x86架构概述

计算机的工作模式

CPU 包括三个部分，运算单元、数据单元控制单元

运算单元：负责计算

数据单元：暂存数据，包括缓存和寄存器组

控制单元：控制中心取址执行

当前指令分两部分：一部分做什么操作一部分操作那些数据

数据单元根据数据的地址，从数据段里读到数据寄存器里，就可以参与运算了。运算单元做完运算，产生的结果会暂存在数据单元的数据寄存器里。最终，会有指令将数据写回内存中的数据段。

总线上主要有两类数据

一个是地址数据，也就是我想拿内存中哪个位置的数据，这类总线叫地址总线（Address Bus）；

另一类是真正的数据，这类总线叫数据总线（Data Bus）

数据总线的位数，决定了一次能拿多少个数据进来。

8086处理器原理

数据单元：

8086内部有8个16位的通用寄存器：AX、BX、CX、DX、SP、BP、SI、DI。

这些寄存器主要用于在计算过程中暂存数据。

这些寄存器比较灵活，其中 AX、BX、CX、DX 可以分成两个 8 位的寄存器来使用

这样，比较长的数据也能暂存，比较短的数据也能暂存。

控制单元：

IP 寄存器就是指令指针寄存器（Instruction Pointer Register).指向代码段中下一条指令的位置。

-CPU 会根据它来不断地将指令从内存的代码段中，加载到 CPU 的指令队列中，然后交给运算单元去执行。

每个进程都分代码段和数据段,为了指向不同进程的地址空间,有四个 16 位的段寄存器。分别是CS、DS、SS、ES。

-CS就是代码段寄存器，通过它可以找到代码在内存中的位置

-CSDS 是数据段的寄存器,通过它可以找到数据在内存中的位置

-CSSS是栈寄存器

-CSES是附加段寄存器，存放当前执行程序中一个辅助数据段的段地址。段寄存器偏移地址寄存器

如果运算中需要加载内存中的数据，需要通过DS找到内存中的数据，加载到通用寄存器中

对于一个段，有一个起始的地址，而段内的具体位置，称为偏移量(Offset)，在CS和DS中都存着一个段的起始地址。

代码段的偏移量在IP寄存器中，数据段的偏移量会放到通用寄存器中。

起始地址都是16位的，IP寄存器和通用寄存器都是16位的，偏移量也是16位的，但8086的地址总线地址是20位

凑够20位方法：起始地址16+偏移量，

也就是把CS和DS中的值左移4位，变成20位，加上16位的偏移量，这样就可以得到20位的数据地址

从这个计算方式可以算出，对于只有20位地址8086来讲，能够分出的地址也就2^20=1M,超过这个空间就访问不到了。

如果你想访问1M+X的地方，这个位置已经超出20位了，由于地址总线只有20位，在总线上超过20位的部分是发不出去的，所以发出去的还是X，最后还是会访问1M内的X的位置。

