DellaOS内核程序篇（更新中）

all:
ifeq ("a","b")
	echo "equal"
else
	echo "not equal"
endif
# echo "not equal"
# not equal

as命令是gcc套件中的汇编器，它采用的是AT/T的汇编语法

格式为as [选项] 汇编文件

• --32/--64。它生成32/64位代码
• -o OBJFILE。它将编译生成的目标二进制程序段保存在OBJFILE文件内，OBJFILE的默认文件名为a.out

as --64 -o entry.o entry.s
# 把汇编源文件entry.s编译成64位的二进制程序段，并将其保存在文件entry.o里
# 之所以将entry.o文件称为二进制程序段而不是二进制程序，是因为entry.o文件不是可执行文件，它需要经过链接后，才能成为可执行程序

格式为gcc [选项] 文件

• -E。它使编译器只执行预处理过程，不执行编译、汇编、链接等过程，也不会生成目标文件，此时需要将源文件预处理的结果重定向到一个输出文件中
• -C。在预处理过程中，它不删除注释信息，通常情况下和-E联合使用
• -mcmodel=large。mcmodel用于限制程序访问的地址空间，选项large表明程序可访问任何虚拟地址空间，其他选择无法使程序访问整个虚拟地址空间
• -fno-builtin。除非使用前缀__builtin_明确引用，否则编译器不识别所有系统内建函数。常见的系统内建函数有alloca、memcpy等
• -m32/-m64。它生成32/64位代码
• -c。它执行预处理、编译、汇编等过程，但不执行链接过程

gcc -E  entry.S > entry.s
# 对汇编源文件entry.S进行预处理，同时将预处理的结果重定向（导出）到目标文件entry.s中

gcc  -mcmodel=large -fno-builtin -m64 -c main.c
# 将main.c编译成64位的二进制程序段文件main.o。与此同时，这条命令还不限制地址空间的访问范围、不识别所有系统内建函数。

格式为ld [选项] 文件

• -b TARGET。它指定输入文件的文件格式。ld命令支持的文件格式有：elf64-x86-64、elf32-i386、a.out-i386-linux、pei-i386、pei-x86-64、elf64-l1om、elf64-little、elf64-big、elf32-little、elf32-big、srec、symbolsrec、verilog、tekhex、binary、ihex等。（可通过help选项查询ld命令支持的文件格式）

• -z muldefs。它允许重复定义。当遇见重复定义时，编译器只使用其中一个

• -o FILE。它指定输出文件的文件名

• -T FILE。它为链接过程提供链接脚本文件

ld -b elf64-x86-64 -z muldefs -o system head.o entry.o main.o printk.o trap.o memory.o interrupt.o task.o -T Kernel.lds
# 将head.o、entry.o、main.o等编译好的二进制程序段文件按照链接脚本kernel.lds的描述对程序段进行部署，最终将它们链接成elf64-x86-64文件格式的可执行程序system，这个链接过程会过滤掉重复定义的函数

格式为objcopy [选项] 输入文件 [输出文件]

• -I TARGET。它指定输入文件的文件格式。objcopy命令支持的文件格式有：elf64-x86-64、elf32-i386、a.out-i386-linux、pei-i386、pei-x86-64、elf64-l1om、elf64-little、elf64-big、elf32-little、elf32-big、srec、symbolsrec、verilog、tekhex、binary、ihex等。（可通过help选项查询objcopy命令支持的文件格式）
• -S。它移除所有symbol和relocation信息
• -R name。它从输出文件中移除名为name的程序段
• -O TARGET。它指定输出文件的文件格式

 objcopy -I elf64-x86-64 -S -R ".eh_frame" -R ".comment" -O binary system kernel.bin
 # 这条命令的作用是移除可执行程序system中的所有`symbol`和`relocation`信息，并移除名为.eh_frame和.comment的程序段，最后将剩余程序段以二进制格式输出到文件kernel.bin中

链接脚本的主要作用是描述如何将输入文件中的各程序段（数据段、代码段、堆、栈、BSS)部署到输出文件中，并规划输出文件各程序段在内存中的布局

OUTPUT_FORMAT("elf64-x86-64","elf64-x86-64","elf64-x86-64")
OUTPUT_ARCH(i386:x86-64)
ENTRY(_start)
SECTIONS
{

    . = 0xffff800000000000 + 0x100000;
    .text :
    {
        _text = .;
        *(.text)
        _etext = .;
    }

    . = ALIGN(8);

    .data:
    {
        _data = .;
        *(.data)
        _edata = .;
    }

    .rodata:
    {
        _rodata = .;
        *(.rodata)
        _erodata = .;
    }

