简介
《Linux内核设计的艺术》基于linux0.11内核，借助简单明了的代码，很直接的阐述了现代操作系统的一些基本思想。一位大佬对 linux 解读也非常不错 sunym1993/flash-linux0.11-talk
2018.10.12 补充，The Linux Kernel，基于内核2.0.33， 当你对0.xx,1.xx 版本的内核有一定了解之后，可以尝试深入一下，了解下前人的演进思路。
汇编阶段/为main函数运行做准备
从大的方向说，整个linux启动过程中，分别是BIOS、汇编程序、OS三方在使用内存。因为计算机只能执行内存中的程序，它们在运行的时候，往内存里加载了什么很大程度上说明了它们要做什么。
进内存
boot/
bootsect.s # 在硬盘的 1 扇区
setup.s # 在硬盘的 2~5 扇区
head.s # 剩下的全部代码（head.s 作为开头，与各种 .c 和其他 .s 等文件一起）编译并链接成 system，放在硬盘的随后 240 个扇区
fs/
include/
init/
kernel/
lib/
Makefile
mm/
tools/
当你按下开机键的那一刻，在主板上提前写死的固件程序 BIOS 会将硬盘中启动区的 512 字节的数据，原封不动复制到内存中的 0x7c00 位置处，并跳转到这里运行。对于我们理解操作系统而言，此时的 BIOS 仅仅就是个代码搬运工，把 512 字节的二进制数据从硬盘搬运到了内存中而已。作为操作系统的开发人员，我们仅需要把操作系统最开始的那段代码（bootsect.s）编译出来，并存储在硬盘的 0 盘 0 道 1 扇区即可。之后，BIOS 会帮我们把它放到内存里，并跳转过去执行。
CPU 访问内存有三种途径——访问代码的 cs:ip，访问数据的 ds:XXX，以及访问栈的 ss:sp。PS： 汇编代码的画风就是 几个段寄存器操作指令 + 寄存器对应的xx段操作指令，比如设置堆栈寄存器 + 执行堆栈操作（push）
bootsect.s初步做一下内存规划，设置下各个段寄存器值，就可以开始干活儿了。接下来把剩下的操作系统代码从硬盘请到内存，之后调整内存布局，system 被放在了内存地址零位置处，之前的 bootsect 、setup，正逐步被其他数据所覆盖掉。
bios ==> bootsect.s ==> setup.s ==> 要和其他全部操作系统代码做链接的 head.s。此时处于实模式，由bios 提供中断服务。之后打开 A20 地址线，将 cr0 这个寄存器某个位 0 置 1，就从实模式切换到保护模式了。
// setup.s
// 打开 A20 地址线
mov al,#0xD1 ; command write
out #0x64,al
mov al,#0xDF ; A20 on
out #0x60,al
...
// 将 cr0 这个寄存器的位 0 置 1
mov ax,#0x0001 ; protected mode (PE) bit
lmsw ax ; This is it;
# 此时已经是保护模式了，之前也说过，保护模式下内存寻址方式变了，段寄存器里的值被当作零段选择子
# 段间跳转指令 jmpi，后面的 8 表示 cs 寄存器的值，0 表示 ip 寄存器的值
# 最终这个跳转指令，就是跳转到内存地址的 0 地址处
jmpi 0,8 ; jmp offset 0 of segment 8 (cs)
搭架子
跳转到零地址处，也就是 system 模块这里（也就是head.s）来运行。重新设置 idt 和 gdt，开启分页机制。在没有开启分页机制时，由程序员给出的逻辑地址，需要先通过分段机制转换成物理地址。但在开启分页机制后，逻辑地址仍然要先通过分段机制进行转换，只不过转换后不再是最终的物理地址，而是线性地址，然后再通过一次分页机制转换，得到最终的物理地址。
分页机制如何变换？离不开计算机的一个硬件叫 MMU，作为操作系统这个软件层，只需要提供好页目录表和页表，这种页表方案叫做二级页表，第一级叫页目录表 PDE，第二级叫页表 PTE。之后再开启分页机制的开关。其实就是更改 cr0 寄存器中的一位（31 位）。PS：在 Intel 的保护模式下，分段机制是没有开启和关闭一说的，它必须存在。
最终的内存布局变成了这个样子。我们的学习过程，主心骨其实就是看看，操作系统在经过一番折腾后，又在内存中建立了什么数据结构，而这些数据结构后面又是如何用到的。
设置分页代码的那个地方（head.s 里），后面这个操作就是用来跳转到 main.c 的。
after_page_tables:
push 0
push 0
push 0
push L6
push _main
jmp setup_paging
...
