极简

本文前置内容：assert与if ，C语言中的#和## 本节对应分支：assert 关于 assert 断言函数的意义和用法，请参见assert与if ，本文不再赘述。在我们自制的 OS 中，会实现两种 assert 函数，一种为内核服务，另一种为用户进程服务。本节实现内核 assert 函数。 内核 assert 函数有以下几个要点需要注意： 1） 一旦内核 assert 函数被调用，就说明此时发生了严重的错误，系统可能面临崩溃的危险，所以应该立即停止运行。如何让系统停止运行呢？你可能会想到在 assert 函数末尾加上一个 while(1) 。没错，这也是我们的做法，但这还不够！还记得吗，操作系统是由中断来驱动并发的，即使当前代码正在 while(1) 中循环，只要发生中断，执行流依旧会转移到中断程序 。如果中断目的是任务调度，那么执行流转移到任务后，因为操作系统已经出现问题，所以任务的执行也是不可靠的。因此，我们还需要关闭中断 。视频演示如下： (function(){var player = new DPlayer({"container":document.getElem ...

本文参考：《x86汇编：从实模式到保护模式》《操作系统：真相还原》，SegmentationAndPrivilege ，80386 Programmer’s Reference Manual 特权级概述 我们知道，实模式是单任务系统，对于各个段的隔离，仅依靠分段机制来维护，可以说毫无安全可言。而在保护模式下，通过将内存分为大小不一的段，并用描述符指定各个段的类型与权限，就可以在程序运行时由处理器硬件实施访问保护。但这仍然无法有效保护操作系统，比如，如果恶意程序通过某种方式知道了 GDT 的位置，它就能向段寄存器加载操作系统的数据段描述符，或者在 GDT 中增加一个指向操作系统数据区的描述符，以此来修改操作系统的私有数据。再者，多任务系统对任务之间的隔离与保护，以及任务与操作系统之间的隔离与保护都提出了复杂的要求，基本的段保护机制已经无法胜任。因此，操作系统引入了特权级的概念。 特权级分为 0、1、2、3 四级，数字越小，权力越大 。0 级特权级是操作系统拥有的权力；系统程序（如虚拟机, 驱动程序）分别位于 1、2 特权级；用户程序则位于第 3 特权级。 需要注意的是，我们将数值 ...

本文前置内容：中断详解 ，结构体对齐 本节对应分支：interrupt 概述 本节我们为操作系统加入中断，初始化中断描述符表，并为 0~0x2f 中断添加对应的中断处理程序。当前的思路是，在 interrupt.s 中定义实际中断例程的入口函数（ 通过入口函数转移到实际中断例程 ），并利用汇编宏技术得到所有入口函数的地址，形成入口函数的地址数组 interrupt_entry_table ；然后在 idt.c 中引入该数组，进而我们能够很方便地向中断描述符中填写入口函数的地址。现在读者可能不明白这个思路的具体含义，别急，下面做具体阐述。 代码解析 interrupt.s 1234567891011121314151617181920212223242526272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556575859606162636465666768697071727374757677787980818283848586878889909192939495969798991001011021031041051 ...

本文前置内容：特权级全面剖析 文章参考：中断的作用 ，《真相还原》，Bochs源码分析 ，《X86汇编：从实模式到保护模式》 什么是中断？ 定义：中断是指计算机运行过程中，出现某些情况需主机干预时，机器能自动停止正在运行的程序并转入处理新情况的程序，处理完毕后又返回原被暂停的程序继续运行。 中断是 CPU 对系统发生的某个事件作出的一种反应。引起中断的事件称为中断源 ；中断源向 CPU 提出处理的请求称为中断请求 ；发生中断时被打断程序的暂停点成为断点 ；CPU 暂停现行程序而转为响应中断请求的过程称为中断响应 ；处理中断源的程序称为中断处理程序 ；CPU执行有关的中断处理程序称为中断处理 ；而返回断点的过程称为中断返回 。 中断的意义 操作系统由事件驱动，而事件是以中断的形式来通知操作系统的，所以操作系统是由中断来驱动的。 中断机制是现代计算机系统中的基础设施之一，它在系统中起着通信网络作用(相当于信号)，以协调系统对各种外部事件的响应和处理。 中断使得计算机系统具备应对对处理突发事件的能力，提高了CPU的工作效率 。如果没有中断系统，CPU 就只能按照原来的程序编写 ...

概述 实现 put_char() 函数，这是最基础的系统级打印函数，其他打印函数都基于此函数 。 实现 put_str() 函数，该函数以 put_char() 为基础，极大地方便了字符串的打印。 实现 put_int() 函数，该函数以 put_str() 为基础，支持有符号 32 位整型的打印，同时支持十进制与十六进制格式打印 。 后续文章将利用以上函数实现 printf() 可变参打印函数。 注意，前三者是系统级打印函数，也就是所谓的系统调用，和普通的库函数(如printf)要区分开。 函数原型如下 ： 1234enum radix{HEX=16,DEC=10};put_char(char, unsigned char); //参数1:字符; 参数2:字符属性put_str(char*, unsigned char); //参数1:字符串; 参数2:字符属性put_int(int, unsigned char, enum radix); //参数1:数字; 参数2:字符属性; 参数3:进制 实现打印函数之前，我们还需要了解一些显存 ...

