者需根据项目需求选择编写BootLoader和内核程序的格式。C语言与汇编语言间的调用也有复杂性，特别是汇编调用C函数时，要考虑函数约定、参数传递和返回值。

函数调用约定是执行函数时处理参数和返回地址方式的规则，如stdcall、cdecl和fastcall。stdcall中，被调用函数负责出栈；cdecl由调用者出栈，64位系统有寄存器传参例外；fastcall强调快速传前两个参数到通用寄存器。

内嵌汇编使用时需注意：修改寄存器值未记录会破坏后续代码执行，已声明的寄存器不能用于输入/输出操作；内存数据在内嵌汇编中改变要通知编译器保持一致性；影响标志寄存器的指令通过`cc`声明。操作约束规定输入/输出表达式载体，并有相应修饰符限制寄存器操作。

Linux内核源码初始化和驱动编写推荐使用文件操作结构体，GNU C语言支持函数名标识符区分、特殊属性如noreturn、packed和regparm的使用。regparm在x86和x64架构下效果不同，影响函数调用约定执行。

通过objdump反汇编x64程序，观察regparm对函数调用约定的影响。尽管x64体系默认寄存器传参，但代码显示regparm属性可能不再有效，提示编程环境对实际执行有重要影响。

第 2 章 环境搭建及基础知识

第一部分 操作系统相关知识介绍及环境搭建

计算机启动时，BIOS在上电自检后根据配置选择启动设备，如硬盘、U盘或软盘。通常情况下，BIOS会选择硬盘作为默认启动项。Boot引导程序的作用是初始化处理器，并从磁盘的第一个扇区（引导扇区）加载数据到内存地址0x7c00处，然后将控制权交给这个程序。由于引导扇区容量有限（512字节），它主要用于加载更强大的Loader程序，后者负责进一步加载操作系统。

为解决存储限制问题，可以创建文件系统来组织和管理这些程序和数据，使得加载过程更加灵活方便。例如，使用汇编语言编写Boot引导程序示例，初始化寄存器以准备执行。在BIOS中断服务程序中，INT 10h用于屏幕操作（如设置光标位置、滚动窗口和显示字符串），而INT 13h则主要用于磁盘驱动器的操作（如磁盘驱动器复位）。

创建虚拟软盘镜像文件可以使用bximage工具，这使得在Bochs虚拟机上运行自定义Boot程序成为可能。文章详细解释了如何配置环境、编译引导程序并写入到虚拟软盘的引导扇区中，确保虚拟环境的正确设置和程序顺利执行。

操作系统启动过程中的关键步骤包括文字界面出现后选择开始运行虚拟机（默认选项6），由于之前已通过bochs命令设置了环境配置，这里无需额外操作。启动后的图形界面显示初始化硬件平台的过程，用户可以通过输入特定指令让虚拟机继续执行。引导程序的运行标志着操作系统启动的重要阶段。

接下来，涉及FAT12文件系统中簇的分配情况：第一个簇和最后几个簇有特殊用途，如保留或标识坏簇；文件数据从第二个簇开始存储，并通过FAT表中的索引链接。目录项结构用于记录文件信息，包括名称、属性、时间戳和起始簇号。

理解这些细节有助于实现文件系统的操作，如Loader程序的加载。在FAT12文件系统引导扇区中，变量BaseOfLoader equ 0x1000和OffsetOfLoader equ 0x00定义了Loader程序的起始物理地址，通过地址变换公式转换为实际地址0x10000。RootDirSectors equ 14表示根目录占用的扇区数。

引导加载程序（loader.bin）从根目录中搜索并加载的过程涉及保存根目录的起始扇区号、确定搜索范围、读取扇区数据到缓冲区，然后遍历目录项比较文件名。找到匹配项后执行；未找到则显示错误信息。此外，还涉及屏幕输出、FAT表解析以及从磁盘加载文件到内存的逻辑。

Boot引导程序运行过程中，关键变量如字符串信息、死循环以及跳转至Loader程序的指令，展示了程序功能。Loader引导加载程序负责硬件检测、处理器模式切换和向内核传递数据，并在屏幕上显示日志信息。它通过开启地址A20功能和使用LGDT指令突破实模式下1 MB寻址限制，进入Big Real Mode。

Loader还描述了如何从FAT12文件系统中搜索内核程序kernel.bin并将其读取到物理内存中。加载完成后关闭软驱马达，并获取物理地址空间信息用于操作系统初始化内存管理单元。Label_DispAL模块负责在屏幕上显示十六进制数字，同时设置SVGA芯片的显示模式。

通过创建临时GDT表简化保护模式段结构，使用LGDT指令加载GDT到GDTR寄存器。进入保护模式需执行一系列操作：加载描述符表、修改CR0寄存器和执行远跳转等。

在 IA-32e 模式（长模式）中，GDT 和相关偏移地址如 LABEL_DESC_CODE64 和 LABEL_DESC_DATA64 初始化。通过CPUID指令检查处理器功能，并配置临时页目录项和页表项。重新加载 GDT 并初始化段寄存器，设置 CR4 和 CR3 寄存器以激活 IA-32e 模式。

操作IA-32e模式切换的步骤包括读写MSR寄存器中的IA32_EFER，处理LME标志位，并通过CR0启用分页和保护模式。Loader引导加载程序将处理器从保护模式过渡到IA-32e（64位）模式，通过修改控制寄存器CR0的值启用长模式，然后执行远跳转指令进入64位模式。

在Bochs虚拟机中调试，可以看到段寄存器状态变化和通用寄存器扩展为64位，确认了模式转换成功。至此，Loader完成任务，控制权交给了内核程序，后续的内核阶段将构建适应新模式的内存管理和代码结构。

第 3 章 BootLoader引导启动程序

内核执行头程序是Loader加载程序传递控制权给Kernel后首先运行的汇编代码段。它负责构建操作系统所需的段结构、页表以及设置默认处理函数和关键寄存器等初始化工作。完成后，通过远跳转指令进入系统内核主程序。为了确保头程序位于内核文件起始，需要特殊链接脚本指导链接过程。

在GAS编译环境下，使用RIP-Relative寻址模式确定指令地址，避免ljmp或lcall不被支持的问题。程序通过lretq实现段间跳转，并最终将控制权传递给内核主函数Start_Kernel。这个函数负责初始化系统模块并创建第一个进程init，目前为空循环仅用于演示。

操作系统开发中，头程序跳转至主程序后，开发者可使用汇编和C语言进行后续工作。屏幕显示功能涉及帧缓冲存储器，它是图像的内存映射，每个像素由特定存储单元表示。通过设置显示模式，将帧缓冲物理地址映射到特定线性地址。

绘制色彩需要理解帧缓存格式，如像素颜色值位宽。代码清单展示了如何在屏幕上以不同颜色绘制色带，通过循环向帧缓冲写入指定颜色的像素值，并更新地址指针。字符显示则需基于ASCII字符集制作子集，计算每个字符的像素位图并在屏幕上绘制。

color_ printk函数用于彩色打印，支持可变参数格式化字符串输出。它解析格式化字符串及其参数，处理特殊字符如换行、退格和制表符，并调用putchar将普通字符打印到屏幕上。vsprintf负责格式化字符串的解析与输出，通过循环判断字符并设置相应的标志位。

函数skip_atoi和number用于数值转换，do_div宏和strlen函数使用内嵌汇编进行除法运算和计算字符串长度。异常处理机制中，处理器通过中断描述符表IDT定位并执行异常处理程序。内核启动初期，可能需要添加捕获功能来处理未知的中断或故障信息。

在x64模式下，color_ printk函数参数通过寄存器传递，反汇编确认了参数正确放入寄存器并通过callq调用函数。插入异常触发代码用于测试处理器异常捕获。内核中实现的set_ intr_gate等函数配置IDT，处理硬件中断和软件陷阱。

异常或中断处理程序保存和恢复程序执行现场，包括寄存器值和段寄存器状态。通过一系列寄存器符号常量确定各寄存器在栈中的位置，在处理完异常后从栈中弹出寄存器值并更新DS和ES段寄存器。

