经过 20 多篇文章的一步步走来,我们已经从开机启动的 BIOS 执行跳转进入到自己编写的起始扇区,又从起始扇区跳转进入到 loader,时至今日,我们终于进入到内核了,海阔凭鱼跃,天高任鸟飞,我们已经打开了操作系统真正的核心组件 — 内核,那么,就让我们赶紧扩充内核,让他成为一个真正的操作系统吧。 本文,我们就来实现内核最为初步的工作:
这是x86的历史包袱。现在的CPU一般都是64位,至少也是32位的,所以需要写一段转换代码。
---- 我们希望自己的操作系统内核至少应该在Linux下用GCC编译链接。 Loader要做的事有两件:加载内核入内存、跳入保护模式。 ---- 在Linux下用汇编写程序 示例: ;hello.asm [section .data] ; 数据在此 strHello db "Hello, world!", 0Ah STRLEN equ $ - strHello [section .text] ; 代码在此 global _start ; 我们必须导出 _start 这个入口
bootloader主要做四件事,1.开启A20地址线;2.探测内存,把内存相关信息告诉内核;3.初始化全局描述符表,开启分段机制,进入保护模式;4.把操作系统内核从磁盘加载到内存指定位置,跳转到内核,执行内核代码。
前面我已经写完了boot程序,搭建好了FAT文件系统,系统的控制权已经移交给了Loader程序。
寄存器是一种物理存储原件,速度可以跟上CPU的速度,所以CPU内部使用各种类型的寄存器供读取数据来使用。这里可以看出寄存器的主要用途:
PS:原先实模式下的各个段寄存器作为保护模式下的段选择器,80486中有6个(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)80位的段寄存器。由选择器CS对应表示的段仍为代码段,选择器SS对应表示的段仍为堆栈段。
通过执行g++ -c test.cpp以后生成obj文件,然后通过objdump -d test.o输出编译后的指令得到
本文以linux0.11版本为基础,分析进程的内存布局,现代版本已经发生比较大的变化,都是很多原理都是类似的。 系统维护了一个全局的数据结构叫GDT( Global Descriptor Table),他保存了所有进程的代码段数据段的一些信息。系统有专门的寄存器保存了GDT的地址,叫GDTR。GTDR的格式如下。
本节的内容以知识为主,比较少技巧和经验。读者只需要了解,不需要熟练。如果你熟悉x86架构,请直接跳过这节。
IA-32 CPU 结合保护模式的软硬件设计,提供了 4GB 内存的寻址能力,这对仍停留在 16 位实地址模式的我们是一个极大的诱惑。 上一篇文章中,我们详细的介绍了 32 位保护模式与内存分段机制的寻址机制、以及相关的寄存器、内存结构: 详解 32 位保护模式与内存分段机制
进入 /home/moocos/ucore_lab/labcodes_answer/lab1_result 目录下
经过多篇文章的介绍,我们对 32 位保护模式已经有了很深的认识,尤其是分段机制以及由此带来的对内存的保护。 进军保护模式 保护模式进阶 — 再回实模式
---- 保护模式 什么实模式和保护模式 这是CPU的两种工作模式,解析指令的方式不同。 在实模式下,16位寄存器需要通过段:偏移的方法才能达到1MB的寻址能力。 物理地址 = 段值 x 16 + 偏移 此时段值还可以看成地址的一部分,段值为XXXXh表示以XXXX0h开始的一段内存。 在保护模式下,CPU有着巨大的寻址能力,并为操作系统提供了虚拟内存和内存保护。 虽然物理地址的仍然用上面的公式表示,但此时“段”的概念发生了变化,它变成了一个索引,指向一个数据结构的一个表项,表项中详细定义了段的
上一篇文章中,我们看到了如何从实地址模式进入到保护模式: 进军保护模式 但是那一段简短的程序中,存在着很多不足,例如,数据直接在内存中读写,数据实际上没有被保护模式保护起来,同时,由于没有堆栈段,无法实现函数调用,到最后,我们的程序在死循环中结束,更优雅的方式实际上是能够返回到实地址模式并正常的退出程序,而不是一直死循环下去。 本文,我们就来修改上一篇文章中的程序,实现保护模式的进阶功能。
进入保护模式以后,数据段、代码段等内存段不再是通过段寄存器获得段基址就可以使用,我们需要把段定义好,并且登记好,全局描述符表便是用来记录这些段信息的数据结构。
这里说的物理地址是内存中的内存单元实际地址,不是外部总线连接的其他电子元件的地址!
