一个玩具OS, 32bit
最终实现了一个简易的可交互的Shell
TO-DO List：
- 虚拟内存及内存管理
- 内核级线程
- 用户态进程
- 文件系统
- 交互Shell
一共分主次两个硬盘，系统本身安装于主盘，采用的是MBR的引导模式，MBR->Boot Loader->Kernnel的过程
MBR位于磁盘LBA 0号扇区开始的1个扇区内
Boot Loader位于磁盘LBA 2号扇区开始的4个扇区内
Kernel位于磁盘LBA 9号扇区开始的200个扇区内
文件系统实现在从盘。这里可能不是很合理，若是按照商业系统的逻辑应该是现实现文件系统，再在相应分区安装操作系统
内存分页，一页为4Kb
内存管理采用位图管理，分配内存时按大小区分，大于1024字节的直接按页分配
若是小于1024字节，则在按页分配arena的基础上，用arena中的空闲块链进行分配和控制
为了实现方便，虽然开启了分页机制，但是并没有实现内存页与磁盘上的交换功能
PCB为1页大小
线程的调度，核心本质是通过时钟中断控制ESP指针切换来切换PCB，优先级的体现在于每个线程的运行时间片的长短
进程的实现基于线程，其中TSS的选择上仿效Linux，采用单TSS备份0级栈以及0级栈指针的做法。和线程最大的不同是进程的PCB中拥有页表地址，这也正是进程和线程最大的不同，进程真正拥有自己的独立虚拟内存空间
调度上没有用什么高效的算法，直接用队列循环调度
idle线程的实现
idle线程的实现很简陋，第一次得到调度时，将自己阻塞让出CPU，当调度器再次执行调度时，若在ready队列中没有发现就绪的线程或进程，就唤醒idle线程，此时idle线程通过hlt挂起CPU，当时间片用完，CPU还没有发现有ready的进程或线程，则继续将idle线程换上CPU，此时idle又将继续把自己阻塞，然后开始重复上面的调度过程
// 空载任务
static void idle(void *arg) {
while(1) {
thread_block(TASK_BLOCKED);
asm volatile ("sti; hlt" : : : "memory");
}
}进程fork
进程的fork，先复制当前进程的PCB，然后再通过当前进程的虚拟池位图建立一个新页表，其中虚拟地址的对应和原进程中一模一样，最后伪造一个中断现场，将子进程加入到调度队列中等待调度执行。伪造的中断现场中，子进程的PCB里的eax修改成了0，代表新进程中拿到fork的返回值为0，而父进程的PCB中的eax不变，代表着子进程的pid。父进程是通过系统调用结束返回，而子进程是直接通过中断退出函数返回
进程exec
exec的实现，首先将elf文件从磁盘加载到内存，然后改变当前进程的PCB中的进程名，并把待执行进程所需的参数放入到约定的寄存器中，并将eip修改成elf的entry point，伪造中断现场，通过直接调用中断退出函数intr_exit来立即执行新进程。
其中ELF的Entry Point是通过自己实现一个极其简陋的CRT来实现的，其中给出了一个_start入口，并push约定的参数寄存器到3级栈中，通过call来调用外部命令的main函数来实现参数传递
[bits 32]
extern main
extern exit
; 这是一个简易版的CRT
; 如果链接时候ld不指定-e main的话，那ld默认会使用_start来充当入口
; 这里的_start的简陋实现，充当了exec调用的进程从伪造的中断中返回时的入口地址
; 通过这个_start, 压入了在execv中存放用户进程参数的两个寄存器。然后call 用户进程main来实现了向用户进程传递参数
section .text
global _start
_start:
;下面这两个要和 execv 中 load 之后指定的寄存器一致
push ebx ;压入 argv
push ecx ;压入 argc
call main
; 压入main的返回值
push eax
call exit ; 不再返回，直接调度别的进程了，这个进程直接被回收了进程wait
在fork且调用exec执行一个本地命令之后，为了不出现僵尸进程，父进程需要在本地wait子进程结束。
这里的实现是进入sys_wait系统调用后，遍历全进程队列，找到父进程是自己的挂起状态的进程，然后取得他pcb中的返回值，回收pcb和页目录表，并将其从调度队列中剔除。若遍历之后没发现挂起的子进程，则将自己阻塞，等待子进程唤醒。
进程exit
外部命令在执行期间其实是被自己造的简易CRT包裹的，简易CRT call外部命令的main，在其结束时取得他的返回值，传递给exit，然后call exit