处理器处理异常的机制通过汇编代码展示，如#NMI不可屏蔽中断、#DE除零错误等。这些异常处理程序会跳转到相应函数，打印错误信息并进入死循环。do_ page_ fault函数处理页面错误，保存CR2寄存器值，解析错误码提供详细信息。

操作系统中物理内存页的管理涉及检测可用物理内存段、对齐地址以计算可用物理页数量，并实现内存分配。定义了struct Page和struct Zone结构体来存储页面属性和区域状态，以及全局struct Global_ Memory_Descriptor进行管理和分配操作。

Linux早期版本内存管理程序初始化E820物理内存段信息，过滤非物理内存，对齐处理并创建zone和page结构体，特殊处理内核程序可能存在的内存页。代码片段记录起始地址为0x100000000的区域索引值，并调整结束地址防止越界访问。

清除页目录中的前10个页表项以消除一致性页表映射，通过重新赋值CR3生效。alloc_ pages函数从预设内存区域申请64个连续物理页并设置属性，根据zone_ select参数确定检索区域，记录BIT映射位图和内存页状态。

用于物理内存分配的函数演示了如何连续申请64个可用物理页，并更新内存页结构属性和BIT映射。8259A作为早期中断控制器，通过级联连接外部设备中断请求，设置ICW3、ICW4寄存器控制中断行为。

汇编程序保存CPU通用寄存器状态，与entry. S文件中的error_code模块类似但不完全相同。宏代码Build_IRQ用于定义中断处理程序入口，生成不同函数名称，并保存返回地址和使用JMP指令。

操作系统中中断处理程序通过配置外部设备的中断向量和处理函数、初始化8259A控制器以及启用中断来实现。简化版do_ IRQ显示中断信息，表明初步建立中断处理程序。后续章节将介绍键盘驱动响应中断请求和数据。

进程管理涉及进程控制块（PCB）和调度策略。PCB包含进程状态、资源使用情况等信息，用于进程调度决策。进程内核层栈空间与其控制结构体融合，低地址存储struct task_ struct，高地址作为栈空间。

Linux内核中，进程的32 KB对齐内核栈空间与task_ struct融合，初始化数据结构时特别注意全局变量init_ task_union的链接属性和对齐方式。TSS结构体用于保存异常和进程切换上下文。

进程管理和切换涉及定义紧凑的数据结构，如struct pt_regs组织寄存器信息，以及get_ current函数获取当前任务地址。内联汇编代码在内核空间中进行页目录切换、寄存器值保存与恢复，确保进程间的顺利切换。

操作系统创建进程涉及do_ fork函数分配进程控制结构体和初始化数据，如内存空间分配和物理页使用。新进程数据复制到新物理页，设置状态和其他成员变量，并根据标志位决定运行环境。通过task_ init和switch_ to完成进程创建和初始化。

第 4 章 内核层

在操作系统中，特权级的切换是一个关键过程，涉及到内核层与应用层之间的通信。这个过程主要依赖于CALL和RET指令的操作原理以及调用门在不同特权级间的栈管理。处理器通过一系列步骤来准备执行环境并恢复调用者的上下文。此外，还引入了SYSENTER/SYSEXIT指令，它们提供了一种快速进行系统调用的方法，无需数据压栈和段描述符检查，但仅限于特定的特权级转换。

使用SYSEXIT指令进行特权级切换的具体步骤如下：首先，需要调整任务状态段（TSS）中的段描述符和段选择子偏移值，为系统调用返回做准备。在do_fork函数中，对新进程的返回地址进行修改，使其从ret_from_intr模块跳转到ret_system_call模块。接着，设置IA32_SYSENTER_CS寄存器的段选择子，以便在特权级切换时使用SYSEXIT指令。最后，在init内核线程中，通过执行execve系统调用API，使init进程转变为应用程序，并处理内存访问权限问题，确保应用层程序正确执行。

运行效果可以通过Bochs虚拟机终端日志进行验证。当程序成功从内核层跳转到应用层时，CS和SS寄存器的特权级标记（RPL）应为3，表明处理器处于用户态；RIP寄存器指向 jmp .-2 指令，确认了正确的跳转过程。

在系统调用API的设计中，system_call模块作为接口，与ret_system_call模块执行过程相反。当程序通过SYSENTER进入内核层后，system_call会保存当前的执行环境，并调用system_call_function处理函数。这个函数将栈顶指针传递给相应的处理程序。在实现过程中，system_call_ function参数regs用于存储进程环境，rax则存放系统调用向量号。系统调用表中存放每个调用对应的处理函数，默认为no_system_call。task_init初始化内核层的栈指针和system_call入口地址。

用户态程序通过SYSENTER指令进入内核前，会保存返回地址和栈顶信息，并执行system_call。在测试过程中发现处理器无法接收中断，研究后发现是由于执行SYSENTER时IF标志位被清零导致。为解决这个问题，需要在调用SYSENTER之前保存IF标志位的状态，在系统调用完成后恢复。

为了实现自定义的字符串打印系统调用，可以修改系统调用入口，将待输出字符串的地址送入rdi寄存器。执行结果如预期所示，成功输出了指定的字符串，同时伴随着其他相关信息，这表明系统调用和中断功能正常工作。

本文详细介绍了操作系统中内核层与应用层的关键技术点，包括特权级切换、系统调用API的设计以及中断处理。这些内容不仅有助于读者理解操作系统的运行机制，也为后续深入学习和实践提供了坚实的基础。接下来，我们将进入高级篇，进一步探讨操作系统在物理平台上的实现，提升硬件设备的使用效率，并补充遗漏的理论知识。

第 5 章 应用层

第二部分 初级篇

处理器支持多种运行模式，包括实模式、保护模式、系统管理模式、虚拟8086模式和IA-32e（含兼容和64位）模式。实模式基于Intel 8086架构，提供向后兼容性；保护模式是主流，具备安全性和兼容性；系统管理模式管理电源和特殊功能；虚拟8086模式允许在保护模式下运行旧软件；IA-32e设计用于64位处理器，有兼容旧应用的兼容模式和利用大地址空间的64位模式。通用寄存器如EAX存储结果，CPUID指令识别处理器信息。

状态标志位如CF、AF、SF和ZF指示运算状态，影响程序流程；DF控制字符串操作地址变化。系统标志TF、IF和IOPL影响调试、中断和I/O权限。控制寄存器CR0、CR4设定模式、功能或记录异常，通过MOV CRn指令操作，需注意保留位设置。

CR0中的PG开启分页，CD和NW控制缓存策略；TS、EM、MP与浮点指令执行相关。EFER的LME开启64位模式，NXE涉及页面访问限制。MSR寄存器组提供性能监测，使用前确认处理器支持并选择正确组。

地址空间分为虚拟和物理，虚拟包括逻辑（由段基加偏移）、有效、线性和平坦地址。物理地址连接硬件设备；线性地址通过页表转换为物理地址；平坦地址简化段管理；I/0地址独立寻址输入输出端口。

内存地址空间包含物理内存和外部设备，保持向前兼容同时增强寻址能力，导致物理内存片段化。BIOS中断服务程序INT 15h提供内存信息。

实模式早期运行模式，用于启动、更新固件，有16位寄存器，寻址能力有限（最多1 MB）。使用段基加偏移的逻辑地址，无分页，线性映射为物理地址。中断向量表（IVT）关联中断号和处理程序，256项，每项4字节。

保护模式引入分段和分页扩大寻址，并通过特权级控制指令执行权限。使用段选择子而非基地址的段寄存器，索引段描述符获取段信息。段描述符8字节，包含属性标志位如DPL（特权级）和G（段限长粒度）。代码段Type标志区分类型。

汇编代码定义了全局描述符表（GDT）及其长度指针，以及代码和数据段描述符，管理内存权限和寻址方式。代码段具有4GB长度、线性地址0的基地址，非一致性、可读、未访问，0特权级；数据段覆盖整个线性空间，0特权级、向上扩展、可读写。

系统段描述符如LDT（任务局部存储器）记录表的位置、长度和权限，隔离任务；TSS保存处理器状态信息用于任务切换；调用门允许不同特权级间的程序受控切换。中断门、陷阱门和任务门常用于中断处理。