前置内容：浅析C语言和汇编混合编程，makefile入门 本节对应分支：load-kernel 概览 让我们看看目录结构： 相比 open-page 分支，本分支新增了两个文件，一个是 /kernel/main.c (如上)，另一个是 /src/guide.s ： loader.s 作了改动，下面是分支 load-kernel 相对于 open-page 的修改： 显然，load-kernel 从硬盘中读取内核并加载到 KERNEL_ADDR 地址处，最后跳转进入内核，loader 使命到此结束 。 loader 的使命虽然结束了，但里面的 GDT 我们可还要用呢，后面注意不能把 loader 覆盖，即使要覆盖，也必须先转移 GDT。 为什么需要引导文件？ 容易知道，main.c 就是内核。按之前编写 mbr.s 和 loader.s 的经验，我们可能会想到直接将 main.c 编译成 main.bin 文件，然后将 main.bin 直接加载到内存 KERNEL_ADDR 处，接着再跳转进入内核，这不就大功告成了吗？那么为啥还得先进入 guide.s ，然后再调用内核 ...

本节说明：本节内容与编译和链接相关，该部分内容繁杂，不是一篇博客就能说明的，且本文仅为后续文章加载内核作铺垫，关于这方面详细的内容请阅读《装载，链接与库》。如有错误，请在评论区提出，谢谢。 本文前置内容：函数调用约定 本节对应代码：加载内核-代码详解 C和汇编相互调用 编写源文件 给出如下两个文件： 12345678//文件说明：cprint.cextern void asm_print(char *, int);void c_print(char* str){ int len = 0; while (str[len++]); asm_print(str, len);} 1234567891011121314151617181920212223242526272829303132;文件说明：asm_print.s[bits 32]section .datastr: db "asm_print say hi youyifeng!",0xa,0x00 ;0x0a是换行符，0x00是字符串结束符，不加的话会把后面字符陆续输出，直到遇到空白字符;w ...

阅读开启分页机制是本节的前置要求。 本节代码对应分支 open-page 。 boot.inc 在进入保护模式的基础上，boot.inc 增添了如下内容： 123456789;========页目录地址和页表起始地址===========PAGE_DIR_POS equ 0x00100000 ;目录表起始位置为1MB处PAGE_TABLE_POS equ PAGE_DIR_POS + 4096 ;页表起始位置;===========页表相关属性===================PG_P equ 1bPG_RW_R equ 00bPG_RW_W equ 10bPG_US_S equ 000bPG_US_U equ 100b 和 GDT 相同，页目录也可以放置在内存中的任何地方 ，这里我们直接将其放在 0x100000 处。 为了使内存紧凑，这里让页表紧挨着页目录。注意，这不是必须的！页目录表大小为 4KB，所以页表地址在页目录地址的基础上加 4096 (0x1000)。 以下为内存映像图： loader.s ...

本文参考：为什么要分页 ，《操作系统真相还原》《x86汇编：从实模式到保护模式》《操作系统之哲学原理》《装载、链接与库》 本节对应代码：开启分页-代码详解 。 为什么分页？ 分页机制 最早 是为了解决内存碎片利用的问题。举例如下： 在图 1 中，内存被完美利用，还多出 15MB 可用内存。来到图 2，进程 B 运行完毕，从内存中移除，则原来的 20MB 内存变为空闲，则现在一共有 35MB 可用内存。而后进程 D 想要运行，但其需要的内存大小为 20MB+3KB，没有空闲内存段装得下。没办法，即使一共有 35MB 可用内存，由于必须要连续的空闲内存 ，进程 D 就只有等待进程 A 或 进程 C 加载完毕，腾出空间后才能载入内存运行。 显然，等待是不能等待的，谁知道这些进程什么时候运行完呢。细心的你可能会发现，以上问题并不在于内存不够，而在于无法利用“断开”的内存 。当运行许多进程后，可用内存就会参差不齐，形成大量内存碎片，虽然总可用内存数量很客观，但却完全无法利用。为了解决这个问题，便提出了分页的概念。分页和虚拟内存是两个密不可分的概念 。接下来让我们看看这两个概念是如何解决以上 ...

MBR --> Loader --> Kernel 本节代码只涉及 MBR 和 Loader 部分，暂未考虑内核代码。同时，为规范操作，我们使用 [加载器-用户程序] 方式将 Loader 从硬盘载入内存。这种方式非常漂亮，同时能让你理解重定位的本质，详细请阅读程序加载器-重定位 (本节前置要求，务必阅读)。 本节代码对应分支 protected-mode 。 配置文件 本节的 MBR 可以直接引用 程序加载器 一文中的 MBR 代码，并在文件头引入配置文件： 1234%include "loader.inc"SECTION mbr align=16 vstart=0x7c00 ;....................以下省略.................... 其中 loader.inc 文件内容如下： 123;文件说明：loader.incBASE_ADDR equ 0x900 ;最好不超过0xFFFF,原因在下文解释START_SECTOR equ 2 ...