PS：要轉載請注明出處，本人著作權所有，
PS: 這個只是基于《我自己》的理解，
如果和你的原則及想法相沖突，請諒解，勿噴，
前置說明
??本文作為本人csdn blog的主站的備份，（BlogID=102）
環境說明
- Ubuntu 18.04
- gcc version 7.5.0 (Ubuntu 7.5.0-3ubuntu1~18.04)
- Bochs 2.6
- As86 version: 0.16.17
前言
??自從我近段時間開始溫習一些基礎知識以來，其中覺得以前學的很淺的就是OS原理，為啥這樣說呢？因為就是淺，知道一些瑣碎的知識，以前我自負的認為OS就是硬體的抽象，然后把這些硬體資源合理的分配給用戶使用就完了，因為我覺得合理的整合這些硬體資源是非常‘簡單’的，
??由于我本身對底層是非常著迷的，帶著覺得OS很簡單的想法，想著去看看LinuxKernel的原始碼，在以前，我對LinuxKernel的認知很膚淺，就知道一些驅動移植的事情，如果硬要說一件我在LinuxKernel中玩的很深的事情，那就是自己理解并實作了一個類似Anonymous Shared Memory的Linux驅動，詳見以下兩篇文章，
- 《Android匿名共享記憶體(Anonymous Shared Memory) --- 瞎折騰記錄 (驅動程式篇)》 https://blog.csdn.net/u011728480/article/details/88420467
- 《linux kernel 中行程間描述符的傳遞方法及原理》 https://blog.csdn.net/u011728480/article/details/88553602
??帶著這樣的想法其實已經很久了，由于現在的LinuxKernel太大了，對新手不友好，我就想著去找一個老一點的版本內核看看，結果去網上一找，就發現了前人已經做了許多許多了，比如這個之前就有了解的《linux 0.11內核完全注釋》，還比如其他許許多多前人種的‘樹’，看到了許多，最終我決定跟著國內現在比較好和新的資料從‘遠古’開始學習它，它就是《Linux內核完全注釋(PDF) v5.0 by 趙炯.pdf》，它是基于LinuxKernel0.12 講述的，它是我在ubuntu1804上編譯通過LinuxKernel0.12的主要參考和學習資料，同時也是我在Bochs上運行成功的主要參考和學習資料，
??好的多說無益，直接看運行效果，
??說來也慚愧，利用斷斷續續的時間，我花了約2月，把LinuxKernel0.12在Ubuntu1804上編譯通過，并在1804上通過Bochs運行成功，而且要命的事情是我其實只加了一些列印除錯函式，和根據實際的除錯情況修改了一些代碼，卻花了那么久的時間，搞得我很不自信了QAQ，
??我修改好的原始碼已經開源，立即想要原始碼的請直接去文末兩個rep clone即可，
??本文主要還是簡單介紹LinuxKernel從上電到進入sh的中間的簡要流程，這些流程網上已經有很多了，可能我會挑選一些我覺得比較重要的來說，
??本文適用于：
- 會編譯和使用bochs的人，不會可以去網上找找，很多這方面的資料，
- 對Intel AT&T 匯編有點了解的人，
- 會GDB除錯的人，
- 知道C語言常識的人，
- 對LinuxKernel感興趣的人，
搭環境
??工欲善其事必先利其器，本文主要是在Ubuntu1804上編譯生成LinuxKernel，然后用Bochs運行我們的內核，
Ubuntu18.04環境安裝
我們應該首先安裝make,gcc,gcc-multilib,bin86，
- sudo apt install build-essential cmake make gcc-multilib g++-multilib module-assistant bin86
然后進入原始碼目錄，
- cd my_src
- make disk
更多的詳情資訊查看開源的rep，
編譯兩個bochs版本備用
??我們首先就得把Linux0.12的運行環境搭建起來，方便我們除錯，我們使用的是Bochs2.6 和 GDB遠程除錯，并編譯出兩個bochs版本，一個是帶本身除錯功能（命名為：bochs），一個是和gdb聯調（命名為：bochsdbg），bochs 主要是除錯在init/main()函式之前的內容以及查看更多的x86暫存器， bochsdbg主要是除錯進入init/main()函式之后到sh成功執行的事情，