任务门描述符在特权级控制中作用：CS的CPL小于或等于DPL值，且段选择子指向GDT中的TSS。32位分页模式下地址映射涉及多层级页表索引；页表项包含物理页属性如读写权限和访问模式。

Intel处理器提供内存类型UC（无缓存）和UC-（可被WC覆盖），Linux 2.6.0内核初始化使用movl设置页面属性，循环填充页表。操作系统中PDT（页目录表）和页表项初始化，支持PSE（大页支持）和PAE（物理地址扩展）增加寻址能力。

IA-32e模式是针对64位处理器的全新运行模式，基于保护模式升级，提供更大寻址空间和性能。包含兼容和64位子模式；线性地址64位，实际寻址48位，用于符号扩展。简化段管理，精简标志位；支持多种物理页大小。

数据段描述符特性：D/ B标志忽略，因覆盖整个线性空间时控制数据扩展更精确。系统段描述符扩展至16B适应64位基地址，Type区域精简。IA-32e模式主要支持64位系统段，影响任务切换；LDT与TSS类似但可能更高效；TSS负责特权级间栈切换；调用门扩展至16B，不支持参数传递。

中断/异常处理机制调整，引入IST（中断栈表）优化管理。开启IA-32e模式需启用页管理，支持52位物理地址空间，使用PML4定位顶层页表。PCIDs功能缓存多套线性地址空间并标识。

IA-32e模式的地址转换过程与保护模式相似但有差异：段基地址和长度被忽略，逻辑地址直接映射为线性地址（需Canonical类型）。支持多种物理页规格，PML4进行管理。随着技术发展，IA-32e逐渐成为主流操作系统的基础。

第 6 章 处理器体系结构

实模式下的计算机受限于寻址寄存器位宽，导致内存需求无法满足，同时物理地址空间中存在非物理内存区域和空洞，造成资源浪费。为解决这些问题，需要优化程序存储空间分配并扩大物理地址寻址范围。实模式下的1 MB物理地址空间被划分为多个区域，包括BIOS中断向量表、数据区、内存操作空间、显存缓冲区和系统ROM BIOS等。在操作系统引导阶段，必须利用BIOS服务检测和管理可用内存，防止不足。

A20地址线的开启对于突破1 MB物理内存限制至关重要，它允许处理器访问超过1 MB的物理地址。此外，Big Real Mode（Unreal Mode）结合实模式和保护模式段寻址方式，扩展了寻址能力至4 GB，以适应更大内存需求。通过在实模式和保护模式之间切换并利用段寄存器，可以在保持兼容性的同时实现大地址寻址。

Loader引导加载程序执行时管理内存地址空间，开辟区域存储数据和临时缓存，如物理地址0x7c00用于栈基地址，0x8000用于文件系统临时数据，1 MB处用于内核文件kernel.bin的加载。Loader通过BIOS中断服务程序获取硬件信息，并在保护模式下使用物理地址0x90000处的内存作为临时页表。

硬盘分区表将大容量硬盘划分为独立存储区域，方便操作系统管理和使用。它包含起始逻辑扇区和分区占用磁盘扇区数等信息，确定每个分区的位置。CHS寻址模式依赖扇区号、磁头号、磁道号定位，而现代设备如U盘采用LBA直接访问扇区。

Boot引导程序的调整涉及FAT12文件系统的数据值，如RootDirSectors、SectorNumOfRootDirStart、SectorNumOfFAT1Start和SectorBalance等关键变量。它们有助于理解和修改引导扇区结构中的数据，适应不同文件系统需求。根目录固定占用14个扇区，起始扇区号通过引导扇区计算得出。FAT1表始于引导扇区后第一个扇区。

在物理平台上执行Boot程序的过程包括分析PUSH指令和扇区读取后的栈平衡操作。微调Boot程序，如删除代码、调整屏幕显示，并提供编译和写入U盘的命令示例。运行时需确保启动模式正确。成功运行标志着操作系统开发进入新阶段。

Loader引导加载程序的调整包括内核文件缓存区地址修改和FS段寄存器使用注意点。通过调整屏幕分辨率和页表映射，使内核程序能在物理平台正常运行。展示了Loader执行后的效果，标志系统内核引导启动完成。

代码中存在内存管理结构体e820[i]成员赋值的bug，原程序使用符号+=可能导致计算结果错误或触发异常。建议在do_fork函数中修正，如初始化thd->rsp0、thd->rip等变量，确保操作数据空间正确性，避免处理器异常。

操作系统移植到物理平台后，通过统计物理地址空间信息计算可用内存总量，并展示了键盘中断请求处理程序，表明处理器能捕获和处理外部设备的中断。然而，可能遇到屏幕无法显示图像的问题，通常因显示芯片配置不当。VBE（Video BIOS Extensions）提供标准化软件支持，帮助操作系统适配不同硬件平台。

从VBE 2.0开始，新添加模式号需大于100h，并鼓励BIOS兼容旧模式号。通过VBE的00h功能获取控制器信息，如硬件信息、版本和OEM供应商等。使用01h功能获取指定模式号的显示模式扩展信息。这些信息包含分辨率、颜色深度、内存布局等，帮助系统了解并适配不同显示模式。

BIOS支持TTY输出功能时（D2位为1），INT 10h中断服务程序支持标准TTY输出，如设置光标位置、滚动窗口等。ModeAttributes字段描述硬件配置支持情况、BIOS TTY输出和单色/彩色模式区分。VBE统一处理不同显卡特性，提供标准化图形接口。

VESA规范的02h功能用于设置VBE显示模式并初始化图形控制器。通过参数寄存器BX位设置选择刷新率、帧缓存区模式及是否清空显示内存数据。CRTCInfoBlock结构存储扫描模式、同步信号和像素时钟等相关信息，用于计算刷新率。

VBE规范中的03h功能获取当前的VBE显示模式；04h功能保存和还原图形控制器硬件状态。这些功能对于理解和操作基于VBE的显示系统至关重要。

计算机显示系统中与VBE相关的操作包括比较数值、跳转指令以及对内存地址的读写。代码片段通过接口函数检查条件，满足则执行后续代码。程序将0x00值赋给ES寄存器，并从内存位置0x800e开始读取数据，处理并显示内容。通过循环结构检查条件，执行相应代码或继续下一轮循环。

通过VBE功能获取计算机显示控制器的信息过程包括使用VBE的00h功能获取VbeInfoBlock结构，并保存在指定地址；然后遍历支持的模式号，获取每个模式对应的ModeInfoBlock结构。这些结构包含如分辨率、颜色深度等重要信息。

操作系统采用Direct Color内存类型和每像素32位配置。通过Loader引导加载程序使用VBE 00h功能获取控制器信息，代码清单展示了这一操作的具体实现，但注释掉了一些显示数据信息的部分以优化性能。读者可根据需要启用这些信息显示。

汇编代码首先从VBE控制器获取信息并保存到物理地址0x8000处，然后使用Label_DispAL模块遍历并打印前22 B内容，展示VbeInfoBlock结构。通过调用功能号01h遍历所有VBE模式号，并记录查询成功的模式号，用于后续显示设置。代码会展示物理平台支持的模式号列表。

通过编程技术查询VBE数据信息，获取不同模式号的ModeInfoBlock结构。虽然物理平台可能支持多种显示模式，但并非所有模式提供有效ModeInfoBlock，且同一模式在不同平台上信息有差异。建议根据实际检测数据选择最合适的显示模式，并提供了设置显示模式的参数配置建议。通过本章学习，读者应能掌握查询VBE数据和设置显示模式的编程技巧。

第 7 章 完善BootLoader功能

操作系统内核主程序是系统的核心组件，它负责初始化数据结构、解析BootLoader信息、启动子模块并创立首个进程init。一旦这些任务完成，内核主程序进入idle状态，根据系统负载调整运行，以实现节能。在Linux系统中，内核的生命周期通常与系统的运行时间同步，其结束标志着系统生命的终结。