目前我们已进入保护模式,但依然会受到限制,虽然地址空间达到了4GB,但此空间是包括操作系统共享的4GB空间,我们把段基址+段内偏移地址称为线性地址,线性地址是唯一的,只属于某一个进程。在我们机器上即使只有512MB的内存,每个进程自己的内存空间也是4GB,这是指的虚拟内存空间。一直以来我们都是在内存分段机制下工作的,该模式下如果系统里面的应用程序过多,或者内存碎片过多无法容纳新的进程,则可能会出现进程需要等待,或无法直接运行的局面,而内存分页机制,理论上只要4KB内存就可以让程序运行下去。
此前的文章中,我们详细介绍了从引导扇区跳转到 loader 的工作: 从启动扇区跳转到 loader
最近看到这个github仓库flash-linux0.11-talk,觉得还算是蛮有意思的,加上网络编程的课程又有抄写一段tcp协议实现代码或者交一篇linux内核源码阅读的笔记,还是比较讨厌这种低效率的抄写的所以就想写篇文章记录一下粗浅阅读源码后的大概了解,这个github仓库作者的文章我觉得写的还是不错的对于我这类小白而言,也比较有看得下去的动力。
操作系统对于每个开发者来说都是绕不开的门槛,不管是传统的单片机也好,还是现在分布式系统也好,都是离不开基本是计算机模型,从图灵机到冯诺依曼,从埃尼阿克到现在太湖之光,这几十年来的计算机发展都还是在这个模型下发展起来的,可以说在量子计算机大规模推广之前,现今的操作系统软件还是很值得学习借鉴。俗话说,它山之石可以攻玉,那么我们自己磨石头,或许也可以发现蕴含在石头中的璞玉,这也是一件很值得期待的事情呢,不是吗?
2016年中国网络空间安全年报 4.3 C&C服务器分布情况分析 C&C服务器,其全称为command and control server。攻击者通过各种途径传播恶意代码程序感染互联网上的大量主机,而被感染的主机将通过一个控制信道接收攻击者的指令。C&C服务器通常是被黑客利用建立控制通道,对被攻击方实施控制的重要跳板。 本节通过对APT云端中2016年互联网上传播恶意代码程序的C&C IP/URL进行分析,发现大量了仍然在活跃的C&C服务器。 4.3.1 大多C&C服务器活跃时间较短 根据安恒对截止到
我们的计算机启动时,首先BIOS会进行自检操作,在自检通过以后就需要将控制权交给MBR程序,在MBR程序中我们跳转到我们的OBR(内核加载器)中。
实模式: 指的是操作系统在启动的是否,这时候访问的内存都是实际的物理内存.而在这个是否,操作系统会填写内核中的内中表格.比如今天讲的表(全局描述符表 GDT)
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接下来我们要做的当然就是在内核中创建进程并且调度起来,但在这之前,我们要问,到底应该如何调度进程呢?
