C語言是怎么寫操作系統(tǒng)的
剛開始學(xué)C語言的時候，都感覺它除了在命令行里打印點東西之外，沒有其他用處。
但是，又不斷地聽說Linux系統(tǒng)是C語言寫的。
總之，就是感覺C語言名不符實，心理落差太大。
那么，咱就說說C語言是怎么寫操作系統(tǒng)的。
C語言幾乎是寫操作系統(tǒng)的唯一語言，就是因為它可以手動管理內(nèi)存，而又不像匯編的可讀性那么差。
1.C語言的全局內(nèi)存模型最簡單。
C語言有指針，可以通過指針對內(nèi)存進行細(xì)致的管理。
同時，C語言不依賴運行時的狀態(tài)，對內(nèi)存管理模型的要求很簡單：所有的全局?jǐn)?shù)據(jù)都是被常量初始化的，在main()函數(shù)運行前不需要初始化代碼。
上面的代碼里，g_a是個全局變量，它的初始化要在main()函數(shù)運行之前：可以在編譯階段初始化，也可以在main()函數(shù)前先運行一段初始化代碼。
C語言對g_a的初始化，就是在編譯階段。
編譯器在生成.o文件的數(shù)據(jù)段時，會直接把g_a對應(yīng)的數(shù)據(jù)初始化成1。
全局?jǐn)?shù)組、全局結(jié)構(gòu)體的初始化，也是用“常量初始化”的：
這點雖然不那么直觀，但它確實是常量初始化的。
如上圖，test_file_ops結(jié)構(gòu)體里雖然填的是函數(shù)的地址，看上去像個變量，但實際上：
- 編譯器在生成.o文件時，是知道哪個函數(shù)放在文件的哪個字節(jié)的。
- 連接器在生成可執(zhí)行文件時，不但知道哪個函數(shù)放在哪個字節(jié)，還知道它會被加載到哪個內(nèi)存地址。
所以，這種結(jié)構(gòu)體里看上去是“變量”的內(nèi)存地址，實際上也是常量。
C程序員不需要關(guān)注具體的數(shù)值，但編譯器會把它計算出來的。
所以，C語言的內(nèi)存模型，都是在main()函數(shù)之前的編譯階段就可以確定的。
操作系統(tǒng)在運行程序時，只需要把文件加載到內(nèi)存里，然后跳轉(zhuǎn)到main函數(shù)就行了?不需要管運行時的狀態(tài)。
但是，C++是不可以這樣的。
2.C++的全局內(nèi)存模型，依賴運行時狀態(tài)。
C++要是給你寫個動態(tài)創(chuàng)建機制，那么在main()函數(shù)運行之前，就要運行初始化代碼，至少要把CRuntimeClass的類圖構(gòu)建出來才行：否則去哪里查找類名對應(yīng)的構(gòu)造函數(shù)呢？
C++動態(tài)創(chuàng)建的演示代碼，如這3張圖：
動態(tài)創(chuàng)建代碼，1
所謂的動態(tài)創(chuàng)建，是在收到類名字符串之后，創(chuàng)建一個對應(yīng)的類對象。
當(dāng)然沒法用new "Object"去創(chuàng)建Object類的對象，因為"Object"是字符串常量，不是編譯之前的代碼。
所以C++就需要一個靜態(tài)函數(shù)，這個靜態(tài)函數(shù)里只有1條代碼：return new Object();
因為每個可以動態(tài)創(chuàng)建的類，都需要這么一段代碼，所以把它寫成了上圖的靜態(tài)函數(shù)，并且通過一個宏把它添加成每個類的靜態(tài)成員函數(shù)。
但是，在收到類名字符串之后要找到這個函數(shù)，必須得有類圖。
每個OOP語言都有個龐大的RuntimeClass類圖，就是做這個事的?
類圖，就是由每個類的RuntimeClass全局靜態(tài)對象構(gòu)成的鏈表。
在每個類里添加一個RuntimeClass的靜態(tài)對象，它的構(gòu)造函數(shù)在運行時就會把它自動掛到類圖的鏈表上，如下圖的紅框所示。
動態(tài)創(chuàng)建代碼，2
這個RuntimeClass對象，既然是全局靜態(tài)對象，那么它的構(gòu)造函數(shù)當(dāng)然要在main()函數(shù)之前被調(diào)用！
那么C++的編譯器框架，怎么保證這點呢？
只能在main()函數(shù)之前給可執(zhí)行文件添加一個.init段，讓程序的入口在.init段里，而不是main函數(shù)所在的.text段。
但是在Linux系統(tǒng)里，是絕對不允許編譯器在程序員之前、對內(nèi)存做手腳的！
這就是Linux之父吐槽C++的原因：因為他感覺自己的能力受到了質(zhì)疑，感覺C++編譯器認(rèn)為他管不好內(nèi)存?