那么一个段最大是多大，因为偏移量只能是16位的，所以一个段最大的大小为2^16=64K。

32位处理器

在32位的CPU中，有32根地址总线，可以访问2^32=4G的内存

x86架构是开放的，因此32位的CPU需要兼容原来的架构

在开放架构的基础上，如何保持兼容？

1. 通用寄存器 - 将8个16位的通用寄存器扩展到8个32位的通用寄存器，但依然保留16位和8位的使用方式

- 高16位不能分成两个8位使用，因为这是不兼容的

2. IP寄存器 - 指向下一条指令的指令指针寄存器IP

-会扩展成32位的，同样兼容16位

3. 段寄存器 - CS、DS、SS和ES仍然是16位，但不再是段的起始地址，段的起始地址放在内存的某个地方（表格）

- 表格中的一项是段描述符，里面才是段真正的起始地址 - 而段寄存器里面保存的是这个表格中某一项，称为选择子

- 获取段起始地址的流程：先间接地从段寄存器中找到表格中的一项，再从表格中的一项拿到段真正的起始地址

- 为了快速拿到段的起始地址，段寄存器会从内存中拿到CPU的描述符高速缓存器中

- 这种模式与8086的模式不兼容，但非常灵活，可以保持未来的兼容性

实模式 VS 保护模式

在32位的架构下，将前一种模式称为实模式（Real Pattern），后一种模式称为保护模式（Protected Pattern）

系统刚刚启动的时候，CPU处于实模式，此时和原来的模式是兼容的。即32位的CPU，也支持在原来的模式下运行，

当需要更多内存时，可以遵循一定的规则，进行一系列操作，然后切换到保护模式，就能够用32位CPU更强大的能力

如果不能无缝兼容，但通过切换模式兼容，也是可以接受的

系统交互

常用汇编指令

move a b :把b值赋给a,使a=b

call和ret :call调用子程序，子程序以ret结尾
jmp :无条件跳
int :中断指令

or :或运算
xor :异或运算
shl :算术左移
ahr :算术右移

push xxx :xxx入栈
pop xxx : xxx出栈

add a b :a=a+b
inc : 加1
dec : 减1
sub a b : a=a-b
cmp : 减法比较，修改标志位

从BIOS到bootloader

BIOS 时期

在主板上，有一个东西叫ROM（Read Only Memory，只读存储器）。

上面早就固化了一些初始化的程序，也就是BIOS（Basic Input and Output System，基本输入输出系统）。

在x86系统中，将1M空间最上面的0xF0000到0xFFFFF这64K映射给ROM

当电脑刚加电的时候，会做一些重置的工作，

将CS设置为0xFFFF，将IP设置为0x0000，所以第一条指令就会指向0xFFFF0，正是在ROM的范围内。

在这里，有一个JMP命令会跳到ROM中做初始化工作的代码，于是，BIOS开始进行初始化的工作

1.BIOS 要检查一下系统的硬件

2.要建立一个中断向量表和中断服务程序

3.检查正常则屏幕显示系统BIOS信息

bootloader 时期

BIOS初始化之后，我们需要操作系统。那么操作系统会在哪里呢？一般都会安装在硬盘上，在BIOS的界面上。你会看到一个启动盘的选项。一般在第一个扇区，占 512 字节，而且以 0xAA55 结束。

这是一个约定，当满足这个条件的时候，就说明这是一个启动盘，在 512 字节以内会启动相关的代码（这个扇区通常称为MBR（Master Boot Record主引导记录 / 扇区)

1-BIOS完成任务后，会将boot.img从硬盘加载到内存中的0x7c00来运行

2-由于512字节实在有限boot.img做不了太多的事情。它能做最重要一个事情就是加载grub2另一个镜像core.img

boot.img 先加载的是 core.img 的第一个扇区。如从硬盘启动，这个扇区里是diskboot.img，对应代码是 diskboot.S。

boot.img 将控制权交给 diskboot.img 后，diskboot.img 的任务就是将 core.img 的其他部分加载进来，

------先是解压缩程序 lzma_decompress.img，再往下是 kernel.img，最后是各个模块 module对应的映像。

这里需要注意，它不是 Linux 的内核，而是 grub 的内核。
lzma_decompress.img 对应的代码是 startup_raw.S，本来 kernel.img 是压缩过的，现在执行的时候，需要解压缩。

在真正的解压缩之前，lzma_decompress.img 需要调用 real_to_prot，切换到保护模式，这样就能在更大的寻址空间里面，加载更多的东西

从实模式切换到保护模式

第一项是启用分段，

就是在内存里面建立段描述符表，将寄存器里面段寄存器变成段选择子，指向某个段描述符，实现不同进程的切换

第二项是启动分页。

能够管理的内存变大了，就需要将内存分成相等大小的块

第三项打开 Gate A20，也就是第 21根地址线的控制线。

（在实模式 8086 下面，一共就 20 个地址线，可访问 1M 的地址空间。如果超过了这个限度怎么办呢？当然是绕回来了。在保护模式下，第 21 根要起作用了，于是我们就需要打开 Gate A20。）

切换保护模式的函数 DATA32 call real_to_prot 会打开 Gate A20，也就是第 21 根地址线的控制线

kernel.img 运行

kernel.img 对应的代码是 startup.S 以及一堆 c 文件

在 startup.S 中会调用 grub_main，这是grub kernel 的主函数。

正常启动，grub_main 最后会调用 grub_command_execute (“normal”, 0, 0)，最终会调用 grub_normal_execute() 函数。

