系列目录
- 序篇
- 筹备工作
- BIOS 启动到实模式
- GDT 与保护模式
- 虚拟内存初探
- 加载并进入 kernel
- 显示与打印
- GDT 和 IDT，中断解决
- 虚拟内存欠缺
- 实现堆和 malloc
- 创立第一个内核线程
- 多线程运行与切换
- 锁与多线程同步
- 过程的实现
- 进入用户态
- 一个简略的文件系统
- 加载可执行程序
- 零碎调用的实现
- 键盘驱动
- 运行 shell
kernel 虚拟内存概览
接上一篇 GDT 与保护模式，这一篇将是 loader 的重点。首先咱们须要建设 kernel 空间的虚拟内存。如果你对虚拟内存的原理还不相熟，请务必先自学，这里能够提供一个文档供参考。
到目前为止咱们始终在物理内存上操作，确切地说是在 1MB 的低地址空间内操作，这所有都很简略间接。然而接下来 loader 行将为加载 kernel 做筹备，咱们须要在更广大的 4GB 虚拟内存空间上布局数据和代码。
仿照 Linux 零碎，咱们将应用 3GB 以上的高地址空间作为内核空间来发展后续所有工作。例如最根本的，目前的物理低地址 1MB 会被映射到 virtual 地址 0 ~ 1MB 以及 3GB 以上空间 0xC0000000 ~ (0xC0000000 + 1MB) 处：
进入 kernel 当前，对低 1MB 空间的拜访将会应用 0xC0000000 ~ (0xC0000000 + 1MB) 虚拟地址，这里次要包含以后应用的 stack，以及显示器对应的内存映射：
所以 video 内存基地址将从 virtual 地址 0xC00B8000 开始，不过目前不用深究，后续将会在显示与打印一篇中详解。
除了最根本的低 1MB 内存空间，loader 还须要进一步在 0xC0000000 以上的 virtual 空间中开疆拓土，这次要包含两局部：
- kernel 所应用的页目录（
page directory）和页表（page table）； - kernel 二进制镜像的读取，以及代码、数据的加载；
上面给出整个 loader 阶段将要搭建的 virtual-to-physical 内存映射关系图：
这张图是本篇最重要的全局图，其中第二行是第一行通过“扭曲”比例的图示，咱们将 3GB 以下的用户空间放大显示，以后重点只关注 3GB 以上的内核空间（粗框局部）。因为是 virtual 地址空间，咱们的空间划分能够比拟随便和“侈靡”，咱们以 4MB 为单位，从 0xC0000000 开始在 virtual 空间切割划分出以下几个区域：
- 第一个 4MB 保留，其中低 1MB 空间映射到了 physical 地址的低 1MB，这是下面曾经解释过的；
- 第二个 4MB（橙色）用来映射 kernel 的所有
page tables； - 第三个 4MB（绿色），即从
0xC0800000开始，作为加载、寄存kernel代码和数据的空间，也就是说kernel从该处开始编址；
这里要说一句，实现一个 OS 并没有固定的形式，以上只是我集体的实现形式。实际上对于内存的布局是很灵便的，就像这个我的项目的名字 scroll 一样，内存就是一幅画卷，CPU 则是画笔，在遵循肯定规定的前提下，能够做自由发挥。
上面咱们首先开始橙色局部，即内核 page directory 和 page tables 的建设。
建设 kernel 虚拟内存
在开始这一段之前，咱们还是回顾一下页目录（page directory）和页表（page table）的相干原理。
有一些要害数字须要记住：
- 页（
page）的大小为 4096； - 页目录项
pde (page directory entry)和页表项pte (page table entry)，实质上是一样的构造，大小为4 bytes； page direcotry一共有 1024 项，指向总共 1024 张page table，一共4MB；- 每个
page table都有 1024 项，指向 1024 张pages，治理着1024 * 4KB = 4MB的 virtual 空间； - 所以每个
pde治理着4MB的 virtual 空间；
好了，上面咱们开始建设 kernel 空间的页表。依照常规给出代码链接：这一部分相干的代码从函数 setup_page 开始，供你参考。
从这里开始以下，依照术语常规，virtual 页我将用 page 表述，而 physical 页将用 frame 来表述。
建设 page directory
首先咱们须要拿出一个 frame，用来作为 page directory。回到 physical 内存散布的那张图，目前 1MB 以下的局部已被占用，咱们能够应用的局部就从 1MB 即 0x100000 开始。
我抉择的是 0x100000 + 4KB，即 0x100000 后的第 2 个 frame 作为 page directory，当然这齐全是集体抉择；0x100000 后的第 1 个 frame 我抉择将它作为第一个 page table：
