?C語言之所以適合寫操作系統(tǒng)，就在于它的內存布局簡單：

1，所有的全局變量都被常量初始化，

2，不需要運行時的狀態(tài)，

3，也不需要在main()函數(shù)之前運行額外的初始化代碼。

操作系統(tǒng)的初始化是很復雜的。

在C語言寫成的內核main()函數(shù)運行之前，操作系統(tǒng)要運行一段很復雜的匯編代碼，以完成內核的內存初始化。

這段匯編代碼包含著很多重要的內核全局數(shù)據(jù)，它是由內核作者精心定制的，沒法由編譯器自動生成。

對于內核程序員來說，編譯器做的事越少越好，但是又不能像匯編器那么少?

C語言適合寫操作系統(tǒng)，我覺得跟丹尼斯-里奇發(fā)明它的目的就是為了寫Unix有關：不好用的地方已經(jīng)被優(yōu)化過了。

1970年，丹尼斯-里奇怎么一邊改unix系統(tǒng)的代碼、一邊改cc編譯器的代碼的咱就不回憶了。

這里說說C語言和操作系統(tǒng)的內存布局。

1.C語言的內存布局。

C語言編譯連接之后的可執(zhí)行文件，分為：

1) 代碼段（.text），

2) 只讀數(shù)據(jù)段（.rodata），

3) 數(shù)據(jù)段（.data），

4) 堆 (heap)，

5) 棧 (stack)，

其中需要存儲在文件里的只有前3個，

后2個在進程運行期間是動態(tài)變化的臨時數(shù)據(jù)，并不需要存儲在文件里。

代碼段的權限是只讀+可執(zhí)行，

只讀數(shù)據(jù)段的權限是只讀，

數(shù)據(jù)段、堆、棧的權限都是可讀可寫的，但不能運行。

如果系統(tǒng)內核發(fā)現(xiàn)了進程的內存權限是錯誤的，那么就是段錯誤：信號是SIGSEGV。

*("hello") = 1;

這種代碼肯定是“段錯誤”的，因為常量字符串位于只讀數(shù)據(jù)段，它的內容是不可寫的。

通過緩沖區(qū)溢出來覆蓋棧的返回地址的黑客代碼，也會被系統(tǒng)內核發(fā)現(xiàn)運行地址不在代碼段，所以也是段錯誤。

2.內核的內存布局。

內核的內存布局，包含這幾個重要的全局數(shù)據(jù)：

1）內核頁表

它是內核的虛擬內存與物理內存的映射。

在開啟分頁機制之前，就要設置好內核頁表的前幾頁：

至少要把內核代碼所在的內存空間映射到頁表里，否則開啟分頁機制時就直接出錯了。

在32位機上，它是由頁目錄-頁表構成的2級數(shù)組：

頁目錄里的每一項記錄每個頁表的物理地址，頁表里的每一項記錄每個內存頁的物理地址。

在64位機上頁表的結構更為復雜，intel手冊上有：我沒仔細看過，有興趣的可以看看。

1個內存頁是4096字節(jié)，所以物理地址的最低12位全是0，用來記錄每個頁的讀寫權限。

頁目錄里每項的最低12位，用于記錄它對應的整個頁表的讀寫權限。

1個頁表記錄1024個頁，每個頁4096字節(jié)，所以1個頁表管理4M的物理內存。

2）中斷向量表

它存放各種硬件中斷、以及int 0x80軟件中斷的處理函數(shù)，也叫中斷服務例程（irq）。

int 0x80軟件中斷，就是Linux系統(tǒng)調用的中斷號。

當然，在64位機上，直接使用syscall匯編指令就行。

syscall的軟件中斷機制，是intel在64位上又新造的一種進入CPU ring0特權級的指令，使用方式跟之前的int指令不大一樣。

我懷疑intel的CPU研發(fā)也是有KPI的，怪不得Linus大牛也經(jīng)常吐槽intel的CPU設計。

一個版本加一個新的指令，純屬給系統(tǒng)軟件的開發(fā)者找難題?