在这个函数里面，grub_load_config() 开始解析， grub.conf 文件里的配置信息。

在这个函数里面，grub_show_menu() 会显示出让你选择的那个操作系统的列表

一旦选定那个操作系统，就要开始调用 grub_menu_execute_entry()

开始执行选择的那一项，例如里面的linux16命令，表示装载指定的内核文件，并传递内核启动参数，

于是grub_cmd_linux()函数被调用，首先会读取linux内核头部的数据结构，加载到内存中来，检查通过，会加载整个linux内核镜像到内存

当都做完，调用grub_command_execute("boot",0,0)，开始真正的启动内核。

启动过程总结

内核初始化

内核初始化, 运行 `start_kernel()` 函数(位于 init/main.c), 初始化做三件事

- 创建样板进程, 及各个模块初始化

- 创建【管理/创建用户态进程】的进程

- 创建【管理/创建内核态进程】的进程

1-创建样板进程,及各个模块初始化【各个职能部门的创建】

1- （项目管理初始化）创建第一个进程, 0号进程. ` set_task_stack_end_magic(&init_task) struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task)`

2- （办事大厅初始化）初始化中断, `trap_init()`. 系统调用也是通过发送中断进行, 由 `set_system_intr_gate()` 完成.

3- （会议室管理系统初始化）初始化内存管理模块, `mm_init()`

4- （项目管理流程初始化）初始化进程调度模块, `sched_init()`

5- （项目资料库初始化）初始化基于内存的文件系统 rootfs, `vfs_caches_init()`

6- （其他初始化）调用 `rest_init()` 完成其他初始化工作

0 号进程。这是唯一一个没有通过 fork 或者kernel_thread 产生的进程，是进程列表的第一个。

VFS(虚拟文件系统)将各种文件系统抽象成统一接口

2-用户态祖先进场创建-1号进程

创建【管理/创建用户态进程】的进程：1号进程

1- rest_init()通过 kernel_thread(kernel_init,...) 创建 1号进程(工作在用户态).

2- 权限管理

x86 提供 4个 Ring 分层权限

操作系统: Ring0-内核态(访问核心资源); Ring3-用户态(普通程序)

3- 用户态调用系统调用:

用户态-系统调用-保存寄存器-内核态执行系统调用-恢复寄存器-返回用户态

4- 新进程执行 kernel_init 函数, 先运行 ramdisk 的 /init 程序(位于内存中)

首先加载 ELF 文件

设置用于保存用户态寄存器的结构体

返回进入用户态

/init 加载存储设备的驱动

5- kernel_init 函数启动存储设备文件系统上的 init

3-内核态祖先进程的创建-2号进程

创建【管理/创建内核态进程】的进程： 2号进程

- `rest_init()` 通过 `kernel_thread(kthreadd,...)` 创建 2号进程(工作在内核态).

- `kthreadd` 负责所有内核态线程的调度和管理

总结

系统调用过程

glibc 对系统调用的封装

int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode)glibc 里面的 open 函数

make-syscall.sh  syscall-template.S

本节解析 glibc 函数如何调用到内核的 open

用户进程调用 open 函数

- glibc 的 syscal.list 列出 glibc 函数对应的系统调用

    - glibc 的脚本 make_syscall.sh 根据 syscal.list 生成对应的宏定义(函数映射到系统调用)

    - glibc 的 syscal-template.S 使用这些宏, 定义了系统调用的调用方式(也是通过宏)

    - 其中会调用 DO_CALL (也是一个宏), 32位与 64位实现不同

32位 DO_CALL (位于 i386 目录下 sysdep.h)

1- 将调用参数放入寄存器中, 由系统调用名得到系统调用号, 放入 eax

2- 执行 ENTER_KERNEL(一个宏), 对应 int $0x80 触发软中断, 进入内核

3- 调用软中断处理函数 entry_INT80_32(内核启动时, 由 trap_init() 配置)