- 通過 ./configure --enable-debugger 生成bochs，
- 通過 ./configure --enable-gdb-stub 生成bochsdbg，
運行我們編譯的內核
??通過本文介紹生成的檔案是Linux內核鏡像，稍微懂點行的人都知道還差一個RootFS，這個檔案系統我們在網上下載的例如： http://oldlinux.org/Linux.old/bochs/linux-0.12-080324.zip ，本文生成的Linux內核鏡像使用的是rootimage-0.12-hd這個檔案系統，
??我建議這里自己配置兩個.bxrc檔案，一個對應bochs，一個對應bochsdbg遠程除錯，這樣在遇到問題的時候我們可以很方便的除錯，
LinuxKernel啟動簡介
??本節簡述LinuxKernel的啟動流程，根據我近段時間的學習來看，這里包含了許多的歷史性的東西，大家不要去細究為啥是這樣，很多都是為了兼容，
??此外在整個學習期間，由于涉及到許多的x86 硬體體系知識，除了參考上文我說的檔案以外，還必須參考以下Intel官方檔案：
- Intel? 64 and IA-32 architectures software developer's manual combined volumes 2A, 2B, 2C, and 2D:Instruction set reference, A-Z
- Intel? 64 and IA-32 architectures software developer's manual combined volumes 3A,
3B, 3C, and 3D: System programming guide - 《Linux內核完全注釋(PDF) v5.0 by 趙炯.pdf》 第4章，全篇精華，
boot/bootsect.S 階段
??當我們的計算機上電以后，IntelCPU進入實模式，并且PC指向了0xfff0整個地址，如下圖，什么意思呢？就是開機的時候執行的第一句指令放在0xffff0這個地方，通常這里有一個很重要的東西叫做BIOS，我們可以看到下圖，cs=0xf000,base=0xffff0000,在實模式下面，cs:pc 就是真實的指向地址0xffff0，到了這里不知道大家發現沒有，這里還差一個東西，那就是bios本來是放在rom里面的，怎么被指向了記憶體地址0xffff0的地方呢？是誰在之前自動搬運的嗎？經過查詢后發現，大部分人說開機的時候，對特殊地址的訪問會被仲裁器件指向BIOS-ROM器件，仲裁器還可以把地址翻譯并指向我們熟悉的MEM和IO，所以這里我理解對0xffff0的訪問就是對BIOS-ROM器件的直接訪問和執行，
??BIOS主要是做自檢，并且在物理地址0x0開始初始化BIOS的中斷向量，同時通過BIOS訪問存盤設備的中斷，將可啟動設備的第一個扇區512位元組給搬運到絕對地址0x7c00(31k)處，然后跳轉到0x7c00繼續執行，這里被搬運的512位元組就是bootsect.S生成的指令，這一段沒啥營養，都是一些約定好的，到了CPU執行到絕對地址0x7c00的時候，才是真正的我們能控制的地方，其實這里也能夠看到，我們的bootsect.S生成的指令最大只能夠512位元組，超過了就會出問題，下圖為我們的0x7c00處的開始幾句指令和bootsect.S的幾句指令,同時也能夠看到BIOS初始化和自檢列印的一些內容：
entry start
start:
! start at 0x07c0:0
! add by sky
mov ax,#BOOTSEG
mov es,ax
mov bp,#msg2 ! sky-notes: src-str is es:bp
mov si,#15 ! sky-notes: src-str-len is cx
call pirnt_str
! add by sky
mov ax,#BOOTSEG
mov ds,ax
mov ax,#INITSEG
mov es,ax
mov cx,#256
sub si,si
