xv6引导及初始化详解
了解xv6的引导及初始化部分格外重要，因为它奠定了整个xv6操作系统的基础和框架。
按照执行的顺序，整个引导及初始化的基本流程如下:
bootasm.S
处于实模式，设置并加载gdt、使能A20、设置PE，从16bit代码段跳转到32bit保护模式代码段 (bootmain) 开始执行。
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bootmain.c
已经进入了保护模式，主要作了如下工作:
1）从第1扇区将内核 (ELF文件) 加载到内存地址为640K处
2) 解析ELF格式的文件，将代码段、数据段等链接到相应的地址，即bootother.S、initcode.S以及kernel就可以链接到正确的地址了
3） 跳转到内核的入口地址 (main) 开始执行
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main.c
主要设置了BSP的数据以及一些控制器的初始化工作
ksegment(); //设置BSP的per-CPU数据（即填充cpu结构体数据，包含有gdt以及cpu->id等)
picinit(); //初始化8259A主从中断控制器
kinit(); //free了从end-16M的内存空间，构成了一个空闲内存链表，每个节点对应1页 (4K)，头结点为kmem.freelist
接下来跳转到mainc继续执行
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mainc
继续一些初始化工作，并启动其他APs
kvmalloc(); //建立了一个二级页表，这个内核页表是所有处理器内核共享的。它将640k之上的空间全部直接映射。内核页表的基地址保存在kpgdir中。
pinit(); //初始化进程表
tvinit(); //初始化中断向量表，包括256个表项，其中第64号为系统调用,因此访问权限只需要DPL_USER，其他如硬件中断是硬件产生的以引起操作系统的注意；异常是由非法操作引起的。
timerinit(); //初始化时钟中断，设置为每秒100次中断,使能 IRQ_TIMER中断
userinit(); //建立第一个用户进程，分配了一个物理页，并将这个物理地址页映射到虚拟地址为0处，将原来的加载到物理地址为0处的initcode.S的代码加载到这个虚拟地址对应的物理页中。另外还设置进程的trapframe，以便能从内核态返回到用户态 (即虚拟地址为0处)
bootothers(); //启动其他处理器 (APs)，执行bootother.S (已被链接到0x7000处) ，并设置返回地址为mpmain, 而BSP直接进入mpmain继续执行
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mpmain
现在所有的CPU都会进入到这个函数中执行，那看看这个函数会做什么~
ksegment(); //对所有APs设置per-CPU数据
vmenable(); //加载kpgdir，这样所有的内核共享相同的内核页表
idtinit(); //加载中断向量表,这样所有的内核共享相同的中断向量表
xchg(&cpu->booted, 1); //设置cpu为已启动
scheduler(); //进入进程调度程序，不会再回来了~
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scheduler
核心的进程调度程序，其实蛮简单的~
主要做了以下几件事
1）从进程表 (ptable) 找到一个已经处于就绪态 (p->state = RUNNABLE) 的进程
2) switchuvm(p); //加载这个进程的二级页表 (p->pgdir)
3) p->state = RUNNING; //设置这个进程已经从就绪态转为运行态了
4) swtch(&cpu->scheduler, proc->context); //最重要的就是这个了，上下文切换，将旧的上下文保存下来，并将新的
上下文加载CPU中，至此调度程序结束，开始运行这个进程了
沿着这个流程，整个xv6框架就凸显出来了~