linux0.11

Linux 内核--硬件中断初始化及中断描述符表

本文分析基于Linux0.11内核，转载请标明出处http://blog.csdn.net/yming0221/archive/2011/06/01/6459119.aspx以下是硬件初始化函数voidtrap_init
thecloud·2011-05-29 22:00

什么时候动手写代码才合适？

结果我选择去重读linux0.11文件系统代码，结果发现其实现的不是很难理解，但是此时我已经丧失去动手写的动力了：怕是重新劳作，并且感觉
chobit_s·2011-05-20 22:00

Linux0.11内核--启动代码分析setup.s 建立页目录和页表

head.s开始 pg_dir .... .... .... .... .org 0x1000 pg0: .org 0x2000 pg1: .org 0x3000 pg2: .org 0x4000 pg3: .org 0x5000 后面是setup_paging代码 setup_paging: movl $1024*5,%ecx /*
thecloud·2011-05-19 22:00

Linux0.11内核--启动代码分析setup.s 建立页目录和页表

 head.s开始pg_dir.................org0x1000pg0: .org0x2000pg1: .org0x3000pg2: .org0x4000pg3: .org0x5000  后面是setup_paging代码 setup_paging:movl$1024*5,%ecx/*5pages-pg_dir+4pagetables*/xorl%eax,%eaxxorl%edi
yming0221·2011-05-19 22:00

Linux0.11内核--启动代码分析setup.s 建立页目录和页表

head.s开始 pg_dir .... .... .... .... .org 0x1000 pg0: .org 0x2000 pg1: .org 0x3000 pg2: .org 0x4000 pg3: .org 0x5000 后面是setup_paging代码 setup_paging: movl $1024*5,%ecx /*
soboer·2011-05-19 22:00

Linux0.11内核--idt（中断描述符表的初始化）head.s分析

head.s被编译成system模块的最前面部分，故而称为头部。这段程序处于地址的绝对0处，首先是加载各个数据段寄存器,重新设置中断描述符表idt,共256项,并使各个表项均指向一个只报错误的哑中断程序。然后重新设置全局描述符表gdt。接着使用物理地址0与1M开始处的内容相比较的方法,检测A20地址线是否已真的开启(如果没有开启,则在访问高于1Mb物理内存地址时CPU实际只会访问(IPMOD,如果
thecloud·2011-05-17 23:00

Linux0.11内核--idt（中断描述符表的初始化）head.s分析

head.s被编译成system模块的最前面部分，故而称为头部。这段程序处于地址的绝对0处，首先是加载各个数据段寄存器,重新设置中断描述符表idt,共256项,并使各个表项均指向一个只报错误的哑中断程序。然后重新设置全局描述符表gdt。接着使用物理地址0与1M开始处的内容相比较的方法,检测A20地址线是否已真的开启(如果没有开启,则在访问高于1Mb物理内存地址时CPU实际只会访问(IPMOD,如果
soboer·2011-05-17 23:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析setup.s

setup的整体作用：首先利用BIOS中断读取机器的数据，将其保存在地址0x9000:0x0000处，覆盖了原来bootsect.s代码所在的位置，由于bootsetc模块的代码运行完毕，已经没有其他的用处了，所以可以将其覆盖掉。然后关闭中断，setup将system模块整体移动至内存起始处，原来位于0x1000:0x0000，由于movsb和movsw指令的功能是移动一个字节或者一个字，源地址由
thecloud·2011-05-17 23:00

Linux0.11内核--idt（中断描述符表的初始化）head.s分析

head.s被编译成system模块的最前面部分，故而称为头部。这段程序处于地址的绝对0处，首先是加载各个数据段寄存器,重新设置中断描述符表idt,共256项,并使各个表项均指向一个只报错误的哑中断程序。然后重新设置全局描述符表gdt。接着使用物理地址0与1M开始处的内容相比较的方法,检测A20地址线是否已真的开启(如果没有开启,则在访问高于1Mb物理内存地址时CPU实际只会访问(IPMOD,如果
yming0221·2011-05-17 23:00