sub di,di
rep
movw
jmpi go,INITSEG
??從0x7c00開始，就是我們自己的可以編程的領域了，也開始有了一些我自己特有的內容，主要是各種方法實作的print陳述句，這種除錯方法簡直不要太好，
??下面簡要說明一下bootsect.S的功能：
- 首先用rep movw把自己從0x7c00搬運到0x90000，并跳轉cs=0x9000, pc=go 標號的地址，繼續執行剩下的內容，
- 通過讀取0x1E號中斷向量位置的軟驅引數（由BIOS初始化時候通過BIOS中斷讀取的）到記憶體，然后修改其中的最大扇區數，并重新寫回到0x1E中斷向量位置絕對地址0x78去，最后重置軟驅，使其加載最新的引數，
- 使用BIOS INT 0x13的2號功能，將第一個軟盤第2，3，4，5扇區讀取到0x90200開始的位置，這里讀取的就是setup.S的指令內容，最大共2k（4*512），0x90000-0x90200存放的是bootsect.S， 0x90200-0x90A00 為setup.S，
- 使用BIOS INT 0x13的8號功能，讀取磁盤引數：每磁道扇區數，并保存到變數sectors中，
- 使用BIOS INT 0x13的2號功能，使用剛剛的引數，讀取system模塊到0x10000，我們的bootsect.S放在0x90000,所以我們system模塊最大只能夠占用0x10000~0x8ffff，這里的system模塊就是除了bootsect和setup模塊之外的所有內核代碼，
- 判斷bootsect模塊第508，509位元組是否為0，來判斷我們是否指定根檔案系統的設備號，我們的內核定義為0x0301，代表第一個磁盤第一個磁區為我們的根檔案系統，
- 然后通過jmpi 0:9020跳轉到cs=0x9020，pc=0的地方去執行setup.S的代碼，
??在我的bootsect模塊，我定義了一個列印字串的函式，主要是通過使用BIOS INT 0x10的0x13號功能實作，主要還是為了除錯，注意，這里不能夠隨意添加代碼，因為生成的代碼超過512byte后，聯結器會報錯，只能夠少量的添加我們的除錯代碼，
??至此，我們就執行完了bootsect模塊，本模塊的主要內容還是加載setup和system到指定位置，bootsect執行的一些除錯日志如下圖（在0x90200下斷點）：
boot/setup.S 階段
??首先我們還是來看一下0x90200的位置是否是setup.S，換句話來說是否加載好了setup模塊，
??剛剛我們提到，setup是從0x90200開始存放的，那么0x90000~0x901ff中的bootsect已經無用了，于是我們setup中，用這里的記憶體存放一些引數，下面簡要說明一下setup.S的功能：
- 用BIOS INT 0x15功能號0x88取系統所含擴展記憶體大小并保存在記憶體0x90002~0x90003處，共兩個位元組，
- 用BIOS INT 0x10功能號0x12讀取顯卡引數，0x9000A 顯存大小，0x9000B 顯卡型別（單色/彩色）,0x9000C顯卡特性引數，
- 用BIOS中斷讀取螢屏的行列存放到0x9000E 0x9000F
- 用BIOS INT 0x10功能號0x03讀取當前游標位置存放到0x90000 0x90001
- 用BIOS INT 0x10功能號0x0f讀取當前顯示頁，顯示模式，字符列數， 0x90004~0x90005 存放當前顯示頁， 0x90006 顯示模式， 0x90007 字符列數，
- 讀取第一個硬碟引數表和第二個硬碟引數表，并放到0x90080 0x90090，每個表共16byte，注意，這里和之前的軟盤引數一樣，在BIOS自檢程序中，就被放到了中斷向量0x41 0x46 的位置，
- 用BIOS INT 0x13功能號0x15讀取當前硬碟設備情況，如果硬碟2不存在，則把0x90090之后的16byte清零，
??下面我們將使CPU從實模式變更為保護模式，下面繼續說明一下setup.S的功能：
- 禁用中斷，
- 然后我們把system模塊0x10000~0x8ffff整體下移到0x0開始的位置，就是把最大0x80000(512k)的system模塊向下移動0x10000(64k)，