setup_paging:
...
ret # 把栈顶的元素值（此时的 _main）当做返回地址
小结
《Linux内核设计的艺术》os的加载
- OS代码在磁盘中，计算机却只能执行内存中的程序。
- 一般程序由操作系统加载，操作系统自身没办法，只有由汇编程序加载。而汇编程序由谁加载呢？BIOS。
- BIOS也是一个OS，其工作是将磁盘的第一扇区内容加载到内存(所以叫bootsect.s，即boot sector)。
- 因为第一扇区承载的代码有限，所以加载os的汇编程序分为几个，依次接力执行。
中断的设置，就引出了 CPU 与操作系统处理中断的流程。分段和分页的设置，引出了逻辑地址到物理地址的转换：逻辑地址到线性地址的转换，依赖 Intel 的分段机制；而线性地址到物理地址的转换，依赖 Intel 的分页机制。分段和分页，就是 Intel 管理内存的两大利器，也是内存管理最最最最底层的支撑。而 Intel 本身对于访问内存就分成三类：代码、数据、栈。而 Intel 也提供了三个段寄存器来分别对应着三类内存：
- 代码段寄存器（cs），cs:eip 表示了我们要执行哪里的代码。
- 数据段寄存器（ds），ds:xxx 表示了我们要访问哪里的数据。
- 栈段寄存器（ss），ss:esp 表示了我们的栈顶地址在哪里。
分段和分页，以及这几个寄存器的设置，其实本质上就是安排我们今后访问内存的方式，做了一个初步规划，包括去哪找代码、去哪找数据、去哪找栈，以及如何通过分段和分页机制将逻辑地址转换为最终的物理地址。 c 语言虽然很底层了，但也有其不擅长的事情，就交给汇编语言来做，所以我称第一部分为进入内核前的苦力活。
C阶段/操作系统是一个main函数
摘自loveveryday/linux0.11 短短几行，包含了操作系统的全部核心思想。
// init/main.c
void main(void){
// 参数的取值和计算， setup.s 将获取的信息保存在 内存地址 0x90000 处
...
// 各种初始化 init 操作
mem_init(main_memory_start,memory_end);
trap_init(); // 陷阱门（硬件中断向量）初始化。（kernel/traps.c）
blk_dev_init(); // 块设备初始化。（kernel/blk_dev/ll_rw_blk.c）
chr_dev_init(); // 字符设备初始化。（kernel/chr_dev/tty_io.c）空，为以后扩展做准备。
tty_init(); // tty 初始化。（kernel/chr_dev/tty_io.c）
time_init(); // 设置开机启动时间 -> startup_time。
sched_init(); // 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) （kernel/sched.c）
buffer_init(buffer_memory_end);// 缓冲管理初始化，建内存链表等。（fs/buffer.c）
hd_init(); // 硬盘初始化。（kernel/blk_dev/hd.c）
floppy_init(); // 软驱初始化。（kernel/blk_dev/floppy.c）
sti(); // 所有初始化工作都做完了，开启中断。
// 切换到用户态模式，下面过程通过在堆栈中设置的参数，利用中断返回指令切换到任务0。
move_to_user_mode(); // 移到用户模式。（include/asm/system.h）
if (!fork()) { // fork对新进程进行了设置，使其可以独立运行
init(); // 如果是在进程0中，fork返回进程1的进程号1，进而跳过init。如果在进程1中，则fork返回0，执行init。
}
/*
* 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到一个信号才会返
* 回就绪运行态，但任务0（task0）是唯一的意外情况（参见'schedule()'），因为任
* 务0 在任何空闲时间里都会被激活（当没有其它任务在运行时），
* 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运行，如果没
* 有的话我们就回到这里，一直循环执行'pause()'。
*/
for(;;) pause();
}
void init(void){
// 读取硬盘参数包括分区表信息并建立虚拟盘和安装根文件系统设备。
// 该函数是在25 行上的宏定义的，对应函数是sys_setup()，在kernel/blk_drv/hd.c。
setup((void *) &drive_info);
(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0); // 用读写访问方式打开设备“/dev/tty0”，
// 这里对应终端控制台。
// 返回的句柄号0 -- stdin 标准输入设备。
(void) dup(0); // 复制句柄，产生句柄1 号-- stdout 标准输出设备。
(void) dup(0); // 复制句柄，产生句柄2 号-- stderr 标准出错输出设备。
...
