一方面受到lowlevelprogramming-university启发，另一方面搞了这么多年的内核开发，没有一个自己的OS，感觉不太像话。

第一步搭建cross compiler，又称为交叉编译器，搞过嵌入式的人都懂，之前我做过arm cross compiler，也做过mips cross compiler。所谓的交叉编译器，就是在host平台编译出target平台上可执行的程序。例如我们一般在x86平台上运行arm cross compiler，得到可以在ARM开发板上可以执行的程序。 我要做的这个os kernel是基于32位x86体系的，所以要做一个x86的的cross compiler.

我们一般使用GCC编译器，开源的，方便使用(我爱GNU）。构建交叉编译器的过程，简单来说，就是用主机的编译器（host-GCC)编译GCC源码，得到一个新版本的GCC编译器，也就是我们需要的target-GCC。参考http://wiki.osdev.org/GCC_Cross-Compiler.

可能还不能称之为内核，这仅是一段从启动到打印出"hello world"的小程序，但这是一个好的开头，我们可以在这个基础上加入更多的内容，例如内存管理，进城管理，驱动程序等。

在从简单内核进入到内存管理的过程中，我有点搞不清楚怎么做硬件初始化,正在阅读 i386 manual 和 operating system from 0 to 1，希望能找到答案

最早期的8086CPU只有一种工作方式就是real mode，数据总线为16位，地址总线为20位，real mode下所有寄存器都是16位，从80286开始有了保护模式，从80386开始CPU数据总线和地址总线都是32位，而且寄存器也是32位，但80386为了保持向前兼容都保留了real mode。现代的操作系统加电时首先工作在实模式下，然后再切换到保护模式下。 在real mode下寻址比较简单，cs/ds等段寄存器中存放的是基址，真实的物理地址采用 基址<<4 + 偏移地址 得到； 而在保护模式下，cs/ds中存放的段选择符；段选择符(selector)中的index需要去GDT/LDT索引段描述符， 段描述符有记录该段的基址/长度等信息。因此在进入保护模式之前，需要先设置好全局描述符表（GDT），，然后用lgdt指令加载描述符基址，然后设置CPU的保护标志进入保护模式。

segment descriptor是由编译器/连接器/加载器/OS创建的，不是由应用程序员创建。结构如下：

x86 处理器能识别两种Descriptor table：

• global descriptor table（GDT）, 其地址保存在GDTR 寄存器;指令LGDT/SGDT用来访问GDTR
• local descriptor table（LDT)，其地址保存在LDTR寄存器（每个进程有自己的LDT），指令LLDT/SLDT用来访问LDTR 所谓的descriptor table， 是内存中的一块区域，用来存放segment descriptor.

在x86的段式存储管理下，一个逻辑地址(应用程序员看到的地址）包含两个部分，16位的segment selector和32位的偏移地址。selector一般由编译器/连接器指定，对应用程序员不可见。selector的格式：

15--------------4--3----0 |-----index-----|T/L|RPL|

T:table indicator，表示使用GDT(0）还是LDT(1) RPL: requestor's priviledge level

selector用于在descriptor table中获取descriptor ，descriptor中有段的base address以及一些权限控制位。

segment register 存储selector以及对应的segment descriptor ，避免每次都需要去内存读取descriptor。 操作segment register的指令有：

• mov， pop，lds，lss，lgs，lfs
• call/jmp

前面段式存储管理将应用程序的逻辑地址转换为线性地址，那么PAGE管理将线性地址转换为物理地址；PAGE内存管理模式是以PAGE方式划分虚拟内存的内存管理系统的基本功能。这个功能对于x86是可选的，仅当CR0寄存器的PG位设置之后才会生效。PG位一般由OS在系统初始化过程中设置。

线性地址是间接访问物理地址的一种地址，它有页目录项表，页表项，偏移三部分构成。

31------------2221---------------1211------------0 |----DIR-------||-----PAGE--------||-----OFFSET--|

当前使用的页目录项存储在CR3寄存器，也被称之为页目录基址寄存器（PDBR）；内存管理软件可以选择为所有进程使用一个页目录表，或者为不同的进程使用不同的页目录表，或者结合两者。

页表中的每一项定位一个页框（page frame), 4K大小，所以页表项的低12位都是0，页表项使用这12位做其他用途：

1. Present Bit：表示该页表项是否有效，如果P=0，表示无效，如果使用P=0的页表项进行地址转换，CPU将会触发缺页异常，支持虚拟内存的系统可以在这个时候将要访问的虚拟页加载到内存中，然后重新执行引发异常的指令。
2. R/W Bit:
3. User/SuperVisor
4. Dirty
5. AVAIL:

页表项缓存：为了保证最大效率的地址转换，CPU将最近使用的pte数据缓存到CPU的缓存中。

x86可以“关闭”段式管理模式；x86没有直接的命令用来关闭段式寄存器，但是可以这么来实现：让所有的segment descriptor指向整个32位的线性地址空间。