Linux0.11内核--A20地址线

1981年8月,IBM公司最初推出的个人计算机IBMPC使用的CPU是Intel8088。在该微机中地址线只有20根(A0–A19)。在当时内存RAM只有几百KB或不到1MB时,20根地址线已足够用来寻址这些内存。其所能寻址的最高地址是0xffff:0xffff,也即0x10ffef。对于超出0x100000(1MB)的寻址地址将默认地环绕到0x0ffef。当IBM公司于1985年引入AT机时,使
yming0221·2011-05-16 12:00

Linux0.11内核--A20地址线

1981 年 8 月,IBM 公司最初推出的个人计算机 IBM PC 使用的 CPU 是 Intel 8088。在该微机中地址 线只有 20 根(A0 – A19)。在当时内存 RAM 只有几百 KB 或不到 1MB 时,20 根地址线已足够用来寻址 这些内存。其所能寻址的最高地址是 0xffff:0xffff,也即 0x10ffef。对于超出 0x100000(1MB)的寻址地址 将
soboer·2011-05-16 12:00

Linux0.11内核--A20地址线

1981 年 8 月,IBM 公司最初推出的个人计算机 IBM PC 使用的 CPU 是 Intel 8088。在该微机中地址 线只有 20 根(A0 – A19)。在当时内存 RAM 只有几百 KB 或不到 1MB 时,20 根地址线已足够用来寻址 这些内存。其所能寻址的最高地址是 0xffff:0xffff,也即 0x10ffef。对于超出 0x100000(1MB)的寻址地址 将
thecloud·2011-05-16 12:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析setup.s

setup的整体作用：首先利用BIOS中断读取机器的数据，将其保存在地址0x9000:0x0000处，覆盖了原来bootsect.s代码所在的位置，由于bootsetc模块的代码运行完毕，已经没有其他的用处了，所以可以将其覆盖掉。然后关闭中断，setup将system模块整体移动至内存起始处，原来位于0x1000:0x0000，由于movsb和movsw指令的功能是移动一个字节或者一个字，源地址由
soboer·2011-05-14 19:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析setup.s

setup的整体作用：首先利用BIOS中断读取机器的数据，将其保存在地址0x9000:0x0000处，覆盖了原来bootsect.s代码所在的位置，由于bootsetc模块的代码运行完毕，已经没有其他的用处了，所以可以将其覆盖掉。然后关闭中断，setup将system模块整体移动至内存起始处，原来位于0x1000:0x0000，由于movsb和movsw指令的功能是移动一个字节或者一个字，源地址由
yming0221·2011-05-14 19:00

Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表)

在ProtectedMode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（GlobalDescriptorTable）。为什么要有GDT？我们首先考虑一下在RealMode下的编程模型：在RealMode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的BaseAddress，一个Segment的最大长度是64KB，这是16-bit系统所能表示
thecloud·2011-05-12 17:00

Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表)

在ProtectedMode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（GlobalDescriptorTable）。为什么要有GDT？我们首先考虑一下在RealMode下的编程模型：在RealMode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的BaseAddress，一个Segment的最大长度是64KB，这是16-bit系统所能表示
soboer·2011-05-12 17:00

Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表)

在ProtectedMode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（GlobalDescriptorTable）。为什么要有GDT？我们首先考虑一下在RealMode下的编程模型：在RealMode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的BaseAddress，一个Segment的最大长度是64KB，这是16-bit系统所能表示
yming0221·2011-05-12 17:00

Linux0.11启动过程

1. 从系统加电起所执行程式的顺序为： ROM BIOS bootsect.S setup.S head.S main.c2. ROM BIOS当PC机加电后，80x86结构的CPU将自动进入实模式，并从地址0xFFFF0开始自动执行某些系统的检测。并在物理地址0处开始初始化中断向量。此后，他将可启动设备的第一个扇区（磁盘引导扇区512字节）读入内存绝对地址0x7C00处，并跳到这个地方去执行（
thecloud·2011-05-10 22:00

Linux0.11启动过程

1. 从系统加电起所执行程式的顺序为： ROM BIOS bootsect.S setup.S head.S main.c2. ROM BIOS当PC机加电后，80x86结构的CPU将自动进入实模式，并从地址0xFFFF0开始自动执行某些系统的检测。并在物理地址0处开始初始化中断向量。此后，他将可启动设备的第一个扇区（磁盘引导扇区512字节）读入内存绝对地址0x7C00处，并跳到这个地方去执行（
soboer·2011-05-10 22:00