但是，C編譯器絕不會這么認(rèn)為，C語言認(rèn)為每個程序員都是大牛，都該自己管內(nèi)存?
動態(tài)創(chuàng)建代碼，3
這個代碼的運行效果：
效果圖
可以看到，那3個RuntimeClass的初始化都在main start之前，因為它們是全局靜態(tài)對象。
所以，C++見到的程序入口，并不是真正的入口，在main()之前就要進行內(nèi)存初始化的。
但是，C的入口是真正的入口：你想讓它做什么，它就做什么，只要你把代碼寫對了。
每個敢寫操作系統(tǒng)的C程序員，恐怕都認(rèn)為自己能把代碼寫對。
所以，C語言幾乎是系統(tǒng)程序員的唯一推薦語言。
3.怎么寫操作系統(tǒng)？
咱先論證完了C語言寫操作系統(tǒng)的存在性和唯一性，然后再給它個構(gòu)造性的證明。
操作系統(tǒng)，是最貼近硬件的軟件。
它和編譯器是互為遞歸的關(guān)系：編譯器在操作系統(tǒng)上運行，操作系統(tǒng)是編程語言寫的，編程語言是編譯器編譯的。
操作系統(tǒng)、編譯器、編程語言的關(guān)系
操作系統(tǒng)大約分為這4個模塊：進程管理、內(nèi)存管理、設(shè)備管理、網(wǎng)絡(luò)子系統(tǒng)。
進程管理、內(nèi)存管理，這2個是操作系統(tǒng)的核心模塊。
操作系統(tǒng)要想運行起來，進程和內(nèi)存的管理是必需的，其他模塊可以后來一個個的添加。
內(nèi)存管理模式，是操作系統(tǒng)可以運行的關(guān)鍵：主要是分段和分頁兩種。
4.內(nèi)存的分段
內(nèi)存的分段，就是把內(nèi)存分為代碼段、數(shù)據(jù)段、堆棧段，給予不同的權(quán)限進行管理。
代碼段，具有可讀(R)、可執(zhí)行權(quán)限(X)。
數(shù)據(jù)段、堆棧段，具有可讀(R)、可寫權(quán)限(W)。
數(shù)據(jù)段和堆棧段的差別是：數(shù)據(jù)段從低往高增長，堆棧段從高往低增長。
它們兩個之間的沒使用的區(qū)域，是堆和棧可以增長的空間。
通常所說的堆棧段實際上指的是棧，堆是緊鄰著數(shù)據(jù)段的。
代碼段的內(nèi)存地址，要放在段寄存器CS里。
數(shù)據(jù)段的內(nèi)存地址，要放在段寄存器DS里。
堆棧段的內(nèi)存地址，要放在段寄存器SS里。
這3個寄存器，在用戶代碼里是不可以使用的，但內(nèi)核代碼可以。
在內(nèi)核初始化時，給哪個段寄存器加載哪個內(nèi)存地址，它就會把哪個地址當(dāng)成哪個段。
這個機制，是由intel的CPU設(shè)計所保證的。
在16位機上，是只能用分段模式的，即所謂的實模式。
段地址+偏移量的訪問方式，最大訪問1M的內(nèi)存，是實模式的唯一方式：
CS:IP是代碼的運行位置，
SS:SP是棧的位置，
DS:SI和ES:DI用于數(shù)據(jù)傳遞的源位置和目標(biāo)位置。
32位機之后，intel又增加了保護模式：保護模式在分段的基礎(chǔ)上可以分頁，也可以只分段。
5.內(nèi)存的分頁
CPU進入保護模式之后，才可以開啟分頁機制。
頁的大小一般是4096字節(jié)（2^12），所以頁基地址的0-11位是0。
這些為0的12位，在頁表里用于每個頁的權(quán)限控制：讀、寫、執(zhí)行、缺頁，etc.