- 首先加載LDT和GDT，
- 開啟A20地址線，支持1M以上的記憶體，
- 初始化兩個8259A中斷控制器，
- 通過lmsw 設定cr0最低位位1，進入保護模式，
- 通過jmpi 0:0x8跳轉到絕對地址0x0開始執行system的代碼，system是從boot/head.s開始的，
??這里需要說明幾個事情：
- 我們在下移system模塊的時候，覆寫了BIOS中斷向量表，所以通過BIOS中斷列印字串是行不通的，
- 在實模式中，cs:pc就是真實執行的地址，但是在保護模式中，cs是一個選擇符號，根據選擇符號值不同，分表在GDT或者LDT中查找對應的CS段描述符，其中最重要的就是base地址，當未開啟分頁的時候，這里的base+pc就是我們真實的執行地址，上面我們加載了LDT和GDT，這里的LDT是空，GDT有3項，第零項是空，第一項是代碼段描述符，第二項是資料段描述符，他們的基地址都是0x0，當cs=0x08,ds=0x10時，分別指向這里的第一項和第二項，
??剛剛說了，system下移導致BIOS中斷向量表被沖掉了，于是我們不能夠通過BIOS列印字串，于是這里我們使用的是直接操作顯存記憶體地址顯示字符，這個原理和LinuxKernel tty顯示原理差別不是很大，
??這里我們設計了print_str函式，通過直接操控顯存然后寫入字符進行顯示，這里還使用到了剛剛我們保存的當前游標位置（0x90000 0x90001），寫這個主要還是為了除錯，
??到此，我們已經開始去執行system的內容，其中head.s是入口，下圖是在0x0下斷點得到的setup模塊的一些列印日志，
boot/head.s 階段
??首先我們還是來看一下0x0的位置是否是head.s，換句話來說是否加載好了system模塊，并且，從這里開始，我們就是進入了真正的LinuxKernel的世界，前面都是做一些環境初始化，都是一些固定的內容，
??這里我們需要說明的是，bootsect.S和setup.S用的是intel匯編，而從head.s開始，我們用的都是AT&T匯編，同理，這里我也弄了一個safe_mode_print_str_no_page，列印字串，為了除錯，還是用的直接操作顯存的方式，
??從這里開始，CPU開始作業于保護模式，下面簡要介紹一下作業流程：
- 剛剛我們通過jmpi切換到0x0開始執行，這時cs=0x8,根據setup設定好的GDT，base為0x0，同理我們設定其他段暫存器，
- 設定堆疊為stack_start，這個就是內核堆疊，此符號定義于kernel/sched.c中，如下文，
long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;
struct {
long * a;
short b;
// } stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };
} stack_start = { & user_stack , 0x10 };
- 設定IDT，所有的中斷向量指向ignore_int，一個預定義的中斷服務程式，共256項，每項8byte，
- 重新設定GDT，共256項，每項8byte，重新設定GDT的原因是setup的GDT可能會被沖掉，于是把GDT設定到合理的記憶體位置，這里設定好的GDT有4個，和setup中類似，第0，3個為0.第1，2項為cs和ds的段描述符，
- 檢查A20是否開通，主要是通過判斷0x100000 和 0x0值是否相等，
- 檢查數學協處理器是否存在，
??到這里，我們就開始準備正式進入到init/main.c中的main函式了，但是還差最后一個重要的事情，那就是啟用分頁機制，下面繼續介紹其作業流程：
after_page_tables:
# sky print
push %ebp
lea msg5, %ebp
call safe_mode_print_str_no_page
pop %ebp
#
pushl $0 # These are the parameters to main :-)
pushl $0
pushl $0
pushl $L6 # return address for main, if it decides to.