Linux0.11启动过程

1.        从系统加电起所执行程式的顺序为：ROMBIOSbootsect.Ssetup.Shead.Smain.c2.        ROMBIOS当PC机加电后，80x86结构的CPU将自动进入实模式，并从地址0xFFFF0开始自动执行某些系统的检测。并在物理地址0处开始初始化中断向量。此后，他将可启动设备的第一个扇区（磁盘引导扇区512字节）读入内存绝对地址0x7C00处，并跳到这个
yming0221·2011-05-10 22:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s

Linux内核中的系统启动引导代码位于／boot目录下但是，由于。Linus当时是在MINIX系统上开发Linux的，最初MINIX系统上还没有移植gas程序，因此Linus就使用了MINIX系统上的as86。bootsect需要是16位的实模式程序。目前gas汇编器也支持16位的编译。所以现在也可以直接用as编译器直接编译。下面是用at&t格式改写的bootsect.s代码.code16 #r
thecloud·2011-05-09 22:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s

Linux内核中的系统启动引导代码位于／boot目录下但是，由于。Linus当时是在MINIX系统上开发Linux的，最初MINIX系统上还没有移植gas程序，因此Linus就使用了MINIX系统上的as86。bootsect需要是16位的实模式程序。目前gas汇编器也支持16位的编译。所以现在也可以直接用as编译器直接编译。下面是用at&t格式改写的bootsect.s代码.code16 #r
soboer·2011-05-09 22:00

Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s

Linux内核中的系统启动引导代码位于／boot目录下但是，由于。Linus当时是在MINIX系统上开发Linux的，最初MINIX系统上还没有移植gas程序，因此Linus就使用了MINIX系统上的as86。bootsect需要是16位的实模式程序。目前gas汇编器也支持16位的编译。所以现在也可以直接用as编译器直接编译。下面是用at&t格式改写的bootsect.s代码.code16#rew
yming0221·2011-05-09 22:00

Linux0.11内核--8086中的实模式

8086／8088CPU中寄存器为16位，16位子长的机器可以访问的最大存储地址空间为64K，但是8086／8088CPU的地址线有20根， 能够寻址1M的地址空间。为了解决这种冲突，采用存储器分段的办法，实际地址＝段地址左移4位＋偏移地址。 按照这样计算，每个段的大小最大可达64K，如果所有的段都按这个大小，那么可以划分16个段；每个段的起始地址必须是每个小段的起 始地址，即00000H
thecloud·2011-05-06 20:00

Linux0.11内核--8086中的实模式

 8086／8088CPU中寄存器为16位，16位子长的机器可以访问的最大存储地址空间为64K，但是8086／8088CPU的地址线有20根，能够寻址1M的地址空间。为了解决这种冲突，采用存储器分段的办法，实际地址＝段地址左移4位＋偏移地址。按照这样计算，每个段的大小最大可达64K，如果所有的段都按这个大小，那么可以划分16个段；每个段的起始地址必须是每个小段的起始地址，即00000H－FFFF0
yming0221·2011-05-06 20:00

Linux0.11内核--8086中的实模式

8086／8088CPU中寄存器为16位，16位子长的机器可以访问的最大存储地址空间为64K，但是8086／8088CPU的地址线有20根， 能够寻址1M的地址空间。为了解决这种冲突，采用存储器分段的办法，实际地址＝段地址左移4位＋偏移地址。 按照这样计算，每个段的大小最大可达64K，如果所有的段都按这个大小，那么可以划分16个段；每个段的起始地址必须是每个小段的起 始地址，即00000H
soboer·2011-05-06 20:00

[置顶] Linux 内核学习(2)

（注：转载请表明出处：http://blog.csdn.net/yming0221）持续更新中......Linux0.11内核--8086中的实模式Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.sLinux0.11
yming0221·2011-05-06 20:00

Linux 内核学习(2)

Linux0.11内核--8086中的实模式 Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表) Linux0.11
thecloud·2011-05-06 20:00

Linux 内核学习(2)

Linux0.11内核--8086中的实模式 Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表) Linux0.11
thecloud·2011-05-06 20:00

Linux 内核学习(2)

Linux0.11内核--8086中的实模式 Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表) Linux0.11
soboer·2011-05-06 20:00