32位的頁表項
在開啟分頁之前，需要先給內(nèi)存分段。
在32位機上，通常把所有的段都映射到0-4G的虛擬空間。
這時，代碼段、數(shù)據(jù)段、堆棧段的基地址已經(jīng)沒什么用了，CS、DS、SS段寄存器主要用于權(quán)限控制，改叫段選擇符。
段選擇符，是個以8為間隔的等差數(shù)列。
0號不用，代碼段是0x8，數(shù)據(jù)段是0x10，堆棧段是0x18。
它們對應(yīng)的內(nèi)存地址、內(nèi)存范圍、內(nèi)存權(quán)限，都要寫在全局描述符表(GDT)里。
GDT：global descriptor table.
在開啟分段之前，需要加載GDT表到CPU的特殊寄存器，用的指令是LGDT：這也是個特殊指令，只能在內(nèi)核里用，而且一般只用在初始化時。
這里還需要加載中斷向量表 (IDT)：interrupt descriptor table.
中斷向量表，是用來處理硬件中斷的函數(shù)指針，也就是所謂的中斷服務(wù)例程 (irq)。
在開啟分段之前，先給它留出內(nèi)存位置來，以后才會設(shè)置它。
加載完GDT和IDT之后，打開A20地址線，CPU就可以訪問1M以上的內(nèi)存地址了。
然后，開啟內(nèi)存的分段模式。
接下來就是Linux引導(dǎo)程序里著名的那條匯編：
ljmp $8,$0
跳轉(zhuǎn)到代碼段的第一條代碼?第一條代碼的偏移量是0，代碼段的選擇符是8。
再接著，就是設(shè)置內(nèi)核頁表，然后開啟分頁機制。
內(nèi)核頁表至少分2級，64位機上的分級比較多，32位機上只能分2級：頁目錄、頁表。
不過每一級的表項都差不多，都是頁的基地址+訪問權(quán)限。
頁表里填寫的內(nèi)存地址，都是物理內(nèi)存的地址。
在進程訪問內(nèi)存的時候，虛擬地址會被內(nèi)存管理單元(MMU)轉(zhuǎn)化到物理地址，然后送到CPU的地址總線，然后內(nèi)存數(shù)據(jù)從數(shù)據(jù)總線傳到CPU的寄存器。
32位機的虛擬地址到物理地址的計算：最高10位確定頁目錄的位置，中間10位確定頁表的位置，最后12位確定偏移量：
paddr = dir [ vaddr >> 22 ] [ (vaddr >> 12) & 0x3ff ] [ vaddr & 0x3ff ].
（64位機的，我沒仔細(xì)看過intel的手冊，有興趣的可以自己去看）
分頁機制下，一行mov rax, (rdx)，硬件和操作系統(tǒng)實際上要做很多事的。
在把頁表設(shè)置好之后，要把頁表的基地址加載到CPU的cr3寄存器：頁目錄基地址寄存器。
然后，就可以跳轉(zhuǎn)到內(nèi)核C代碼的main()函數(shù)了。
因為頁表已經(jīng)設(shè)置好了，接下來就可以用C語言寫了。
上面說的那些，都是匯編代碼的內(nèi)容?
6.內(nèi)核子系統(tǒng)的初始化
進入C語言的main()函數(shù)之后，首先是各種內(nèi)核子系統(tǒng)的初始化：
1) 缺頁中斷
當(dāng)進程訪問的虛擬地址對應(yīng)的物理內(nèi)存頁不存在時，由缺頁中斷進行處理：合理的缺頁給它申請新的物理內(nèi)存頁，不合理的缺頁給進程一個段錯誤。
段錯誤，會導(dǎo)致進程被操作系統(tǒng)的信號機制殺死。
2) 時鐘中斷
它是操作系統(tǒng)的調(diào)度節(jié)拍，由一個硬件時鐘每1毫秒發(fā)送一次。
3) 系統(tǒng)調(diào)用
它是用戶程序與操作系統(tǒng)的唯一接口。
write()系統(tǒng)調(diào)用就是其中之一，它是printf()函數(shù)的底層機制。
4) 控制臺
內(nèi)核打印日志的必需模塊，它是內(nèi)核printk()函數(shù)的底層機制，也是用戶的shell控制臺的底層機制。
鍵盤驅(qū)動程序，VGA驅(qū)動程序，一般都放在控制臺模塊里，用于給系統(tǒng)提供最初級的輸入輸出支持。
5) 進程管理
這是內(nèi)核的核心模塊，折騰了這么多，就是為了讓用戶的多個進程可以切換?