中斷向量表，也是個256項的數(shù)組，每項都是某個中斷的函數(shù)指針。

在中斷被觸發(fā)之后，CPU就是靠這個數(shù)組去查找對應的中斷處理函數(shù)的。

3）全局描述符表

它描述的是內核的內存布局，每項8個字節(jié)，共256項。

但實際上，只需要使用前5項就行：

0x0，不使用，

0x8，內核代碼段，

0x10，內核數(shù)據(jù)段，內核堆棧段，它們2個的權限一樣，可以共用一項。

0x20，任務門的描述項，

0x28，局部描述符表的描述項。

siska內核demo的內存布局

因為每項都是8字節(jié)，所以地址都是8的倍數(shù)。

4）局部描述符表

它是用于進程的，進程因為跟內核的權限不同，所以進程的段選擇符都在局部描述符表里：

內核的段選擇符是0x8，進程的是0xf。

段寄存器CS、DS、SS，到了保護模式下都成了段選擇符，真正的內存地址在GDT表里。

在16位的實模式下，它們才存儲真正的段的內存地址。

5）任務門

CPU把每個進程看做一個任務，所以要切換進程時需要任務門的描述結構。

它是104個字節(jié)。

但是，Linux系統(tǒng)的進程切換是軟切換：任務門的描述結構只在系統(tǒng)初始化時加載一次，具體的進程切換時只切換頁表和內核棧，然后就可以騙過CPU了?

重新加載任務門的時間消耗比較大，而軟切換的時間消耗比較小。

intel的這個設計，也是不受Linus大牛待見的設計之一?

6）系統(tǒng)調用表

它也是一個大數(shù)組，它的每一項也是函數(shù)指針。

系統(tǒng)調用的入口是int 0x80軟件中斷（64位機上是syscall指令）。

進入內核之后，每個號碼對應一個系統(tǒng)調用。

open()、close()、write()、read()，這些系統(tǒng)調用都有各自的號碼，這些號碼就是系統(tǒng)調用表的數(shù)組索引。

如果open()的系統(tǒng)調用號碼是i，那么open()在內核里實際運行的就是這行代碼：

syscall_table[i]();

7）物理內存的管理數(shù)組

物理內存的管理結構，是一個很大的一維數(shù)組。

假設物理內存有4G，1個內存頁是4K，那么這個數(shù)組的元素個數(shù)就是1024x1024，1M。

數(shù)組的每一項，記錄1個物理內存頁的狀態(tài)。

如果每項是4個字節(jié)的話，那么管理效率就是：(4096-4) / 4096。

管理數(shù)據(jù)所占的字節(jié)數(shù)越多，對物理內存的浪費越大。

get_free_pages()函數(shù)，就是通過查看這個數(shù)組來分配物理內存頁的。

因為內核是一個高并發(fā)環(huán)境，這個管理結構里必須要有自旋鎖，以控制多個CPU的并發(fā)訪問。

自旋鎖+引用計數(shù)就至少8字節(jié)，所以這個數(shù)組也是非常浪費內存的。

如果多個線程之間要共享內存，那么只要把同一個物理內存頁映射到這幾個線程的頁表里，然后增加物理內存頁的引用計數(shù)就行：

這就是共享內存在內核里的本質。

8）進程的頁表和內核棧

進程的頁表和內核棧，不屬于內核的全局數(shù)據(jù)，而是附屬于進程的局部數(shù)據(jù)。

內核在調度某個進程的時候，就把頁目錄基地址寄存器cr3和棧寄存器rsp切換成這個進程的頁表和內核棧。

不同的進程之間，之所以有各自的虛擬內存空間，互相不干擾，就是因為每個進程的頁表不一樣。

要在進程之間共享內存，也跟線程之間共享內存一樣，把同一個物理內存頁映射到它們各自的頁表就行。