操作系统编译过程中，Makefile脚本扮演了关键角色。它定义了一系列规则和指令，用于协调as、gcc、ld和objcopy等工具的使用。这些工具在将源代码转化为可执行文件的过程中起着重要作用。例如，as（汇编器）负责将汇编语言转换为机器码；gcc（C编译器）处理C语言源码，并生成目标文件；ld（链接器）则负责整合各个目标文件以及库函数，形成最终的可执行程序；而objcopy用于复制和转换目标文件，以满足特定需求。通过精心配置Makefile中的命令和选项，开发者能够确保生成的二进制程序符合预期的功能和性能要求。

在操作系统中，链接脚本（如kernel.lds）对于内存布局至关重要。它描述了如何将不同的程序段（如数据段、代码段）部署到输出文件，并规划它们在内存中的位置。通过使用OUTPUT_FORMAT、OUTPUT_ARCH、ENTRY和SECTIONS等关键字，开发者可以设置文件格式、处理器架构、程序入口点以及各段的地址。例如，OUTPUT_FORMAT定义了输出文件的类型（如ELF或COFF），OUTPUT_ARCH指定了支持的CPU架构（如x86或ARM），ENTRY指定程序执行的起点，而SECTIONS则详细描述了各个代码和数据段在内存中的分布。通过精确控制这些元素，系统能够更有效地管理内存资源，并确保程序正确运行。

处理器信息对于操作系统来说是必不可少的。通过调用CPUID指令，操作系统可以获取处理器的基础数据和扩展信息，如供应商、产品型号、支持的功能集以及地址位宽等。这些信息有助于操作系统识别并利用处理器提供的各种特性，如多核心、虚拟化支持或高级加密功能。此外，了解处理器的具体规格还有助于优化系统性能，确保在给定硬件上运行的软件能够发挥最佳效果。

总的来说，操作系统内核主程序、编译过程中的工具和链接脚本，以及对处理器信息的获取和利用，共同构成了现代计算机系统的基础。这些元素相互协作，确保了系统的稳定运行、高效能和兼容性，为用户提供了丰富多样的应用体验。

第 8 章 内核主程序

SLAB内存池技术是操作系统内核中解决频繁内存申请和释放导致碎片问题的有效方法。它预先分配固定大小的内存空间，提供快速、易于管理的内存分配，适用于网络包、文件系统结构体等场景。然而，内存池占用较多系统内存，这是其主要缺点。

SLAB内存池采用Constructor和Destructor函数对内存对象进行定制处理，并动态调整大小以避免浪费。核心数据结构包括struct Slab_cache和struct Slab：前者从宏观上控制内存池，后者负责具体内存对象的分配回收。创建SLAB内存池时，系统会动态分配存储空间，申请物理页作为数据存储，并为映射位图分配内存。

在SLAB内存池的生命周期中，创建与销毁过程是关键环节。创建时，分配并初始化struct Slab_cache结构体，为cache_pool成员分配struct Slab，并确保快速分配和访问内存对象。若kmalloc失败，将释放已分配资源返回NULL。销毁时，则逆向操作：判断total_using是否为0，清空并释放所有struct Slab及其数据空间，最后销毁Slab_ cache。

SLAB内存池的使用涉及对象的分配与回收。slab_malloc函数负责分配内存，并可能调用构造函数进行初始化。若资源不足，会动态创建新的struct Slab。回收时，执行析构操作（如有支持），并根据需要释放空闲的struct Slab以节省系统内存。

SLAB内存池技术在操作系统内核层提供通用内存管理，通过构建不同尺寸的内存池组，减少内存空洞，保证长时间、频繁内存操作后的内存空间平坦性、连续性和分配回收速度。初始化过程包括定义全局内存池数组和初始化赋值，手动为SLAB内存池指定存储空间以确保内存分配。

Linux内核中的kmalloc函数用于在内核层快速有效地分配通用内存。根据待分配大小选择合适的内存池，从其中选取空闲对象或创建新的struct Slab。分配过程中利用颜色位图加快检索速度，标记并返回空闲内存对象。若检索无果，可能表示内存池存在问题，此时返回错误信息。

内核中的内存管理涉及对不同尺寸对象的处理。对于32B至512B的对象，将Slab结构体和颜色位图保存在物理页末尾；大尺寸对象（如1KB至1MB）使用kmalloc分配存储空间以减少浪费。错误情况则释放已申请页面。

内存回收函数kfree根据地址找到管理内存的Slab，更新颜色位图和计数器，当空闲对象过多时尝试缩减内存池大小。整个过程确保了内存的有效管理和高效利用。

程序中代码负责从预选区域找出空闲内存页，并标记为已使用，更新相关计数器。不同环境下（如虚拟机和物理平台）对内存管理有不同的处理，初始化包括内存和静态存储空间的过程。free_ pages函数用于回收内存页并更新状态，展示内存管理和操作的实现。

内核中，slab_init初始化内存缓存池，alloc_pages分配页面，显示内存状态信息，并进行页面释放。为解决物理页限制问题，需要重新初始化页表以映射更多物理页，并重定位VBE帧缓存区避免地址冲突。

另一段代码处理内存映射，通过Phy_To_Virt函数将物理地址转换为线性地址，遍历不同区域，分配次级页表并更新页表项完成映射。定期检查和打印页表状态确保正确性，提供有效的内存管理。

在内核初始化阶段，frame_buffer_init和pagetable_init设置帧缓存区和页表，确保新配置生效，避免内存管理单元受到其他模块干扰，尽早使用内存空间。尽管高级内存管理已实现，但仍有改进空间。

第 9 章 高级内存管理单元

Advanced Programmable Interrupt Controller (APIC) 是一种先进的中断控制器，它采用总线通信方式，将中断控制器分解为处理器内部的 Local APIC 和主板芯片组中的 I/O APIC。Local APIC 负责接收来自处理器、内部中断源和 I/O APIC 的请求，并通过 IPI 消息在多核处理器间进行通信。I/0 APIC 处理外部设备的中断请求，然后将它们投递到目标 Local APIC。

在多核心环境中，I/O APIC 能够将外部中断分散到不同的处理器核心，从而提高系统效率。Local APIC 设计强大，由大量寄存器组成，通过内存访问方式进行操作，速度优于传统的 I/O 端口访问方式。其版本标识存储于特定寄存器中，并支持 EOI 消息的广播控制。

根据处理器类型，Local APIC 可能是内置的（如 82489DX 芯片）或外置的（集成在 Pentium 4 或 Xeon 处理器中）。xAPIC 引入了直接访问寄存器的新方法，并具有扩展的 x2APIC 模式，允许通过 Model-Specific Registers (MSR) 进行操作。启用 Local APIC 需要配置 IA32_APIC_BASE 寄存器和 System Vector Register (SVR)。

计算机系统中有一组特定内存地址（FEE0 0000h 到 FEE0 03FFh），这些地址对应于与中断控制和管理相关的寄存器。例如，TPR、APR 和 PPR 寄存器用于设定任务优先级和仲裁，而 ISR、IRR 和 ESR 寄存器记录硬件中断事件的状态信息。TMR 寄存器关联定时器功能，ICR 控制中断发送，LVT 系列寄存器则与 CMCI、定时器、温度传感器等不同类型的中断源相连。

Local APIC 包含大量 APIC 寄存器，处理内部和外部 I/O 设备的中断请求以及 IPI 消息。通过 CPUID 指令可以检测处理器是否支持 x2APIC 模式，并获取相应的 ID 值。每个 Local APIC 有唯一的处理器核心 ID，在 Local APIC ID 寄存器中存储，可能由硬件或软件分配。

LVT（Local Interrupt Vector Table）用于配置和接收来自处理器内部的中断请求，如定时器、温度传感器和性能监控等事件。通过设置 LVT 寄存器，可以自定义中断处理方式，包括中断向量号、投递模式和触发方式。这些机制协同工作，确保系统稳定运行和高效响应各种中断。

EOI 寄存器在中断处理中至关重要，它标记中断处理的结束，使 Local APIC 能够继续处理下一个请求。SVR 寄存器则包含伪中断向量号、软件使能标志、焦点处理器检测和禁止广播 EOI 消息控制等功能。I/O APIC 收集外设的中断请求，并将它们发送到目标处理器的 Local APIC。

I/0 中断定向投递寄存器组与 I/O APIC 的每个中断请求引脚相关联，存储触发模式、投递模式和中断向量号等信息。其中，RTE 寄存器引入了最低优先级投递模式，将中断以最低优先级交付给处理器。