mit 6.828 lab 代码和笔记,以及中文注释源代码已放置在github中: https://github.com/yunwei37/xv6-labs
本文来说码,实打实地来看看计算机到底是如何启动的,先来看看 $xv6$ 启动的整体流程图,好有个大概认识:
操作系统是用来管理与协调硬件工作的,开发一款操作系统有利于理解底层的运转逻辑,本篇内容主要用来理解操作系统是如何启动的,又是如何加载磁盘中的内核的,该系列文章参考各类底层书籍,通过自己的理解并加以叙述,让内容变得更加简单,一目了然,即可学到知识又能提高自己的表述能力。
1.主操作码是 1、2 或 3 字节.其中2字节操作码和三字节操作码都在0F开头,但是二字节的SIMD opcode是一个强制前缀+0fh+一字节的操作码:
分段让操作系统具备了对内存的保护能力,通过描述符表、选择子的多级跳转,让每一段内存都增加了一系列属性,从而可以实现读、写、执行等权限以及为不同程序赋予不同特权的保护功能。 在此前的文章中,我们已经提到,通过 LDT 来解决进程间内存独立的问题,其代价是寄存器的反复加载,这对于 CPU 来说是一件较为耗时的操作,于是,80386 开始,Intel 引入了内存分页功能,相比于 LDT,更为灵活高效,因此 LDT 已经基本不会被使用了。 那么,分页究竟是一种什么样的机制,又是如何实现的呢?本文我们就来一探究竟。
本节来说说捋清启动需要知道的一些东西,因知识点的确很多,涉及了各个方面,我就不像其他章节一样各个部分前后有比较紧密的联系,而是直接以干货的形式罗列出来,这样或许更清晰些,不多说了来看
内存管理这部分我没有集中在一起叙述,本节只是讲述物理内存如何组织管理,页表的内核部分如何创建的,与地址转换的在启动理论那一块儿说了,虚拟地址空间的用户部分在进程那儿叙述,堆内存管理也在进程那一块儿讲述。废话不多说来看本节内容:
从应用程序或者应用开发者的角度来看,操作系统是计算机系统的核心软件,它为应用程序提供运行环境和基础服务。
以上就是对GDT表或者 LDT表的描述 总结来说 GDT或者LDT 就是一块内存. 也可以看成一个数组. 数组的每一项其实保存的都是段描述符 段选择子就是下标 3.1.2 GDTR寄存器与GDT表了解. 根据Inter手册所属. GDTR寄存器 保存了 GDT的 32位基地址 和16位表界限 基地址指的就是GDT从0字节开始的线性地址.可以理解为就是数组首地址. 表界限.可以理解为就是数组的大小. 所以说GDTR 寄存器是一个48位寄存器 按照C语言结构来来表是就如下 struct GDTR { DWORD *GdtBase, SHORT limit; } LGDT 与SGDT 汇编指令 分别是用来获取和保存 GDTR寄存器的. 电脑开机之后,通电之后.GDT就开始初始化了. 总结:
上一篇文章中,我们详细介绍了操作系统特权级,以及利用调用门、TSS 实现不同特权级之间的跳转。 利用调用门实现特权级间跳转 — 原理篇
准备工作:下载ucorelab在的master分支(注意不是main分支),需要用到的资料以及答案都在里面。
上一篇文章中,我们详细讲解了 32 位保护模式下的分页机制,最终,我们将 4GB 的内存区域划分为了连续的 1023 个分页,页表保存在 4MB 的空间中。 详解操作系统分页机制与实战 但是我们的内存大小到底是多少呢?如果内存总共只要 8MB,那上面的分页程序执行完,光是页表就占用了 4MB,空间已经所剩无几,可见,按需使用内存,合理规划页表的大小是非常重要的,而这一切的前提是必须要搞清楚内存总共有多少。 本文我们就来通过一个程序获取计算机的内存信息。
中断是硬件和软件交互的一种机制,可以说整个操作系统,整个架构都是由中断来驱动的。中断的机制分为两种,中断和异常,中断通常为 $IO$ 设备触发的异步事件,而异常是 $CPU$ 执行指令时发生的同步事件。本文主要来说明 $IO$ 外设触发的中断,总的来说一个中断的起末会经历设备,中断控制器,$CPU$&$OS$ 三个阶段:设备产生中断,中断控制器接收和发送中断,$CPU$&$OS$ 来实际处理中断。
上一篇文章中,我们详细介绍了保护模式下的中断和异常以及他们的硬件基础结构 — 可编程中断控制器 8259A,以及他的初始化和中断的屏蔽与打开: 保护模式下的中断和异常(上) — 硬件原理篇
看完了进入内核前的工作后,我网络编程课的抄写作业自然是可以圆满完成啦,不过看了一部分后觉得确实很有意思,所以也是决定继续看下去,并且计划看完linux源码后跟着MIT6.s081写一个小的操作系统内核,希望我能够在6.29之前完成这个工作哈哈也就是我开始军训之前,补军训确实是个令人苦恼的事情。
当图片转换为base64编码字符串后,其中包含大量的+号,如果我们将上述base64编码字符串通过网络传输给其他接口,那么服务器在解析数据时会把+号当成连接符,然后自动将+号转换为空格,所以为保证数据的准确性,我们需要将空格转换成+号,转换方法如下:
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