前几篇学习笔记非常简短，因为想等现在手头工作差不多了来个总结性大招，但转眼一个月过去了，关于系统在保护模式下的操作实在是“仰之弥高，钻之弥坚”……心累，大招也放不出来了。
这一个月时间里，我主要是依靠这基本书在学保护模式和操作系统，有几本上一篇学习笔记中提到过了，再提一下表达我对作者大大们的谢意。
还有CSDN上的博客，尤其是《30天》的笔记，也给了我很大帮助：http://www.cnblogs.com/bitzhuwei/p/OS-in-30-days-10-programmable-interval-timer.html
*
32位的CPU有32根地址线，所以理论上的最大内存为2^32=4GB（实际上还要连外设所以达不到这么大），不像之前20位地址线的时候只有64MB。为了方便管理内存，避免内存中的程序相互影响而被破坏而设置了保护模式，使得程序只能访问程序事先预设访问的那部分内存。
内存管理的工具是GDT（Global Descriptor Table，全局描述符表），是内存中的一块区域，位置由操作系统开发者给定，GDT的首地址和长度存放在一个寄存器GDTR中。
GDT中的元素是描述符（Descriptor），一个描述符长度为8字节，存放了某一内存段的大小、起始地址和权限。不同描述符描述的内存段可以重合。
每一个段都必须有一个对应的描述符在GDT里，描述符是那个段的名片。
权限有0、1、2、3四个等级，boot和操作系统具有从BIOS哪里继承来的最高等级：0级。用户程序一般是3级（因此用户程序想要调用操作系统的API简直麻烦，需要通过调用门什么的，心累）。
从实模式（也就是8086的模式，BIOS加载完默认的模式）跳转到保护模式需要4步：
1.初始化GDT和GDTR。
2.打开A20地址线。A20地址线是一个历史遗留问题，因为16位的CPU只有A0~A19地址线，这一步的存在是为了兼容在16位CPU上跑的程序。
3.关闭中断。因为16位下的中断向量表和32位下的中断向量表有差别。
4.设置PE位。
OK，接下来所有的段跳转都要遵循32位模式了，不过我们先做一个far JMP，目的是清空流水线，尽管只是跳转到下一句指令。
BOOT的大致作用：
初始化GDT——>读内核——>根据内核头部修改GDT——>跳转到操作系统的入口。
操作系统内核一般分为5个区域，头部、公用例程段、内核数据段、内核代码段、尾部，如下所示：
（图摘自《从实模式到保护模式》）
其中，公用例程段给用户程序提供了系统调用的功能。Printf和中断处理程序都是在这块定义的。
当操作系统要读取并执行一个用户程序时，内代码的大致流程（参考资料为《从实模式到保护模式》）：
切换到内核数据段，读取用户程序头部，了解用户程序尺寸和需要的内存数量——>
根据头部信息修改内核数据段的变量——>
调用动态分配内存的程序，动态分配内存——>
切换到0~4GB段，便于对所有内存区域进行操作——>
循环读用户程序到内存——>
分配堆栈地址——>
重写GDT和GDTR，在GDT中加入用户程序的段——>
重定位用户程序内的符号地址——>
出栈（？？）——>
选择用户程序段（选择指向用户程序段的头部的选择子）——>
JMP [0X10]（用户程序头部0x10处存放了用户程序的入口地址）——>
用户程序返回点——>恢复选择内核自己的核心数据段、堆栈段。
至于“重定位用户程序内的符号地址”这一步，也就是用户程序怎么把调用系统例程，当用户程序的优先级也是0的时候，大致是这么一个思路：
首先，在用户程序的头部做一个表格，就叫“U-SALT”表吧，表里面存放的是一个个系统函数名字符串，比如“@readdisk”、“@printf”……
首先的首先，内核的数据段也有一张对应的表格，就叫“C-SALT”表吧，里面每个元素是“函数名字符串+6个字节的地址表（2个字节的公用例程段的段选择子+4个字节的该程序在公用例程段的偏移地址）”。比如：“@readdisk”+地址。
然后，一一比对U-SALT和C-SALT中的字符串，如果对上了，就把C-SALT中的地址替换掉U-SALT中的字符串。
所以，U-SALT中的每个元素其实是一段特定的空间（比如256字节），那段空间的开头存放了函数名字符串。