fork()系統(tǒng)調(diào)用，exit()系統(tǒng)調(diào)用、wait()系統(tǒng)調(diào)用，getpid()系統(tǒng)調(diào)用，kill()系統(tǒng)調(diào)用，都屬于這個模塊。
6) 內(nèi)存管理
也是內(nèi)核的核心模塊，整個操作系統(tǒng)就是圍繞著內(nèi)存管理來的。
kmalloc()函數(shù)、kfree()函數(shù)、get_free_pages()函數(shù)、brk()系統(tǒng)調(diào)用，都屬于這個模塊。
brk()系統(tǒng)調(diào)用，是設(shè)置用戶進程的數(shù)據(jù)段的終止位置，也就是堆內(nèi)存的終止位置，是malloc()和free()函數(shù)的底層機制。
get_free_pages()函數(shù)，內(nèi)核分配物理內(nèi)存頁的函數(shù)。
7) 文件系統(tǒng)
unix系的操作系統(tǒng)上，一切都是文件。
這是傳承自C語言之父丹尼斯-里奇的設(shè)計理念。
open()、close()、read()、write()，這4個系統(tǒng)調(diào)用，都屬于文件系統(tǒng)。
execve()系統(tǒng)調(diào)用，它雖然屬于進程管理，但是因為要加載可執(zhí)行文件，所以嚴(yán)重依賴文件系統(tǒng)。
8) 網(wǎng)絡(luò)子系統(tǒng)
TCP/IP協(xié)議棧+ Net Filter +網(wǎng)卡驅(qū)動程序，這3個是網(wǎng)絡(luò)子系統(tǒng)的內(nèi)容。
Linux網(wǎng)絡(luò)子系統(tǒng)的作者是Alan Cox，阿蘭-寇克斯。
整個互聯(lián)網(wǎng)的基礎(chǔ)，都在這個子系統(tǒng)里。
TCP、UDP、IP、ICMP、ARP、DNS，etc，這些網(wǎng)絡(luò)協(xié)議全在這個模塊里。
9) 各種設(shè)備的驅(qū)動程序
鼠標(biāo)、顯卡、USB、硬盤，等等，大多數(shù)設(shè)備的驅(qū)動程序，都屬于這部分。
大致分為：塊設(shè)備、字符設(shè)備、網(wǎng)絡(luò)設(shè)備。
硬盤是塊設(shè)備，它的最小訪問單元是扇區(qū)，每個扇區(qū)512字節(jié)。
字符設(shè)備，是可以按字節(jié)訪問的，顯示器是典型的字符設(shè)備。
網(wǎng)絡(luò)設(shè)備，網(wǎng)卡是典型的網(wǎng)絡(luò)設(shè)備，它也屬于網(wǎng)絡(luò)子系統(tǒng)。
7.0號進程的創(chuàng)建
0號進程，在操作系統(tǒng)里叫idle進程，是CPU空閑時運行的進程。
當(dāng)各種內(nèi)核子系統(tǒng)初始化完成之后，操作系統(tǒng)就要創(chuàng)建0號進程，做為以后所有進程的模板。
進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)里，主要有這么幾項：
1) EIP，用戶態(tài)的代碼地址，
2) ESP，用戶態(tài)的棧地址，
3) ESP0，內(nèi)核態(tài)的棧地址，
4) cr3，頁表的物理地址，
5) pid，進程號，
6) ppid，父進程號，
7) brk，用戶代碼的數(shù)據(jù)段末尾，
8) 用戶態(tài)的代碼段、數(shù)據(jù)段、堆棧段的位置，
可以用于檢測段錯誤，防范緩沖區(qū)溢出攻擊。
9) 信號圖，
處理進程的信號機制。
10) 進程的段選擇符，
內(nèi)核和用戶進程的段選擇符是不一樣的，因為內(nèi)核是ring0最高權(quán)限，用戶進程是ring3最低權(quán)限。
把進程的這些數(shù)據(jù)加載到CPU的任務(wù)寄存器，然后降低權(quán)限到ring3，執(zhí)行中斷返回，就到了了用戶態(tài)了：
這時的進程是idle進程，它的代碼只有1行：
pause();
即，運行pause()系統(tǒng)調(diào)用：在有其他進程的情況下，它會調(diào)度其他進程運行；如果沒有其他進程，它會運行功耗最低的那條pause指令，以降低CPU的功耗。
OS內(nèi)核的總流程
最后，就是fork唯一的1號init進程，然后給用戶啟動shell或者圖形界面了。
不管是shell還是圖形界面，它們本質(zhì)上都是用戶的進程。
