Orange 总结
Orange分为Boot部分，load部分和内核kernel部分：
具体内存分布如下图所示：
系统启动
过程：bios加载boot部分（512byte）于内存7c00h处并跳转到7c00h处开始执行，boot部分代码负责将load部分加载于内存9000h处并跳转到那里。Load部分代码加载kernel然后控制权交给kernel。
每个部分的具体细节：
Boot部分：通过在软盘中找到load.bin所在位置，并且将其拷贝到9000h处，最后跳转到那里(具体技术包括对fat12文件系统结构的理解和对磁盘读写方法)；
Load部分：
- 通过在软盘中找到kernel.bin所在位置并将其拷贝到80000h处;
- 然后开启保护模式和分页机制;
- 然后又将位于80000h处的kernel.bin拷贝到30000h处，并且设置kernel.bin
的入口为30400h(这里需要了解elf文件的结构);
Kernel 部分
1.由于以前的堆栈和gdt在load部分定义，故需要将其切换到内核中；（由cstart函数完成）
2.添加中断处理：（不可屏蔽中断和8259的几个外部中断），先初始化8259，比如设置8259主从片对应的中断号等等，建立idt，将中断处理程序与idt联系起来；(由cstart中的init_prot函数完成)
3.多进程处理（kernel_main函数）：进程准备工作有：tss和gdt在gdt里面的初始化，加载tss，初始化进程结构体（包括进程的cs,ip,ss,sp等进程对应的ldt的内容及其属性的初始化，等等）进程开始运行时已经将进程结构体末端地址保存于tss中；
进程的运行和调度：初始化时钟中断，进程调度函数是时钟中断处理函数，进程切换函数是restart；从用户程序进入中断（也就是将要发生进程调度）：先从tss中获取sp（为进程结构体的末端），然后将ss，sp，cs，eflags，ip等压栈（也就是压入进程结构体中），进入save函数保存进程上下文（保存在进程结构体中），然后切换堆栈到内核栈，进入时钟中断函数，从时钟中断函数返回后又进入进程切换函数restart，最后完成了进程的切换。
- 系统调用添加（类似于进程调度函数）：将一个中断对应于系统调用，找到通用系统调用处理函数（进入中断），然后跟上面一样保存相应的进程上下文信息，根据系统调用号进入相应系统调用内核程序，最后返回到用户进程（返回值存放于eax中）。
- 输入输出系统：处理键盘中断（进扫描码存入缓冲区），从缓冲区读出键盘扫描码并解析，最后打印出来，对显示器
- 进程间通信（间接实现微内核模式）,就是通过sendrec这个系统调用实现，然后通过msg_send和msg_receive这两个内核api完成了内核的通信，在进程表中有所有发送消息给此进程的链表队列，然后将一个任务进程（rpl=1）的处于无限循环中来接受用户进程的消息，然后作相应的处理后返回相应的信息（这就是系统调用的过程）。
- 文件系统：
磁盘驱动：发送命令（hd_cmd_out），然后等待磁盘准备好的中断interrupt_wait，然后在磁盘端口进行相应的读写操作
文件系统结构：
特征：仅有一个文件夹(‘/’),root区即该文件的内容，每个文件所占扇区大小确定，而且是连续扇区
boot sector:第0个扇区，引导扇区
superblock:超级快，第1个扇区，超级快记录了inode和sector（扇区）个数，
inode map区 ：第2个扇区，记录inode个情况，第一位保留，可以记录的inode=512*8-1
sector map区:记录扇区的使用情况，第1为保留，所占的扇区数=总扇区数/(512*8)+1.(注意sector开始从root区记录扇区的使用情况，而且第一位保留)
inode区：记录文件大小，起始扇区，等等信息（本文件系统中每个文件最大大小确定，而且文件存储在连续的扇区中）inode所占的扇区大小=512*8*sizeof（inode）/512=8*sizeof(inode)
数据区：
root区：也就是文件夹’/’的内容，跟一个普通文件一样，占固定大小扇区，内容就是一个个文件的目录项（包括inode号和文件名）
其他文件存储区：其他普通文件存储区域
读取一个文件内容的过程：提取文件的文件名（没有前缀）,从root区找到文件的inode号，从inode读取文件信息（起始扇区，文件大小等等）,然后根据文件信息读取文件内容.
文件系统中几个全局变量：
struct file_desc
{
int fd_mode; /**< R or W */
int fd_pos; /**< Current position for R/W. */
struct inode* fd_inode; /**< Ptr to the i-node */
};
进程表中指向打开文件的指针数组struct file_desc* flip[];全局变量struct file_desc
f_desc_table[],每个数组成员代表一个打开文件，则其fd_inode不为空指针。而flip的每个数组成员正好指向f_desc_table的一个成员;还有个全局变量inode_table[]，而f_desc_table中的fd_inode正好指向这个inode_table数组成员。
打开文件过程可以更具体描述为：根据文件名找到inode号，根据inode号从inode_table中查找，如果inode_table中有，则不需要从硬盘中读取，否则需要从硬盘中读取inode，
然后将上面几个数据结构建立关系，这样就一个文件打开了。
- 内存管理：（fork和exec两个系统调用的实现）
Fork：完全复制父进程的所有，具体过程如下：
进程表初始化的修改：修改init进程地址空间（以前是4g，现在修改成小于1mb的合适大小的）,将所有的进程表元素(尽管有些进程表元素标记为未用)的全局描述符初始化（就是在全局描述符中填充相应进程的局部描述符的信息）;
- 从进程表数组中找到一个空闲的元素，分配给子进程，对子进程表中的相关数据初始化（比如父进程id）；
- 获取父进程的代码段和数据段的信息（包括段的开始地址，段界限，粒度）
- 将其完全进行拷贝（先在一个给定地址开始分配1mb内存给新进程），然后将其拷贝到新的大小为1mb地址处（仅需要拷贝1次，因为代码段和数据段占用相同的地址空间）
- 由于子进程的地址空间已经改变，故需要重新填写其相应局部选择子
- 具体怎么让程序分别跳到父进程和子进程运行，对于父进程，由于父进程先发
Send后发receive消息，而do_fork函数返回后像父进程发送了send消息，故父进程可以继续运行，但返回值是0，而对于子进程，由于完全复制父进程，所以其就是将执行receive消息（因为send时已经进入中断，父进程上下文被保护，然后do_fork函数被调用，然后就是子进程被创建进入就绪状态）;最后do_fork函数最后向子进程发送消息（包含子进程的id）.
进程地址空间切换要注意的问题：由于只有init以及其子进程所占用的进程地址空间大小为1mb，所以一段程序进入中断后，其进程地址空间就是原来内核的进程地址空间（也就是4gb大小的）.
Exec系统调用实现：将文件（可执行文件，且有_start标识符开始，这样以便编译器识别）存取在硬盘指定扇区位置，然后操作系统启动时读取文件，然后以文件系统格式存放在硬盘中，然后根据文件名将文件内容读出来覆盖原有的进程地址空间，这样可执行文件就被拷贝到相应的进程地址空间中，然后设定相应的堆栈地址和入口地址（设置进程表的寄存器值）,一旦进程被调度，则程序就可以运行起来.