if (!(pid=fork())) {
// 以下为进程2执行的内容
close(0);
if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))
_exit(1); // 如果打开文件失败，则退出(/lib/_exit.c)。
execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc); // 装入/bin/sh 程序并执行。(/lib/execve.c)
_exit(2); // 若execve()执行失败则退出(出错码2,“文件或目录不存在”)。
}
// 下面是父进程执行的语句。wait()是等待子进程停止或终止，其返回值应是子进程的
// 进程号(pid)。这三句的作用是父进程等待子进程的结束。&i 是存放返回状态信息的
// 位置。如果wait()返回值不等于子进程号，则继续等待。
if (pid>0)
while (pid != wait(&i))
{ /* nothing */;}
...
}
所以说，操作系统是一个main函数。PS，主进程衍生出许多子进程，跟主线程衍生出许多子线程很像。
| 寻址模式 | 访问权限 | 主要工作 | 效果 | 其它 | |
|---|---|---|---|---|---|
| 汇编加载os | bootsect.s、setup.s实模式;head.s保护模式 | 内核态 | 加载OS，设置GDT，抛弃BIOS中断体系建立新的，初始化页目录表和4张页表 | 初步建立进程管理信息数据结构，部分基本的中断，关中断，准备好保护模式（需要GDT）和分页模式，为main（只能运行在32位保护模式）函数/第一个进程的执行做好准备 | 通过物理地址访问外设 |
| 进程0 | 保护模式 | 内核态 | 初始化内存管理结构、挂接中断服务程序、支持访问硬盘等 | 支持系统调用（中断 ==> 中断处理 ==> 内核）等 | 进程0的task_struct、tss、ldt在代码设计阶段就设置好的 |
| 进程1 | 保护模式 | 用户态 | 安装根文件系统，打开终端设备文件等 | 以文件的形式和外设交流，比如：进程2可以执行bash | |
| 进程2 | 保护模式 | 用户态 | 加载shell程序等 |
2019.4.22补充：其实你看C系Redis源码分析 也是类似，先初始化domain内的各种抽象，然后开始干活，只是linux 的各种“抽象”偏硬件。
redis.c
int main(int argc, char **argv) {
...
// 初始化服务器
initServerConfig();
...
// 将服务器设置为守护进程
if (server.daemonize) daemonize();
// 创建并初始化服务器数据结构
initServer();
...