这里的实现主要做了三件事：
- 将自己的所有子进程过继给init进程
- 将传入的main的返回值放入到pcb中，回收自己除了pcb和页目录表之外的所有资源（页表中对应的物理页、虚拟内存池占物理页框、关闭打开的文件）
- 唤醒正在wait中阻塞的父进程之后，将自己阻塞
加载外部命令并执行的整个过程
首先外部命令需要提供一个int main(int argc, char **argv)函数，链接的时候要带上自制版的简易CRTstart.o，最终将编译完成的外部命令写入到文件系统中
当要执行一个外部命令时，当前进程fork出一个进程，在新进程中execv，当前进程执行wait，传入一个地址等待接受子进程返回值，然后阻塞等待新进程返回。新进程在exevc中将外部命令从文件系统加载到内存，并将pcb中的相关内容修改为外部命令的信息，并修改pcb中断栈中的eip为CRT的_start入口（此时新进程已经完全将自己替换成了待执行的外部命令进程），最后使用中断退出函数intr_exit来伪造中断退出从而进入CRT再进入外部命令的main。当外部命令main执行结束返回时，CRT通过main返回值调用exit，在sys_exit中将main返回值放入进程pcb的相应位置，回收除了pcb和页目录表之外的所有资源，然后唤醒父进程，阻塞子进程。父进程被唤醒后，系统调用sys_wait从自己挂起的子进程的pcb中拿到返回值，放入到之前传入的地址，清理子进程的pcb的页目录表，从调度队列和全局队列去除掉子进程，返回子进程pid，至此，子进程执行完毕并完全被回收。
文件系统的实现模仿类Unix系统的inode
分区限定inode数量4096个，CPU按块（簇）大小操作硬盘，一块设置为一扇区，512字节。
inode共支持12个直接块和1个一级间接表，一个块为一扇区512字节，所以单文件最大支持140 * 512字节
inode结构
文件系统布局
文件描述符与inode的对应
- 文件权限管理没有实现
- 文件类型，只包含文件夹和普通文件，并没有对普通文件进行细分
- 文件的stat，只包含inode编号、文件大小和文件类型三个字段
- 实现了文件操作的一些基本功能，如mkdir、pwd、cd等，详见fs.h
管道的实现依赖于文件系统中的file结构体，本质就是将文件结构体原本应该对应的inode替换成内核空间中的一个环形缓冲区空间。
// 因为管道也是当作文件来对待，因此file结构体在针对真实文件和管道是有不同的意义
struct file {
// 文件操作的偏移指针, 当是管道是表示管道打开的次数
uint32_t fd_pos;
// 文件的操作标志，当是管道是一个固定值0xFFFF
uint32_t fd_flag;
// 对应的inode指针，当是管道时指向管道的环形缓冲区
struct inode *fd_inode;
};因为内核空间是共享的，所以可以通过读写管道来实现不同进程间的通信。管道的读写封装在sys_write和sys_read中，因此操作管道和操作普通文件无区别
重定向的本质就是改变pcb文件描述符表中对应的全局描述符表地址，之后读写对应的文件描述符的操作就被指向了新文件
shell中的管道符|的实现，就是通过重定向标准输入和标准输出到管道来实现的
int32_t sys_read(int32_t fd, void *buf, uint32_t count) {
if (fd == stdin_no) {
if (is_pipe(fd)) {
// 从已经重定向好管道中读
ret = pipe_read(fd, buf, count);
} else {
// 从键盘获取输入
}
} else if (is_pipe(fd)) {
// 读管道
ret = pipe_read(fd, buf, count);
} else {
// 读取普通文件
}
return ret;
}
int32_t sys_write(int32_t fd, const void *buf, uint32_t count) {
if (fd == stdout_no) {
if (is_pipe(fd)) {
// 向已经重定向好管道中写入
return pipe_write(fd, buf, count);
} else {
// 向控制台输出内容
}
} else if (is_pipe(fd)) {
// 写管道
return pipe_write(fd, buf, count);
} else {
// 向普通文件写入
}
}