    . = ALIGN(32768);
    .data.init_task : { *(.data.init_task) }

    .bss :
    {
        _bss = .;
        *(.bss)
        _ebss = .;
    }

    _end = .;
}

• OUTPUT_FORMAT(DEFAULT,BIG,LITTLE)：为链接过程提供三种输出文件格式，若链接命令使用-EB选项，那么程序将链接成BIG指代的文件格式；如果链接命令中有-EL选项，那么程序将链接成LITTLE指代的文件格式。否则程序将链接成默认文件格式，即DEFAULT指代的文件格式
  • DEFAULT（默认）
  • BIG（大端）
  • LITTLE（小端）
• OUTPUT_ARCH(BFDARCH)：指定输出文件的处理器体系结构
• ENTRY(SYMBOL)：将标识符SYMBOL设置为程序的入口地址，即执行程序的第一条指令所在地址
• SECTIONS：SECTIONS关键字负责向链接器描述如何将输入文件中的各程序段（数据段、代码段、堆、栈、BSS）部署到输出文件中，同时还将规划各程序段在内存中的布局
• 符号.是一个定位器或位置指针，它用于定位程序的地址或调整程序的布局位置
• 链接脚本中的正则表达式*(.text) ，说明了输出文件的.text程序段保存着所有输入文件的.text程序段。而且，.text程序段还使用了_text和_etext标识符来标示.text程序段的起始线性地址和结尾线性地址，这两个标识符可在程序中通过代码extern _text和extern _etext进行引用（将它们看作全局变量）
• ALIGN(NUM)：将地址向后按NUM字节对齐

学习处理器的运行模式前，让我们先来了解一些有关地址空间的概念

地址空间在一般情况下主要分为两大类：虚拟地址空间和物理地址空间。而虚拟地址空间又可分为：逻辑地址、有效地址、线性地址等

• 逻辑地址（Logical Address）：在操作系统的研发过程中，逻辑地址经常会使用到，它的书写格式为Segment：Offset
• 线性地址（Linear Address）。线性地址是通过逻辑地址中的段基地址与段内偏移地址组合而成，这使得程序无法直接访问线性地址，平坦地址（Flat Address）作为一种特殊的线性地址，将段基地址和段长度覆盖了整个线性地址空间，而非线性地址空间中的某一部分区域

对于繁琐复杂的段管理机制而言，采用平坦地址可将段管理机制的地址转换过程透明化，即当段基地址为0时，段内偏移地址（有效地址）与线性地址在数值上相等

物理地址（Physical Address）是真实存在于硬件设备上的，它通过处理器的引脚直接或间接地与外部设备、RAM、ROM相连接。因此，物理地址空间中不仅包含物理内存（RAM、ROM）还有硬件设备。在处理器开启分页机制的情况下，线性地址需要经过页表映射才能转换成物理地址；否则线性地址将直接映射为物理地址

IA-32e模式在原有32位保护模式的基础上进行了诸多升级、改造与整合，可近似视为一种全新的64位处理器体系结构

虽然IA-32e模式的线性地址位宽64位，但其线性寻址能力只有48位，其低48位用于线性地址寻址，高16位将作为符号扩展（将第47位数值扩展至第63位，即全为0或全为1），此种格式的地址被称为Canonical地址。IA-32e模式下，只有Canonical地址空间是可用地址空间，而Non-Canonical空间则属于无效地址空间

此时你应该明白为什么内核层的起始线性地址为0xffff800000000000

当64位模式采用Canonical型的64位线性地址后，页管理机制也改成4级，但只有线性地址的低48位参与页表空间检索，高16位（符号扩展位）依然不参与页表空间检索。而且，页管理机制在支持4 KB物理页的基础上，还支持2 MB和1 GB的物理页

代码段描述符

数据段描述符

系统段描述符（Type区域）

IA-32e模式的LDT段描述符共占用16 B的内存空间，其与TSS描述符的位功能完全相同

调用门描述符同样从原有的8 B扩展至16 B，其低8 B的Param Count位区域已被忽略，而高8 B则保存着程序入口地址的第31~63位

由于IA-32e模式的系统段描述符已不再支持任务门描述符，那么IDT仅剩下陷阱门描述符和中断门描述符可以使用

这两个门描述符均从8 B扩展至16 B，它的高8 B保存着Offset区域的第32~63位，不仅如此，其低8 B的第32~34位将用于IST功能

IST只在IA-32e模式下有效，它为了给不同的中断提供一个理想的栈环境，而对原有栈切换机制进行了改良。程序通过IST功能可使处理器无条件进行栈切换。在IDT的任意一个门描述符都可以使用IST机制或原有栈切换机制，当IST=0时，使用原有栈切换机制，否则使用IST机制

IA-32e模式的TSS已为IST机制提供了7个栈指针，供IDT的门描述符使用。图6-35中的IST位区域（共3位）就用于为中断/异常处理程序提供IST栈表索引，当确定目标IST后处理器会强制将SS段寄存器赋值为NULL段选择子，并将中断栈地址加载到RSP寄存器中。最后，将原SS、RSP、RFLAGS、CS和RIP寄存器值压入新栈中

开启IA-32e模式必须伴随着页管理机制的开启（置位CR0.PG、CR4.PAE以及IA32_EFER.LME标志位）

IA-32e模式的页管理机制可将Canonical型的线性地址映射到52位物理地址空间（由处理器最高物理可寻址位宽值MAXPHYADDR决定）中，使得IA-32e模式可寻址4 PB（252 B）的物理地址空间，可寻址256 TB（248 B）的线性地址空间。处理器通过CR3控制寄存器保存的物理地址，可将线性地址转换成一个多层级页表结构，IA-32e模式的页管理机制共支持4 KB、2 MB和1 GB

2⁴⁸⁼²21*2^9*29*2^9

​ =2MB*512*1024*256

接下来，正式开启"hello,kernel!"之旅