Local APIC 初始化过程可能涉及分离原有代码、创建新的驱动文件以及编写初始化程序来设置基础信息和功能。操作系统中 Local APIC 和 I/O APIC 控制器的初始化确保系统能有效地处理来自不同中断源的信息。

在计算机中断处理过程中，TPR、PPR 和 CR8 寄存器用于管理优先级，确保高优先级的中断得到及时处理。IRR 和 ISR 在 Fixed 投递模式下保存待处理和正在处理的中断请求，TMR 记录触发方式。这些机制协同工作，确保系统稳定运行。

中断处理程序通过 CPUID.01 功能检测 Local APIC 支持的模式，并输出结果。代码开启 Local APIC 工作模式（xAPIC 和 x2APIC），启用功能并禁用广播 EOI 消息。读取 MSR 寄存器获取 ID、版本信息和特性。在未分配 LVT 处理程序时，屏蔽 LVT 中的所有中断投递以确保安全。

操作系统中 Local APIC 和 I/O APIC 初始化涉及配置寄存器、页表映射和基地址寻址，依赖于芯片组型号和白皮书中的信息。初始化过程包括操作多个寄存器，如 RCBA 和 OIC 寄存器，以及定义结构体管理 I/0 APIC 的间接访问。

中断处理程序通过准备操作 I/O APIC 寄存器的映射开始。初始化中断向量表和 8259A 控制器，设置 IMCR 只接收 APIC 中断。然后初始化 Local APIC 和 I/O APIC，读写特定端口地址获取并处理 RCBA 和 OIC 寄存器信息以启用 I/0 APIC。

Linux 内核中断处理涉及定义描述每个中断详细信息的结构体 `irq_desc_`T，以及表示支持中断数量的宏 `NR_IRQS`。代码展示了与特定硬件平台中断控制器交互的接口。通过 `register_irq` 注册中断处理程序，并调用操作接口使能中断；而 `unregister_irq` 注销中断，执行禁止和卸载操作。

这些结构体和函数使得系统能够管理和处理来自不同来源的硬件中断请求。Linux 内核的中断处理机制包括快速响应中断（中断上半部）和深入处理（中断下半部），为驱动程序提供接口支持。尽管系统仍处于基础功能阶段，但通过学习 Linux 设计理念，可以逐步实现结构化的中断处理。

第 10 章 高级中断处理单元

早期的键盘驱动程序简单地描述了Intel 8042键盘控制器如何读写数据和处理扫描码。这个控制器在电脑输入设备中扮演核心角色，通过向处理器发送中断请求和数据来控制键盘和鼠标。除了管理键盘，8042控制器还负责A20地址线的切换、系统重启等功能，并可通过I/O端口进行操作。这些端口支持读写数据，用于命令传输和状态查询。

通过特定的控制命令，用户可以管理和配置键盘、鼠标以及其他相关功能。章节详细解释了控制器的操作端口、控制命令以及与之相关的硬件接口和信号功能。计算机系统中的重启可以通过拉低特定端口引脚或向I/O端口发送控制命令来实现。此外，还描述了8042键盘控制器的工作原理，包括8048编码器扫描按键和控制器解析数据的过程。

通过向I/O端口发送键盘命令，可以修改默认的扫描码执行其他功能，如重启键盘、设置按键速率等。鼠标控制器与键盘类似，使用D4h命令通过键盘控制器控制鼠标设备。这些内容深入探讨了计算机硬件中输入设备的控制机制。

键盘和鼠标设备通过特定的方式与计算机通信：键盘发送扫描码报告按键信息，而鼠标则发送包含移动轨迹和按键状态的数据包。数据包格式根据鼠标ID号的不同有所区别，包括X、Y、Z方向的移动值以及左、中、右、第4、第5按键的状态。滚轮滚动方向通过Z0~3位记录。鼠标双击并非由硬件直接表示，而是软件通过判断两次按键的时间间隔实现。

键盘驱动程序包括一个100字节循环队列缓冲区，用于存储扫描码并更新缓冲区状态。代码定义了键盘控制器的I/O端口、命令和初始值等宏常量，并提供检测输入/输出缓冲区是否已满的宏函数。初始化时动态分配内存，配置键盘控制器和中断定向，使能设备和中断请求。键盘中断处理读取扫描码存入缓冲区。

驱动程序还包括卸载过程，注销中断并释放内存。解析扫描码的函数从缓冲区读取数据，判断是否为PauseBreak键，或匹配第二类特殊按键如Print Screen、Right Ctrl和Right Alt等，并记录状态。对于普通按键，通过扫描码值在预定义数组中查找对应字符。

鼠标驱动程序初始化类似键盘，动态分配内存并配置中断处理程序，接收解析3B数据包。当接收到完整数据包时，以特定颜色输出。初始化阶段设置mouse_count为0避免干扰，代码中存在格式符bug需要修改va_arg函数使用的数据类型。

硬盘驱动程序作为输入/输出设备的挑战被提及，尽管复杂但其功能与软盘、U盘相似。通过理解硬盘异步数据传输和操作方法，有助于掌握硬盘使用。文中介绍了IDE、ATA接口技术历史，PATA和SATA的区别，以及AHCI和Compatibility两种模式的选择。

硬盘寻址方式包括扇区号（7:0）代表最小存储单元，柱面号按位扩展表示更大位置。通过设备配置寄存器设置CHS或LBA寻址模式，选择主从硬盘和磁头号。控制端口包含状态和命令信息，用于监控状态和发送指令。

计算机系统与硬盘交互的初始化过程包括定义宏常量、设置中断向量、数据端口和控制命令，建立连接并发送识别请求。中断处理函数读取返回数据如序列号、固件版本和型号等，并打印供用户查看。还提及了访问扇区数据的测试程序。

代码描述了一个从硬盘读取扇区数据的过程：检测硬盘状态确保空闲，配置信息移动磁头到指定LBA 0扇区准备读取，发送ATA读取命令，当数据存入缓存触发中断，中断处理函数读取并显示数据。写扇区类似但根据48位LBA寻址模式需要拆分地址两次发送。

硬盘驱动初始化包括循环等待直到状态准备好，向命令端口发送写扇区命令0x34，清零缓冲区填入256个值为0xA5A5的字，通过port_outsw函数写入数据端口。完成后，硬盘触发中断，处理器调用处理函数打印状态信息表示操作完成。

操作系统内核中硬盘驱动程序设计包含请求队列管理硬盘操作请求，如读写命令等。每个请求作为链表节点存储，并有正在处理的请求和总数。统一的操作接口定义了设备操作，当前驱动采用IDE接口的PIO模式，实现了ATA读写命令处理。

硬盘驱动程序操作流程包括从请求队列中取出操作请求项，等待硬盘空闲状态，根据请求执行不同命令如写扇区或读扇区，并有回调函数检查错误。通过end_ request回收请求项并继续处理其他请求。

硬盘驱动初始化和测试过程包括注册中断处理、创建请求队列，主函数中进行读写操作验证驱动功能，如向特定扇区写入0x44并成功读回。未来可能加入I/O调度器优化磁头寻道，随着内核完善，硬盘驱动程序也将持续升级。

第 11 章 设备驱动程序

在操作系统中，进程管理单元扮演着关键角色，它负责进程和线程的创建、销毁、资源分配以及执行与挂起的决策。通过进程队列管理和基于时间片的调度器，实现了并发或并行执行。分时系统利用时间片轮转提高处理器对多任务的处理效率，减少性能浪费。

随着多核处理器的发展，多任务间的交互和资源竞争问题增多，影响了进程和线程的执行策略。超线程技术和多核心提升了处理器执行效率和并行处理能力。Local APIC和I/O APIC协同工作，通过ICR寄存器配置和发送中断消息，实现多核处理器间的通信。

x2APIC ID在SMP系统中用于标识每个逻辑处理器的位置和身份，代码示例展示了如何打印x2APIC ID的值。图12-4显示了APIC ID的拓扑结构，有助于分析处理器层次。IPI通信机制依赖于Local APIC和I/O APIC，通过配置ICR寄存器来投递中断消息。