Linux 内核学习(2)

Linux0.11内核--8086中的实模式 Linux0.11内核--启动引导代码分析bootsect.s Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表) Linux0.11
soboer·2011-05-06 20:00

Linux0.11内核--系统中断处理程序int 0x80实现原理

系统调用是一个软中断，中断号是0x80，它是上层应用程序与Linux系统内核进行交互通信的唯一接口。这个中断的设置在kernel/sched.c中441行函数中voidsched_init(void) { inti; structdesc_struct*p; if(sizeof(structsigaction)!=16) panic("StructsigactionMUSTbe16bytes")
yming0221·2011-05-05 22:00

Linux0.11内核--系统中断处理程序int 0x80实现原理

系统调用是一个软中断，中断号是0x80，它是上层应用程序与Linux系统内核进行交互通信的唯一接口。 这个中断的设置在kernel/sched.c中441行函数中 void sched_init(void) { int i; struct desc_struct * p; if (sizeof(struct sigaction) != 16) panic("Struc
thecloud·2011-05-05 22:00

Linux0.11内核--系统中断处理程序int 0x80实现原理

系统调用是一个软中断，中断号是0x80，它是上层应用程序与Linux系统内核进行交互通信的唯一接口。通过int 0x80，就可使用内核资源。不过，通常应用程序都是使用具有标准接口定义的C函数库间接的使用内核的系统调用，即应用程序调用C函数库中的函数，C函数库中再通过int 0x80进行系统调用。所以，系统调用过程是这样的：应用程序调用libc中的函数－>libc中的函数引用系统调用宏－>
soboer·2011-05-05 22:00

Linux0.11内核--进程的调度(运行态(就绪态)和睡眠态之间的转换)

Linux0.11中进入可中断睡眠状态的方法有3中调用in
soboer·2011-05-04 13:00

Linux0.11内核--进程的调度(运行态(就绪态)和睡眠态之间的转换)

Linux0.11中进入可中断睡眠状态的方法有3中调用in
thecloud·2011-05-04 13:00

Linux0.11内核--进程的调度(运行态(就绪态)和睡眠态之间的转换)

Linux0.11中进入可中断睡眠状态的方法有3中调用in
yming0221·2011-05-04 13:00

Linux0.11内核--进程的调度(就绪态和运行态之间的转换)

进程的调度linux系统中，一个进程有5种可能状态，在sched.c第19行处定义了状态的标识：#defineTASK_RUNNING0//正在运行或可被运行状态#defineTASK_INTERRUPTIBLE1//可被中断睡眠状态#defineTASK_UNINTERRUPTIBLE2//不可中断睡眠状态#defineTASK_ZOMBIE3//僵死状态#defineTASK_STOPPED4
soboer·2011-04-29 09:00

Linux0.11内核--进程的调度(就绪态和运行态之间的转换)

进程的调度linux系统中，一个进程有5种可能状态，在sched.c第19行处定义了状态的标识：#defineTASK_RUNNING0//正在运行或可被运行状态#defineTASK_INTERRUPTIBLE1//可被中断睡眠状态#defineTASK_UNINTERRUPTIBLE2//不可中断睡眠状态#defineTASK_ZOMBIE3//僵死状态#defineTASK_STOPPED4
yming0221·2011-04-29 09:00

Linux0.11内核--进程的调度(就绪态和运行态之间的转换)

进程的调度linux系统中，一个进程有5种可能状态，在sched.c第19行处定义了状态的标识：#defineTASK_RUNNING0//正在运行或可被运行状态#defineTASK_INTERRUPTIBLE1//可被中断睡眠状态#defineTASK_UNINTERRUPTIBLE2//不可中断睡眠状态#defineTASK_ZOMBIE3//僵死状态#defineTASK_STOPPED4
thecloud·2011-04-29 09:00

任务0的内核堆栈，用户堆栈

    描述任务0的内核堆栈和用户堆栈是如何产生的：     1,    linux0.11系统共使用了4种堆栈：系统初始化时临时使用的堆栈；供内核程序自己使用的堆栈（内核堆栈），只有一个，位于系统    
roma823·2011-04-28 11:00