// 运行事件处理器，一直到服务器关闭为止
aeSetBeforeSleepProc(server.el,beforeSleep);
aeMain(server.el);
// 服务器关闭，停止事件循环
aeDeleteEventLoop(server.el);
return 0
}
OS驱动进程执行，中断驱动OS执行
- 操作系统本身是个可执行代码，根据pc的指向执行，特别的是os可以自己更改pc的值（jump命令），所以不同于一般的功能代码。
- 为了支持多任务，os除了提供进程管理数据结构来维护进程的边界外，还必须防止一个进程自high（比如陷入死循环）。而对于一个死循环进程，os是没办法管理的。因此，必须周期性的将控制权移交到os手中。
- 代码是由进程驱动的，操作系统则是由中断驱动的（用户输入引发的IO中断以及时钟中断）。中断有上下文，进程也有上下文，进程和io中断之间以发送和接收缓冲区沟通。
- os会将自己一部分函数挂在中断向量上。中断控制器可编程，彼此会相互影响。也可以说，中断是client，OS是server，OS是挂在中断向量上的中断处理程序的集合。
- 中断相当于硬件的call，因为中断不可预见，自然OS保存不了中断的现场。中断call的上下文由cpu维护，中断和进程的执行是独立的。
从这个角度讲，BIOS和OS都是OS，它们都有中断向量表，但因为BIOS不用支持多任务，所以不需要有GDT，BIOS不需要进程调度，所以不需要时钟。但它们都需要处理磁盘中断，在BIOS退出运行后，汇编程序借助BIOS的磁盘中断程序来加载磁盘上的OS和访问显示器。
现代操作系统最重要的特征——支持实时多任务，所以必然支持保护和分页。笔者在从Go并发编程模型想到的中也提到，我们在编写线程安全代码碰到的一切问题，本源是进程调度引发的进程执行中断。所以，支持多任务是现代操作系统复杂性的根本原因，也是我们理解OS大部分设计意图的出发点。直接体现在进程管理信息数据结构的设计上。
进程管理信息数据结构
本段摘自page43
task_struct
Linux0.11是一个支持多进程的现代操作系统，这就意味着，各个用户进程在运行过程中，彼此不能相互干扰，这样才能保证进程在主机中的正常运算。然而，进程自身并没有一个天然的边界来对其进行保护，要靠系统人为地给他设计一套边界来保护它，这套边界就是系统为进程提供的进程管理信息数据结构。这套进程管理信息数据结构包括：
- 进程管理结构task_struct，task_struct每个进程所独有的结构，标识了进程的各项属性值，包括剩余时间片、进程执行状态、局部数据描述符表LDT和任务状态描述符表TSS（两个表的指针）等。
- 进程槽task[64]
- 全局描述符表GDT，GDT存储着一套针对所有进程的索引结构，通过索引项，系统可以间接地与每个进程的中的LDT和TSS建立关系。
它们都是由于系统对多进程的支持才存在的，如果没有多进程，它们就没有存在的必要了。
GDTR、LDTR、TR
此处，笔者学到的一点是：对于进程切换，以前只考虑切换寄存器的值（即TSS数据），并没有考虑到LDTR、LDT等变化。这部分参见GDT、GDTR、LDT、LDTR的学习
进程最终是要编译成汇编程序（汇编语言到二进制没有复杂的语法解析等）来执行的，一个汇编程序由代码段、数据段和堆栈段等组成。PS：结合硬件对软件设计的影响 又有一点软硬件融合的味道。
| 硬件的支持（从上到下为新增） | 数据结构支持（要硬件参与解析） | 执行步骤 | 备注 | |
|---|---|---|---|---|
| 顺序的二进制程序 | PC寄存器、数据寄存器 | OS根据PC寄存器指向，一步步向下执行 | 数据地址直接写在代码 | |
| 分段程序 | 各种段寄存器 | 多个段寄存器，OS根据es:pc指向，一步步向下运行 | 段内地址可以从0开始 | |
| 多个分段程序 | GDTR、LDTR、TR等 | GDT、LDT、TSS等 | 1. LDTR ==> GDT ==> LDT ==> 数据段、代码段、堆栈段等; 2.TR ==> GDT ==> TSS |
我们可以看到：
- 有了GDTR，系统在初始化时，就不必将GDT置于特定的位置。（IDTR和IDT（中断向量表）的关系也是如此），由此我们可以揣摩一些硬件和OS数据结构的关系：它们协作起来支持某个机制。
- 知道了GDT等是干什么的，就可以顺畅的分析OS启动时为什么要初始化GDT，OS进程初始化时，为什么要设置LDT。
其它
从中可以看到
- 理解了进程管理信息数据结构、保护模式这一套理念后，就可以理解汇编程序(bootsect.s,setup.s,head.s)的大部分工作意图。书中P40的两个问题非常有价值：为什么没有最先调用main函数？为什么加载工作完成后，仍然没有执行main函数，而是打开A20、pe和pg，建立IDT和GDT…，然后才开始执行main函数？
- 从linux0.11看，根文件系统和一般文件系统的区别是，包含一些init可执行文件，比如bash。
- 启动过程就是不停向上抽象的过程。比如，一开始只能通过汇编物理地址访问外设，后来可以文件形式访问外设；一开始用BIOS默认的中断体系，当OS自己的中断体系建立后，就可以软中断提供系统调用。