再次强调，这是我的集体抉择；frame 的抉择是十分自在的，只有是还没被占用的都能够应用，当然了你要记住本人用过了哪些 frames，正当紧凑并且尽量“好看”地布局应用。
映射 1MB 低内存空间
值得注意的是，第 0 和第 768 个 pde 都指向了同一个 page table，这个 page table 咱们将用它映射 0 ～ 1MB 低内存，即咱们目前所处的 1MB 内存空间。当然这个 page table 能够治理 4MB 的空间，咱们只映射了其中的 1MB，残余 3MB 的 virtual 空间就闲置了，不过这没有关系，闲置就闲置，反正这是 virtual 空间。
第 768 个 pde 治理的是 0xC0000000 即 3GB 开始的第一个 4MB 空间，回到本篇开始的第一张图，这里也将被映射到低 1MB 内存上：
映射 page directory 以及 page tables 自身
这里是本节的重点和难点。咱们晓得 page directory 和 page tables 所指向的都是 physical 页，而一旦关上了 paging 模式，咱们当前所有对内存的拜访将全副通过 virtual 地址，无奈再间接操作 phyical 地址。那么问题来了，咱们如何拜访并批改 page directory 和 page tables 自身呢？
一种办法当然是在须要时敞开 paging，间接拜访 physical 地址，之前举荐的教程 JamesM’s kernel development tutorials 在很多中央都是这么做的，不过这并不是一种好的做法，起因有以下几点：
- 进入简单的 kernel 当前，代码的执行会大量波及到 stack 和 heap，以及其余全局变量等内存拜访，这些全部都是 kernel 空间的 virtual 地址，如果此时忽然敞开 paging，对它们的拜访将无奈进行。你必须十分小心地安顿你的代码对内存的拜访，否则将会呈现不可预知的结果，然而这其实十分难做到；
- 一旦开启多线程，如果在敞开 paging 的状况下产生了中断，CPU 将进行一些主动的 stack 操作以及中断解决，全部都是对 virtual 地址的操作，显然其后果也是灾难性的；
一个更正当的做法是，咱们将 page directory 和 page tables 自身也映射到 virtual 空间，这样就能够像拜访其余失常内存一样拜访它们。从实质上说 page directory 和 page tables 无非也是一些 page，齐全能够和其它内存拜访厚此薄彼。问题就是，应该如何建设这种映射？来看下图：
咱们将 pde[769] 指向了 page directory 这个 frame 自身。这样 page direcotry 实际上同时也充当了一个 page table，它所治理的正好是 1024 张 page tables 自身，一共 4MB。这 1024 张 page tables，其中有一张就是 page direcotry 它本人。
是不是有点绕？换言之，因为 pde[769] 指向了 page directory 它本人，因而 0xC0400000 ～ 0xC0800000 这 4MB 的 virtual 空间，当初被映射到了 1024 张 page tables 上，而且更好的是，它们的 virtual 地址是齐全间断地，严密地排布在这 4MB 空间里。
由此，下面的问题曾经解决，page tables 对应的 virtual 地址空间为：
0xC0400000 ~ 0xC0800000 这是 4GB 空间中第 769 个 4MB 空间（总共 1024 个 4MB 空间，组成 4GB）。
并且咱们同时还失去了 page directory 它本人的 virtual 地址为：
0xC0701000 即 0xC0400000 ～ 0xC0800000 这 4MB 空间中的第 769 个 page，是不是很奇妙：)
这里的核心思想是，page directory 其实实质上是一个非凡的 page table，它和其它 page table 一样，都治理着 4MB 的空间。
如果感觉还是有点绕的话，你无妨反过来验证一下，从下面给出的 virtual 地址开始，推导理论指向的 physical 地址是哪里，我想很快就能理清这外面的逻辑。
如果你进一步思考的话，就会发现这并不是惟一的实现形式。你齐全能够不抉择 pde[769]，而应用其它 virtual 空间来映射 page tables，例如用 pde[770] 也能够，这样所有 page tables 对应的 virtual 空间就变成了 0xC0800000 ～ 0xC0C00000。用 pde[769] 只是我集体的抉择，因为它是 0xC0000000 后的第二个 4MB 空间，这样的安顿，virtual 空间的应用能比拟紧凑参差一点。