SMP（对称多处理）和ASMP（非对称多处理）是两种不同的多核操作系统结构，它们在处理器协作方式和资源共享上存在差异。AP（辅助处理器）引导程序的启动过程包括代码对齐、实模式运行、寄存器初始化、栈设置、保护模式与64位模式切换等步骤。

在精简功能的内核主程序中，Local APIC的初始化移除了设备驱动和I/O APIC相关代码。通过Bochs虚拟机调试引导过程，包括向AP发送INIT IPI和Start-UP IPI消息。实模式下CS寄存器与Start-UP IPI消息的关系以及RIP寄存器的初始值在处理器工作原理中至关重要。

多核处理器引导程序定义了GDT、IDT和不同模式下的跳转地址，限制引导程序长度并预留栈空间。通过MSR寄存器操作函数简化IPI消息发送。引导初始化后，AP处理器进入64位长模式，并调用Start_SMP函数构建操作系统环境。

自旋锁在多核系统中用于控制对共享资源的访问，防止数据竞争。加锁过程使用汇编指令和LOCK前缀实现，解锁则较简单。代码示例展示了SMP初始化、打印日志等场景中使用自旋锁保护共享资源。

实时调度策略优先处理无时间片限制的实时进程，而普通调度策略依据进程优先级分配时间片，并可能引入抢占缩短高优先级进程响应时间。Linux内核提供实时和普通两种调度策略，通过CFS算法保证公平性，同时考虑多核负载均衡和CPU亲和性。

系统获取时间依赖于RTC设备（墙上时钟）和HPET（高级可编程定时器）。RTC保存在CMOS存储器中，访问需通过I/O端口。RTC采用BCD码存储时间，结构体`struct time`用于保存详细信息。函数`get_cmos_time`负责从RTC读取并填充该结构。

内核主程序引入墙上时钟获取功能，并恢复了APIC及驱动初始化代码。分析RTC运行图得知当前时间为2017年7月2日15时11分27秒。HPET提供高精度定时，通过HPTC寄存器开启并配置定时器。

HPET芯片中的TIMn_CONF寄存器用于配置定时器工作模式，包括中断路由、消息投递和位宽设置等。某些位只读，指示特定功能和中断请求引脚对应关系。其他位控制定时值设置、周期定时和中断使能。

HPET驱动程序初始化包括启用HPET、为定时器0配置I/O APIC、选择中断向量号34、设置边沿触发模式，并注册中断处理函数HPET_handler。详细配置后，定时器每1秒产生一次中断请求。

Linux系统中的软中断处理机制通过结构体`struct softirq`存储处理函数和数据，以及数组`softirq_vector`存放64个软中断信息。一系列函数如`set_softirq_status`、`get_softirq_status`等用于初始化、注册、注销软中断状态。定时器作为唯一示例，使用`softirq_status`的第0位标识。

操作系统中进程调度依赖定时器触发任务和进程控制结构决定处理器使用权。代码展示了初始化、插入和删除定时器节点，以及在软中断处理函数执行到期任务。进程调度器设计确保所有就绪进程高效运行。

在执行do_execve任务时，系统设置寄存器值、打印日志、更新CR3、分配内存和构建页表等步骤，确保程序执行环境准备就绪。

init进程的独立页表和物理页分配通过do_fork函数实现。运行中出现暂停现象，经分析发现是自旋锁在中断处理中的竞争导致死锁。为解决此问题，限制了color_printk函数在中断处理程序中使用自旋锁，并调整系统调用时内核层栈地址管理。

编写程序时需注意内存初始化的重要性。未初始化内存可能导致问题，修正后的系统运行正常，包括设备中断和进程切换效果。随着系统复杂度增加，解决问题需要结合运行日志分析，内核调试比应用软件更困难。

多处理器系统中共享资源竞争可能导致数据不一致甚至系统崩溃。通过原子操作确保对共享资源的安全访问。原子变量不可分割，其操作过程不会被中断。信号量用于管理资源，当资源不足时进程会被挂起。完善自旋锁避免竞态条件。

在多核操作系统中，处理器的TSS描述符和段空间数据配置至关重要。通过函数重新配置TSS结构内的数据，为每个AP分配新的TSS结构。自旋锁和信号量用于不同加锁场景，它们不能同时使用，中断处理程序只能使用自旋锁。

SMP系统中，操作系统为每个处理器配备全新的TSS结构和数据，以及IST栈地址空间处理异常。代码通过`cpu_id`变量记录进程所在处理器的Local APIC ID号，方便后续查询。颜色区分机制标识触发异常的处理器类型，便于观察和调试。

在SMP系统初始化所有处理器队列后，针对AP创建idle进程，并处理抢占计数问题。测试AP处理器的进程创建与调度功能。操作系统屏蔽BSP进程调度功能，通过IPI消息处理函数添加虚拟运行时间统计和处理器时间片维护，实现BSP和AP处理器的进程调度能力。

进程和线程是混合体，由线程和共享资源组成。Linux内核中，进程控制块分为独享和共享部分。创建进程复制整个PCB，而创建线程只分配线程部分，其他与主进程共享。早期PCB设计参考Linux 2.4版本，后来因过大采用更轻量级数据结构，并动态创建PCB。

第 12 章 进程管理

文件系统是数据存储和管理的关键组件，它通过超级块、目录项和数据区等组成部分实现对磁盘空间的有效组织。超级块存储全局信息，如文件系统的类型、总扇区数等；目录项保存文件或子目录的属性，以及指向数据区的索引；数据区则实际存放文件内容。

随着数据量的增长，文件系统管理复杂性也随之提高，FAT32作为FAT文件系统的升级版本，针对大容量磁盘和长文件名的需求进行了优化。FAT32结构包括引导扇区、FAT表、根目录区和数据区。其中，引导扇区是重要部分，它包含文件系统配置信息，如驱动器号和扩展引导标记，对于系统启动至关重要。

FSInfo扇区用于存储辅助信息，如空闲簇计数和搜索位置，帮助管理磁盘空间的利用率。FAT表记录了文件分配情况，初始时仅有前三项赋值。FAT32支持长目录项，使用Unicode编码支持多语言字符，并通过序号和校验和进行管理。

Windows和Linux系统在创建目录项上有不同策略，FAT32为确保短文件名的唯一性，采用了特定的命名规则。为了提高检索效率，现代硬盘驱动程序通常会利用等待队列管理和信号量实现进程调度，减少处理器空转时间。

FAT32文件系统的日期和时间格式从1980年开始计算，采用每两秒一次步进的方式。起始簇号处理方式、长目录项结构以及基于路径名的检索功能都经过精心设计，以适应不同场景的需求。例如，在实现基于路径名检索时，驱动程序进行了升级，通过等待队列管理进程访问硬盘，并使用信号量进行调度。

在错误检测和修正方面，系统会在遇到问题时打印错误信息，并对系统调用返回后的处理进行优化，如插入STI指令确保中断处理连续性，以及检查schedule函数中的进程状态。此外，还利用HLT或PAUSE汇编指令降低处理器功耗，关闭HPET中断请求转发功能，将init进程移回BSP处理器执行以提升运行效率。

基础数据检索程序通过硬盘操作接口读取MBR扇区、FAT32引导扇区和FSInfo扇区的数据，解析关键信息如BPB_LeadSig等，帮助用户理解文件系统结构。该程序为可能的系统调用API封装做准备，并可验证程序正确性。

在处理硬盘读写错误时，程序会打印出特征信息，根据错误状态采取相应措施。文件写入请求结束后，会更新计数并检查是否还有数据待写，若无则结束本次请求。代码中定义了长/短目录项结构，用于解析文件属性和信息，并通过全局变量减少访问硬盘次数。

path_walk函数在Linux内核中负责按给定路径搜索文件，从根目录开始逐级查找目录项。它使用lookup函数在当前目录中搜索目标名称匹配的目录项，然后根据路径名剩余部分或提供的标志决定返回父目录项还是目标目录项。整个过程避免递归以防止栈溢出。

VFS（虚拟文件系统）是Linux内核中的一个重要概念，它为应用程序提供统一接口访问不同文件系统，通过抽象和概括实现跨文件系统的平滑访问。VFS层位于文件系统和系统调用API之间，总结了访问文件系统的方法，每个文件系统有自己的实现副本。