以上是建立在用户程序可以访问公用例程段的基础上的，然而，很不幸，用户程序的优先级往往是3，访问不了，这时候，需要用到IDT（Interrupt Descriptor Table，中断描述符表），和一套复杂的升降优先级的过程，日后再说吧，如果我能搞懂的话。
以上主要参考了《实模式到保护模式》，以下将主要参考《30天》，作者把自制的那个操作系统叫做“纸娃娃系统”。《30天》的写作风格和另外两本还是很不一样的，总感觉什么事情到了《30天》这里就变得很容易。
《30天》使用的编译工具是作者自己根据NASM和gcc改的，所以一定程度上简化了编程。至于究竟是怎么改了，改了之后究竟哪里不同，我也不是很清楚。这本书总体上重实践而轻理论，专业名词很少，这是它的缺点和优点，另一个特点就是它很快就引入了图形界面（包括鼠标）和C语言（第3天就引入了）。
目前只不走心地看过前16天，用户进程和系统进程暂时还是放在一个文件里的，因此暂不涉及上文中SALT表的问题。
由于引入了多进程，必须涉及定时器中断，也就是分时系统的实现，需要用到定时器中断。用定时器实现分时系统的方法大概思路如下：
首先要设置定时器，定时器是CPU的外设，是个硬件，引脚地址和设置方法查资料就能得到。比如设定定时器中断时间为10ms中断一次。
然后要设定一些Timer，这些Timer只是软件上的概念，比如每0.1秒切换一次进程。
再然后把Timer按超时时间大小排列在一张链表里，越早到达超时时刻（超时时间越近）就排在前面，越晚到达超时时刻就排在后面。在Timer列表最后再坠上一个“哨兵”，只为了程序上实现的方便。
如此Timer链表设定好了。每次定时器中断到来的时候都先检查Timer链表的第一个Timer有没有超时，如果超时，就执行相应的动作。
15天、16天的“纸娃娃系统”里面跑着4个进程，分了好几个优先级，需要注意的是：这个优先级是纸娃娃系统自己定义的，和前文说到的0、1、2、3优先级没关系，GDT中默认优先级都是0。
此处“纸娃娃系统”定义的优先级又有两个等级，一个是lever，一个是priority，lever档次更高：高lever中的进程运行时，屏蔽所有低lever进程；而同一lever中有好几个priority，priority越高，分到的时间片长度越长。
主进程，也是优先级最高的进程，跑的是键盘鼠标的相应。采用一个FIFO的队列作为键盘和鼠标中断缓冲区，主进程的lever最高，所以当FIFO队列中有数据时，键鼠中断唤醒进程，进程可以得到立即执行，而FIFO中没有数据时，线程自动休眠，将CPU让给低lever的进程。
剩下3个进程跑的程序都是一样的，不同的只是priority，因此有的进程时间片更长，宏观上执行的更快。
由于需要使用多任务，用到了一种结构体TSS（Task State Segment，任务状态段），Intel公司建议，每个任务都有一个TSS，TSS是任务存在的标志，它存储任务的当前时刻几个寄存器的值，尤其是程序寄存器CS和SS的值。
TSS是内存中存在的一个段，所以在GDT中注册有它的位置。
当前正在运行的任务的TSS的地址存放在任务寄存器TR中。
进程切换时，段选择子指向TSS，偏移地址可以是任意值，一般写0000即可，CPU能判断段选择子究竟指向的是一段其他程序还是TSS。在任务切换过程中，首先，处理器中各寄存器的当前值被自动保存到TR所指定的TSS中；然后，下一任务的TSS的选择子被装入TR；最后，从TR所指定的TSS中取出各寄存器的值送到处理器的各寄存器中（摘自紫陌的博客：https://www.cnblogs.com/guanlaiy/archive/2012/10/25/2738355.html）。
然而Linux的对TSS的用法略有不同，不是每个任务一个TSS，TR随着任务切换而改变，而是TR初始化之后就不变了，所有任务共享一个TSS，而任务的信息存放在另一个结构体thread_struct中（参考资料：http://blog.csdn.net/nodeathphoenix/article/details/39269997）
因为理解不深，这篇文章可能有诸多问题，回头再慢慢抿回来就是了。
顺便我越来越觉得写这本书的川合秀实大大是个日本萌妹，但是网上没有他的资料。
网友评论