映射 kernel 空间的其它区域
到目前为止，pde 768 和 769 曾经被应用，即 0xC0000000 ~ 0xC0400000 和 0xC0400000 ~ 0xC0800000 这两块 4MB 空间已被征用。剩下的 pde[770] ～ pde[1023] 对应的 254 个 page tables，咱们顺次为它们安顿上 frames。这样咱们最终征用了 256 个 pages & frames，总共 1MB 的内存（virtual & physical），来建设 kernel 空间（3GB ～ 4GB）的 page tables，治理这 1GB 的空间。
咱们将本章开始的那个 virtual-to-physical 内存映射关系图中的橙色局部抽出放大，展现 kernel 的 256 张 page tables 的内存散布：
留神到咱们只调配了 kernel 空间即 3GB 以上的 page tables，共 256 张，占地 1MB，它们映射的也是 0xC0400000 ~ 0xC0800000 空间的后 1/4 局部即 0xC0700000 ~ 0xC0800000；而 3GB 以下的用户空间此时并没有调配 page tables，因为目前咱们并没有应用到。
这 256 张 kernel 页表（其中有一张是 page directory 自身），是咱们编写 kernel 期间最外围的 page tables，并且在 page directory 里建设了 pde[768] ~ pde[1023] 这全副的 256 个表项，指向了这些 page tables。
其实除了前两个 page table，前面 254 个目前都是空的，没有被用到，咱们只是为它们安顿好了 frame 而已。这里用去了足足 1MB 的 physical 内存，这看上有点侈靡了，毕竟这个我的项目配置里 physical 内存总共只有 32 MB（见 bochsrc.txt，当然当初的计算机内存远不止 32 MB，这曾经不是个问题）。这样做有一个十分重要的起因，那就是这 256 张 kernel page tables 前面将被所有的过程（process）共享，也就是说对于用户 process 而言，3GB 以下的空间是隔离的，而 3GB 以上的 kernel 的空间是共享的，这也是天经地义的，否则就有多个 kernel 在内存中独立运行了。
每次 fork 出一个新的 process，它的 page directory 的 768 ～ 1023 项将会间接复制 kernel 的 page directory 的 768 ～ 1023 项，独特指向这 256 张 kernel page tables。所以咱们要求这 256 张 page tables 从一开始就固定下来，前面也不再变动，这样能力实现所有 process 共享的成果。
关上 paging
page tables 都准备就绪当前，就能够关上 paging 了：
enable_page:
sgdt [gdt_ptr]
; move the video segment to > 0xC0000000
mov ebx, [gdt_ptr + 2]
or dword [ebx + 0x18 + 4], 0xC0000000
; move gdt to > 0xC0000000
add dword [gdt_ptr + 2], 0xC0000000
; move stack to > 0xC0000000
mov eax, [esp]
add esp, 0xc0000000
mov [esp], eax
; set page directory address to cr3 register
mov eax, PAGE_DIR_PHYISCAL_ADDR
mov cr3, eax
; enable paging on cr0 register
mov eax, cr0
or eax, 0x80000000
mov cr0, eax 这里最重要的就是设置 CR3 寄存器，使之指向 page directory 的 frame（留神是 physical 地址），而后关上 CR0 寄存器上的 paging 比特位开关。
总结
至此，loader 阶段对于 kernel 虚拟内存初始化的局部就完结了。这一段的代码并不长，外围仅仅是 setup_page 这一个函数，然而其背地的原理却是十分粗浅简单。在前面进入 kernel 之后，咱们将进一步欠缺虚拟内存相干的工作，这将包含缺页异样 (page fault) 的解决，过程 page directory 的复制等。虚拟内存的解决是贯通 kernel 实现和运行的底层外围工作，必须保障相对的正确和稳固。一旦出错，零碎会立即呈现各种难以预知的奇怪谬误甚至解体，并且 debug 十分艰难。
下一篇咱们将会加载真正的 kernel 到内存并且转到 kernel 开始执行代码，这将是进入 kernel 前的最初一道关卡。