超级块（superblock）、索引节点（inode）、目录项（dentry）和文件（file）是VFS中的主要结构，它们分别描述文件系统的不同方面，并定义操作方法。例如，在处理路径名搜索时，path_walk函数通过遍历路径名的目录和文件分隔符，使用lookup函数在当前目录中查找目标名称匹配的目录项。

文件属性和文件名匹配过程中，程序会优先检查长目录项，通过逐字符比较与给定name字符串进行匹配。如果匹配成功，将返回对应的短目录项结构；若不匹配或不存在，则继续匹配短目录项的基础名和扩展名，同时考虑字符类型和系统对大小写的处理规则。

VFS层的抽象简化了应用程序访问文件系统的复杂性，使得开发者无需了解底层文件系统的具体实现。而FAT32文件系统在VFS中则通过添加特定的数据结构如FAT32_ sb_ info和FAT32_inode_ info来抽象出完整的文件系统，并详细定义了这些特有数据结构中的字段。

文件系统特有结构与物理数据结构之间存在差异，前者参与所有操作且信息丰富实用，后者仅用于存储介质访问。VFS通过封装FAT32特有的数据结构和方法，为应用程序提供统一接口。接下来，将设计针对这些结构的操作方法，如write_ superblock、put_ superblock等，并创建一个file_system_type结构体来记录支持的文件系统类型。

在初始化FAT32文件系统时，程序会读取并解析引导扇区数据，提取关键信息并存储于相应结构中。这包括计算每个簇的大小、总扇区数等参数，以及创建和初始化根目录项及根目录索引节点，为后续操作做好准备。

DISK1_ATAPI_ FAT32_Boot中的函数注册和硬盘操作用于读取分区表信息并加载文件系统。VFS封装后的FAT32解析代码更结构化，增强程序可读性。path_ walk采用结构化的搜索方法，借助inode结构的lookup操作，在父目录中查找目标文件名。

FAT32_ lookup函数负责从目录项中查找目标子目录项，并初始化相关数据，如创建并初始化inode结构和特定索引节点信息。DISK1_FAT32_read_ FAT_Entry和DISK1_FAT32_write_ FAT_Entry用于读写FAT表项，它们接受包含FAT表起始扇区、每FAT表扇区数和FAT表数量等信息的参数。

此外，定义了FAT32文件系统为VFS提供的superblock、dentry和file结构的操作方法，如FAT32_dentry_ ops和FAT32_file_ops负责缓存目录项和文件数据的访问操作，而FAT32_sb_ops提供了对超级块和索引节点的方法。虽然部分操作方法暂未实现，但它们为空函数赋值以备后续使用。

通过这些函数和结构，FAT32文件系统实现了从引导扇区解析到文件检索等一系列功能，确保了在Linux内核中的正确运行和与操作系统的兼容性。

第 13 章 文件系统

系统调用API在操作系统中扮演着关键角色，它作为应用程序与内核交互的主要途径之一。早期的系统调用处理并未遵循统一标准，但随着技术发展，基于Intel 64位处理器的不同汇编指令实现的系统调用框架得以详细解释，并通过示意图展示了如何将请求发送给内核。在特权级切换中，为了提高效率，通常使用寄存器传递参数而非内存复制。

文章还提及了POSIX和XSI等组织为保证代码跨平台运行而制定的系统调用API规范标准。特别讨论了Linux操作系统遵循POSIX规范的方式，以及POSIX规范下系统调用API的功能特性，如接口声明、错误处理、进程间通信和I/O流操作。即使短期内无法完全符合所有规定，也应尽量调整代码以适应这些标准。

针对早期系统调用模块存在的问题，文章提出升级的必要性，并展示了如何通过额外寄存器保存应用层返回地址和栈指针，以及内核处理向量号后恢复这些信息的过程。这有助于提升系统的稳定性和兼容性。在Linux 3.x及后续版本中，系统调用向量表的定义方式发生变化，从汇编风格转变为使用宏定义。

系统调用模块的实现包括声明和处理函数、宏函数定义以及头文件引用等。代码展示了系统调用向量表system_call_table的初始化，其中函数地址通过预处理和链接步骤确定。此外，还讨论了open函数在编程中的重要性，它用于打开文件并建立与文件描述符的关联，其功能、参数和返回值都有详细的规范描述。

POSIX标准为系统调用API函数的功能提供指导，使得开发人员和使用者都能理解其工作原理。尽管实现一个系统调用API对许多人来说是新的挑战，但通过参考标准规范，可以逐步理解和构建这些函数。例如，open函数的声明、参数含义以及可能返回的错误码都在POSIX规范中有明确说明。

宏定义中表示的文件操作标志位，如O_CREAT用于创建新文件，O_EXCL避免已存在文件被打开，O_TRUNC将文件长度截断为0等，影响open函数的行为。代码展示了如何安全地从用户空间复制文件路径到内核空间，并通过搜索找到目标文件。找到后，创建并初始化文件描述符，根据标志位设置文件属性。

Linux内核中进程控制块（PCB）管理文件描述符的方法包括指针数组和动态指针数组。代码展示了如何在已有的指针数组中搜索空闲位置记录新的文件描述符，并提及了系统调用模块与文件系统初始化的配合。通过测试函数user_level_function验证open和close系统调用。

程序使用open和close函数进行文件操作，如打开文件获取文件描述符、关闭已打开的文件等。read函数负责从指定文件读取数据，需要先通过open获取文件描述符。这些系统调用是操作系统中对文件和设备进行操作的重要手段。

在程序中，针对目标文件系统和文件信息的获取，用于计算当前访问位置簇号并保存于变量cluster。接着，根据当前位置与文件长度确定实际可读取数据长度，并显示相关文件信息后进行数据读取。代码展示了从硬盘逐块读取文件内容的过程，包括磁盘数据清零、簇号转换、错误处理以及用户空间和内核空间的数据复制。

数据读取过程通过循环体实现，直至硬盘读取完毕或发生错误。程序检查目标地址的安全性，并在读取成功后返回已读取数据长度；若出现错误，则返回错误码。测试FAT32_read函数需在运行前向文件写入特定数据。

在FAT32文件系统中写入数据，程序会检查文件起始簇号，为空文件则分配空闲簇并更新相关文件信息；否则根据当前访问位置计算目标簇号。通过搜索空闲簇并在写入前后更新FAT表项和目录项，完成数据的写入过程。

模拟测试展示了对文件操作的测试，包括打开、读取、写入、定位和关闭等系统调用。在执行过程中，测试程序期望通过lseek函数移动文件指针并从指定位置读取数据进行比对。然而，运行结果未达预期，表明user_level_function函数可能存在错误。

操作系统中进程创建的系统调用API实现，如fork和vfork函数的区别以及与exec类函数的联合使用。为解决进程ID号唯一性问题，采用全局变量global_pid标识进程，并设计了通过单向链表搜索目标进程的方法。

Linux内核中的get_task函数用于遍历进程控制块（PCB）链表，搜索与给定PID相匹配的进程。找到后返回task_struct结构体；否则返回NULL。在搜索过程中利用了PCB中的next指针，链接着系统中所有进程。此外，struct task_ struct结构体新增了next和parent指针成员，用于连接所有进程和记录父进程。

do_fork函数负责创建新进程，分配PCB并初始化独立资源，如进程ID、处理器ID等。根据clone_flags参数决定对父进程进行克隆或共享操作。成功后返回子进程ID给父进程，并调用wakeup_process将子进程加入就绪队列。

copy_mm函数在进程创建中负责复制父进程的内存空间分布结构体（struct mm_ struct）到子进程中。如果系统允许父子进程共享地址空间，子进程直接使用父进程的mm结构；否则，copy_mm会为子进程创建新的mm结构并复制数据。内核层地址空间的页表项需要复制，而应用层则是独立的，需新建页表结构。

Linux操作系统执行文件的过程包括通过open_exec_file搜索文件系统中的目标文件、读取文件内容到指定内存地址，并在init进程中放弃内核线程身份执行新程序（init. bin）。这个过程展示了从打开文件、读取内容到执行新程序的关键步骤。