Linux0.11内核--指针的指针 任务结构体

   在linux内核进程调度函数schedule()中定义了structtask_struct**p,它是指向指针的指针，由于linux内核中task数组定义如下： structtask_struct*task[NR_TASKS]={&(init_task.task),};/* *'schedule()'istheschedulerfunction.ThisisGOODCODE!There
yming0221·2011-04-26 17:00

Linux0.11内核--指针的指针 任务结构体

在linux内核进程调度函数schedule()中定义了struct task_struct **p,它是指向指针的指针，由于linux内核中task数组定义如下： struct task_struct *task[NR_TASKS] = { &(init_task.task), }; /* * 'schedule()' is the scheduler function
soboer·2011-04-26 17:00

Linux0.11内核--指针的指针 任务结构体

在linux内核进程调度函数schedule()中定义了struct task_struct **p,它是指向指针的指针，由于linux内核中task数组定义如下： struct task_struct *task[NR_TASKS] = { &(init_task.task), }; /* * 'schedule()' is the scheduler function
thecloud·2011-04-26 17:00

Linux0.11内核--进程的结束

进程的结束结束一个进程，就是要释放该进程所有的结构和资源，让系统从此之后再也感觉不到它的存在。如前面所说的，一个进程的结构包括：task[]数组中一项，指向了该进程的task_struct和内核堆栈所在页面；GDT中两项，一项是TSS描述符，一项是LDT描述符；若干页目录项和若干页表。一个进程拥有的资源包括：进程拥有的所有物理页面（包括页表和task_struct所占页面）；进程打开的所有文件。G
soboer·2011-04-19 22:00

Linux0.11内核--进程的结束

进程的结束结束一个进程，就是要释放该进程所有的结构和资源，让系统从此之后再也感觉不到它的存在。如前面所说的，一个进程的结构包括：task[]数组中一项，指向了该进程的task_struct和内核堆栈所在页面；GDT中两项，一项是TSS描述符，一项是LDT描述符；若干页目录项和若干页表。一个进程拥有的资源包括：进程拥有的所有物理页面（包括页表和task_struct所占页面）；进程打开的所有文件。G
yming0221·2011-04-19 22:00

Linux0.11内核--进程的结束

进程的结束结束一个进程，就是要释放该进程所有的结构和资源，让系统从此之后再也感觉不到它的存在。如前面所说的，一个进程的结构包括：task[]数组中一项，指向了该进程的task_struct和内核堆栈所在页面；GDT中两项，一项是TSS描述符，一项是LDT描述符；若干页目录项和若干页表。一个进程拥有的资源包括：进程拥有的所有物理页面（包括页表和task_struct所占页面）；进程打开的所有文件。G
thecloud·2011-04-19 22:00

linux0.11 引导启动程序目录boot/分析

    boot/包含三个汇编文件：bootsect.s，setup.s，head.s。bootsect.s程序是磁盘引导块程序，编译后会驻留在磁盘的第一个扇区中（引导扇区，0磁道，0磁头，第一个扇区），在PC加电ROM-BIOS自检后，将被BIOS加载到内存0X7C00处执行。setup.s程序主要用于读取机器的硬件配置参数，把内核模块system移动到适当的内存位置处。head.s程序会被编译
roma823·2011-04-18 11:00

Linux0.11内核--内核态与用户态

内核态与用户态intelx86架构的CPU分Ring0-Ring3三种级别的运行模式，Ring0级别最高，Ring3最低。针对不同的级别,有很多的限制,比如说传统的in,out指令,就是端口的输入输出指令,在Ring0级下是可以用的,但在Ring3级下就不能用,你用就产生陷井,告诉你出错了,当然限制还有很多了,不只是这一点。操作系统下是利用这个特点,当操作系统自己的代码运行时,CPU就切成Ring
yming0221·2011-04-10 22:00

Linux0.11内核--内核态与用户态

内核态与用户态intelx86架构的CPU分Ring0-Ring3三种级别的运行模式，Ring0级别最高，Ring3最低。针对不同的级别,有很多的限制,比如说传统的in,out指令,就是端口的输入输出指令,在Ring0级下是可以用的,但在Ring3级下就不能用,你用就产生陷井,告诉你出错了,当然限制还有很多了,不只是这一点。操作系统下是利用这个特点,当操作系统自己的代码运行时,CPU就切成Ring
soboer·2011-04-10 22:00
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