4- entry_INT80_32 将用户态寄存器存入 pt_regs 中(保存现场以及系统调用参数), 调用 do_syscall_32_iraq_on

5- do_syscall_32_iraq_on 从 pt_regs 中取系统调用号(eax), 从系统调用表得到对应实现函数, 取 pt_regs 中存储的参数, 调用系统调用

6- entry_INT80_32 调用 INTERRUPT_RUTURN(一个宏)对应 iret 指令, 系统调用结果存在 pt_regs 的 eax 位置, 根据 pt_regs 恢复用户态进程

64位 DO_CALL (位于 x86_64 目录下 sysdep.h)

- 通过系统调用名得到系统调用号, 存入 rax; 不同中断, 执行 syscall 指令
    - MSR(特殊模块寄存器), 辅助完成某些功能(包括系统调用)
    - trap_init() 会调用 cpu_init->syscall_init 设置该寄存器
    - syscall 从 MSR 寄存器中, 拿出函数地址进行调用, 即调用 entry_SYSCALL_64
    - entry_SYSCALL_64 先保存用户态寄存器到 pt_regs 中
    - 调用 entry_SYSCALL64_slow_pat->do_syscall_64
    - do_syscall_64 从 rax 取系统调用号, 从系统调用表得到对应实现函数, 取 pt_regs 中存储的参数, 调用系统调用
    - 返回执行 USERGS_SYSRET64(一个宏), 对应执行 swapgs 和 sysretq 指令; 系统调用结果存在 pt_regs 的 ax 位置, 根据 pt_regs 恢复用户态进程

系统调用表 sys_call_table

- 32位定义在 arch/x86/entry/syscalls/syscall_32.tbl
    - 64位定义在 arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl
    - syscall_*.tbl 内容包括: 系统调用号, 系统调用名, 内核实现函数名(以 sys 开头)
    - 内核实现函数的声明: include/linux/syscall.h
    - 内核实现函数的实现: 某个 .c 文件, 例如 sys_open 的实现在 fs/open.c
        - .c 文件中, 以宏的方式替代函数名, 用多层宏构建函数头
    - 编译过程中, 通过 syscall_*.tbl 生成 unistd_*.h 文件
        - unistd_*.h 包含系统调用与实现函数的对应关系
    - syscall_*.h include 了 unistd_*.h 头文件, 并定义了系统调用表(数组)

（二）系统初始化

x86架构概述

计算机的工作模式

8086处理器原理

32位处理器

系统交互

常用汇编指令

从BIOS到bootloader

BIOS 时期

bootloader 时期

从实模式切换到保护模式

kernel.img 运行

启动过程总结

内核初始化

1-创建样板进程,及各个模块初始化【各个职能部门的创建】

2-用户态祖先进场创建-1号进程

3-内核态祖先进程的创建-2号进程

总结

系统调用过程

glibc 对系统调用的封装

32位 DO_CALL (位于 i386 目录下 sysdep.h)

64位 DO_CALL (位于 x86_64 目录下 sysdep.h)

系统调用表 sys_call_table

总结-64位系统调用分析

HTTP URL 详解

（七）進程通信（本機IPC）

（二）系統初始化

（三）DPDK-Core Libraries

（四）DPDK-PMD

（二）DPDK-OverView

https://yachay.unat.edu.pe/blog/index.php?comment_area=format_blog&comment_component=blog&comment_co

linux以太網驅動總結

（二）系统初始化

x86架构概述

计算机的工作模式

8086处理器原理

32位处理器

系统交互

常用汇编指令

从BIOS到bootloader

BIOS 时期

bootloader 时期

从实模式切换到保护模式

kernel.img 运行

启动过程总结

内核初始化

1-创建样板进程,及各个模块初始化 【各个职能部门的创建】

2-用户态祖先进场创建-1号进程

3-内核态祖先进程的创建-2号进程

总结

系统调用过程

glibc 对系统调用的封装

32位 DO_CALL (位于 i386 目录下 sysdep.h)

64位 DO_CALL (位于 x86_64 目录下 sysdep.h)

系统调用表 sys_call_table

总结-64位系统调用分析

1-创建样板进程,及各个模块初始化【各个职能部门的创建】