一个系统调用API的实现过程被拆分为两部分：上层通过宏函数为每个系统调用创建入口程序，下层是所有系统调用共享的入口代码。声明在POSIX规范指定头文件中的系统调用函数，通过测试应用程序验证这些API的功能。

内存管理的基础系统调用API实现中，动态内存管理（如malloc和free）通过sys_brk系统调用来扩展或回收堆地址空间。为了管理动态内存，内核需要初始化堆地址空间，并在进程创建和克隆时配置堆地址空间。

代码实现了一个物理页内存空间的克隆功能，并通过sys_brk函数管理堆地址空间。涉及内存管理和动态内存分配函数malloc，它根据需要向系统申请更多堆空间并在分配后更新使用量。测试阶段的示例程序展示了这些代码的实际应用情况。

自旋锁相关函数如spin_lock_irqsave和spin_unlock_irqrestore用于在加锁时保存中断状态并关闭中断，在解锁时恢复中断状态。这些函数适用于需要在中断处理程序中保证数据同步的场景，如color_printk函数。相比之下，spin_lock_irq和spin_unlock_irq仅控制中断开关，功能较弱。代码还涉及了显示处理器寄存器信息的display_regs函数以及处理#DE异常的do_divide_error函数，它们在异常发生时提供诊断问题的信息。

第 14 章 系统调用API库

操作系统与用户交互主要通过字符和图形两种方式。字符交互系统由命令解析器和命令构成，结构简单但功能强大；图形交互系统虽然复杂，但操作直观易学。受限于系统的图形处理能力，本章节将重点介绍如何实现一个简单的字符交互系统，后续再探讨向图形交互系统的过渡。

命令解析器在字符交互系统中起着核心作用，它接收用户输入、解析成命令并执行。其工作流程包括环境初始化、数据读取、解析和执行命令，以及等待命令结束后继续循环。虽然POSIX规范对Shell命令解析器有详细定义，但这里选择不遵循该规范，而是实现一个简化版本。

构建字符交互系统需要应用层的命令解析程序配合内核模块，如虚拟文件系统和键盘驱动程序。首先，通过修复抢占功能中的代码问题，提高了进程抢占速度。接着，设计了一个与虚拟文件系统关联的键盘驱动程序，并在文件系统中创建相应的设备文件，使应用程序能控制键盘。

通过重新定义键盘驱动程序的操作方法结构体（如open、close、ioctl和read），实现了对键盘设备的基本管理和数据读取。用户界面或命令解析器可借助这些接口与键盘交互，实现字符输入功能。内核中的代码计算缓冲区中可传输给应用程序的数据长度，并根据缓冲区游标位置采用不同的传输方式。当缓冲区为空时，程序会调用sleep_on使进程休眠，直到有新数据输入再唤醒。这依赖于等待队列的初始化和使用，如wait_queue_init、sleep_on和wakeup函数，它们在处理键盘中断和进程挂起唤醒中至关重要。

通过修改目录项结构中的DIR_ FstClusHI高4位为FS_ATTR_DEVICE类型，标识设备文件，使得应用程序能操作键盘设备。open函数测试程序（task. c）与系统调用处理函数sys_ open（sys. c）在找到目标文件后，更新其起始簇号，创建键盘设备文件。

实现的键盘驱动测试程序模拟按键效果，通过读取和解析键盘发送的数据。它包含open、read、printf等系统调用，用于打开设备文件、读取数据并输出结果。分析键码函数analysis_ keycode被修改以支持更多按键解析。运行测试程序，用户可验证键盘驱动功能。

程序中的解析器通过read_line、parse_command和run_command函数实现数据读取、解析与执行。read_line从键盘设备读取扫描码，遇到换行符返回已读字符和长度。parse_command解析输入数据，提取命令及参数，并在find_ cmd中查找匹配项。找到命令后，run_ command调用相应处理函数执行命令。

Shell支持查询工作路径的pwd命令，以及重启命令reboot，通过向特定I/ O端口输出值实现硬件复位。此外，cd命令用于切换工作目录，它内建于Shell中，并使用POSIX规范中的chdir系统调用来更新当前工作目录。处理cd命令时，程序将用户输入的目录名与当前目录结合成绝对路径，然后传递给chdir进行操作。

代码还涉及ls命令的实现，利用POSIX规范中的opendir、closedir和readdir三个函数轻松访问目录。FAT32_lookup和FAT32_reatdir函数用于遍历目录数据区，检索有效目录项（包括长目录项和短目录项）。C语言程序中处理文件和目录操作的方法通过遍历目录项并保存到内存空间，使用filler函数填充应用层结构体。C99标准的柔性数组成员特性允许动态调整数组长度。

在C语言中操作文件读取与定位，首先通过open打开文件，然后利用lseek找到文件末尾获取长度，并重置文件位置到开始。接着用malloc分配内存空间并初始化为零，使用read将文件内容读入缓冲区，输出数据长度和内容后确保文件关闭。

执行新程序的关键步骤在do_execve函数中：检查目标文件（如init. bin）存在性；扩展BSS数据段以适应可能的栈需求；调整栈顶指针为新程序参数分配空间，并传递给新程序。清除所有段空间和栈中的数据，避免干扰新程序运行。执行后，父进程进入等待状态，使用wait或waitpid函数等待子进程结束并获取退出状态。

sys_ wait4函数处理父进程等待子进程结束的情况：若子进程不存在返回ECHILD；若子进程已僵死，回收资源并返回退出码；否则，挂起父进程。当子进程通过return或exit结束时，释放资源、回写缓存数据，并调用exit_ notify唤醒等待的父进程。

这些代码展示了嵌入式系统中命令解析、执行、工作目录管理以及文件操作的部分实现细节，涉及内核模块、系统调用和C语言编程技术。

第 15 章 Shell命令解析器及命令

内核栈反向跟踪技术是用于分析内核异常时函数调用过程的关键工具。当内核触发异常，如除数为零，这种技术能够帮助我们理解并观察异常发生时的执行流程。其基本原理是通过解析内核栈中的函数返回地址来揭示函数间的调用关系。然而，这涉及到复杂的数据解析和关联工作，如何准确地将返回地址与对应的函数名对应起来是一个挑战。

实现这个技术的过程包括几个步骤：首先，我们需要从内核程序中提取出所有函数的起始地址，这通常通过执行命令`nm`来完成。接下来，编写一个程序来整理这些地址数据，并将其组织成易于处理的列表。然后，生成一个名为kallsyms.o的文件，这个文件会与内核程序进行链接，使得我们能够通过一个叫做lookup_kallsyms的函数来查询和检索这些地址信息。

write_src函数在这个过程中起到了重要作用。它利用printf和putchar函数将数据列表直接输出到标准输出流（stdout），这样可以减少操作文件的复杂性，并且方便后续处理。为了提高效率，write_src还会使用symbol_valid函数检查地址是否属于代码段，避免无效的查询，并过滤掉重复的标识符。在终端上运行write_src，我们会看到一系列与kallsyms相关的数据，如地址、函数名等，这些信息对于生成汇编文件和编译链接文件至关重要。

在虚拟平台上实现内核栈反向跟踪功能时，我们编写了lookup_kallsyms函数来检查回溯地址的有效性，并在满足条件时打印相关信息。backtrace函数则负责遍历并收集异常发生时的调用堆栈信息。这两个函数共同构成了技术的核心部分。

在Linux内核源码中，内核栈反向跟踪技术被广泛应用，特别是在操作系统研发过程中。它帮助我们深入理解内核编译过程，调试运行时的问题，并优化系统性能。尽管目前的操作系统还处于初级阶段，但作者希望通过分享这些知识，激发读者的兴趣，共同推动操作系统的进步。

通过内核栈反向跟踪技术，开发者能够更好地追踪和理解程序的执行流程，尤其是在异常发生时。这不仅有助于定位和修复错误，也有助于优化代码结构，提高系统的稳定性和可靠性。无论是在学术研究还是实际项目中，这项技术都发挥着不可或缺的作用。

第 16 章 一个彩蛋

第三部分 高级篇

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一个64位操作系统的设计与实现