​C语言之所以适合写操作系统，就在于它的内存布局简单：

1，所有的全局变量都被常量初始化，

2，不需要运行时的状态，

3，也不需要在main()函数之前运行额外的初始化代码。

操作系统的初始化是很复杂的。

在C语言写成的内核main()函数运行之前，操作系统要运行一段很复杂的汇编代码，以完成内核的内存初始化。

这段汇编代码包含着很多重要的内核全局数据，它是由内核作者精心定制的，没法由编译器自动生成。

对于内核程序员来说，编译器做的事越少越好，但是又不能像汇编器那么少​

C语言适合写操作系统，我觉得跟丹尼斯-里奇发明它的目的就是为了写Unix有关：不好用的地方已经被优化过了。

1970年，丹尼斯-里奇怎么一边改unix系统的代码、一边改cc编译器的代码的咱就不回忆了。

这里说说C语言和操作系统的内存布局。

1.C语言的内存布局。

C语言编译连接之后的可执行文件，分为：

1) 代码段（.text），

2) 只读数据段（.rodata），

3) 数据段（.data），

4) 堆 (heap)，

5) 栈 (stack)，

其中需要存储在文件里的只有前3个，

后2个在进程运行期间是动态变化的临时数据，并不需要存储在文件里。

代码段的权限是只读+可执行，

只读数据段的权限是只读，

数据段、堆、栈的权限都是可读可写的，但不能运行。

如果系统内核发现了进程的内存权限是错误的，那么就是段错误：信号是SIGSEGV。

*("hello") = 1;

这种代码肯定是“段错误”的，因为常量字符串位于只读数据段，它的内容是不可写的。

通过缓冲区溢出来覆盖栈的返回地址的黑客代码，也会被系统内核发现运行地址不在代码段，所以也是段错误。

2.内核的内存布局。

内核的内存布局，包含这几个重要的全局数据：

1）内核页表

它是内核的虚拟内存与物理内存的映射。

在开启分页机制之前，就要设置好内核页表的前几页：

至少要把内核代码所在的内存空间映射到页表里，否则开启分页机制时就直接出错了。

在32位机上，它是由页目录-页表构成的2级数组：

页目录里的每一项记录每个页表的物理地址，页表里的每一项记录每个内存页的物理地址。

在64位机上页表的结构更为复杂，intel手册上有：我没仔细看过，有兴趣的可以看看。

1个内存页是4096字节，所以物理地址的最低12位全是0，用来记录每个页的读写权限。

页目录里每项的最低12位，用于记录它对应的整个页表的读写权限。

1个页表记录1024个页，每个页4096字节，所以1个页表管理4M的物理内存。

2）中断向量表

它存放各种硬件中断、以及int 0x80软件中断的处理函数，也叫中断服务例程（irq）。

int 0x80软件中断，就是Linux系统调用的中断号。

当然，在64位机上，直接使用syscall汇编指令就行。

syscall的软件中断机制，是intel在64位上又新造的一种进入CPU ring0特权级的指令，使用方式跟之前的int指令不大一样。

我怀疑intel的CPU研发也是有KPI的，怪不得Linus大牛也经常吐槽intel的CPU设计。

一个版本加一个新的指令，纯属给系统软件的开发者找难题​

中断向量表，也是个256项的数组，每项都是某个中断的函数指针。

在中断被触发之后，CPU就是靠这个数组去查找对应的中断处理函数的。

3）全局描述符表

它描述的是内核的内存布局，每项8个字节，共256项。

但实际上，只需要使用前5项就行：

0x0，不使用，

0x8，内核代码段，

0x10，内核数据段，内核堆栈段，它们2个的权限一样，可以共用一项。

0x20，任务门的描述项，

0x28，局部描述符表的描述项。

siska内核demo的内存布局

因为每项都是8字节，所以地址都是8的倍数。

4）局部描述符表

它是用于进程的，进程因为跟内核的权限不同，所以进程的段选择符都在局部描述符表里：

内核的段选择符是0x8，进程的是0xf。

段寄存器CS、DS、SS，到了保护模式下都成了段选择符，真正的内存地址在GDT表里。

在16位的实模式下，它们才存储真正的段的内存地址。

5）任务门

CPU把每个进程看做一个任务，所以要切换进程时需要任务门的描述结构。

它是104个字节。

但是，Linux系统的进程切换是软切换：任务门的描述结构只在系统初始化时加载一次，具体的进程切换时只切换页表和内核栈，然后就可以骗过CPU了​

重新加载任务门的时间消耗比较大，而软切换的时间消耗比较小。

intel的这个设计，也是不受Linus大牛待见的设计之一​

6）系统调用表

它也是一个大数组，它的每一项也是函数指针。

系统调用的入口是int 0x80软件中断（64位机上是syscall指令）。

进入内核之后，每个号码对应一个系统调用。

open()、close()、write()、read()，这些系统调用都有各自的号码，这些号码就是系统调用表的数组索引。

如果open()的系统调用号码是i，那么open()在内核里实际运行的就是这行代码：

syscall_table[i]();

7）物理内存的管理数组

物理内存的管理结构，是一个很大的一维数组。

假设物理内存有4G，1个内存页是4K，那么这个数组的元素个数就是1024x1024，1M。

数组的每一项，记录1个物理内存页的状态。

如果每项是4个字节的话，那么管理效率就是：(4096-4) / 4096。

管理数据所占的字节数越多，对物理内存的浪费越大。

get_free_pages()函数，就是通过查看这个数组来分配物理内存页的。

因为内核是一个高并发环境，这个管理结构里必须要有自旋锁，以控制多个CPU的并发访问。

自旋锁+引用计数就至少8字节，所以这个数组也是非常浪费内存的。

如果多个线程之间要共享内存，那么只要把同一个物理内存页映射到这几个线程的页表里，然后增加物理内存页的引用计数就行：

这就是共享内存在内核里的本质。

8）进程的页表和内核栈

进程的页表和内核栈，不属于内核的全局数据，而是附属于进程的局部数据。

内核在调度某个进程的时候，就把页目录基地址寄存器cr3和栈寄存器rsp切换成这个进程的页表和内核栈。

不同的进程之间，之所以有各自的虚拟内存空间，互相不干扰，就是因为每个进程的页表不一样。

要在进程之间共享内存，也跟线程之间共享内存一样，把同一个物理内存页映射到它们各自的页表就行。