pushl $main
jmp setup_paging
- 從上面的代碼我們可只，我們在啟用分頁前，把init/main.c中的main函式地址設定到了堆疊中，
- 首先我們把從0x0開始的5頁記憶體清零，每頁4096位元組，其中第一頁為頁表目錄，第2-5頁為頁表，
- 設定頁表目錄的前4項為第2-5頁頁表地址，注意頁表目錄為1024項，每項4位元組，
- 倒序設定每一個頁表的每一項內容，第5頁最后一項為0xfff000，映射之后，2-5頁分別映射好了16MB記憶體的空間，
- 操作cr0，開啟分頁
- 通過ret指令，從堆疊中把main地址彈出去執行，
??到這里，我們正式進入到init/main.c中的main函式中，進入c語言相關代碼的地界，下面是進入main之前的一些日志輸出，
init/main.c 到進入shell
??這里我們進入了init/main.c中的main函式，可從下圖看到，從這里開始，也是我們大家都熟知的Linux內核部分，
void main(void) /* This really IS void, no error here. */
{ /* The startup routine assumes (well, ...) this */
/*
* Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
* enable them
*/
char _my_msg_buf[100];
sprintf(_my_msg_buf, "kernel main() start, root_dev=%x, swap_dev=%x ... ...\0", ORIG_ROOT_DEV, ORIG_SWAP_DEV);
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;
SWAP_DEV = ORIG_SWAP_DEV;
sprintf(term, "TERM=con%dx%d", CON_COLS, CON_ROWS);
envp[1] = term;
envp_rc[1] = term;
drive_info = DRIVE_INFO;
memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10);
memory_end &= 0xfffff000;//align 4k
if (memory_end > 16*1024*1024)//if memory_end > 16MB, set it to be 16 MB
memory_end = 16*1024*1024;
if (memory_end > 12*1024*1024)
buffer_memory_end = 4*1024*1024;
else if (memory_end > 6*1024*1024)
buffer_memory_end = 2*1024*1024;
else
buffer_memory_end = 1*1024*1024;
main_memory_start = buffer_memory_end;
sprintf(_my_msg_buf, "Mem size is %x, buf-mem size is %x, main-mem start %x ... ...\0", memory_end, main_memory_start, buffer_memory_end);
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
#ifdef RAMDISK
sprintf(_my_msg_buf, "ramdisk init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
main_memory_start += rd_init(main_memory_start, RAMDISK*1024);
#endif
sprintf(_my_msg_buf, "memory init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
mem_init(main_memory_start,memory_end);
sprintf(_my_msg_buf, "trap init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
trap_init();
sprintf(_my_msg_buf, "blk init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
blk_dev_init();
sprintf(_my_msg_buf, "chr init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
chr_dev_init();
sprintf(_my_msg_buf, "tty init ... ...\0");
__asm__ (
"push %%ebp\n\t"
"mov %0, %%ebp\n\t"
"call safe_mode_print_str_after_page\n\t"
"pop %%ebp\n\t"
:
:"p"((char *)&_my_msg_buf)
:);
tty_init();
printk("time init ... ...\n\r");
time_init();
printk("sched init ... ...\n\r");
sched_init();
/*
After sched_init()
gdt[0] = NULL
gdt[1] = kernel cs
gdt[2] = kernel ds
gdt[3] = NULL
gdt[4] = task0.tss
gdt[5] = task0.ldt
tr=task0.tss
ldtr=task0.ldt
*/
printk("buffer init ... ...\n\r");
buffer_init(buffer_memory_end);
printk("hd init ... ...\n\r");
hd_init();
printk("floppy init ... ...\n\r");
floppy_init();
printk("enable interrupts ... ...\n\r");
sti();
printk("go to user mode ... ...\n\r");
/*
movl %%esp,%%eax
pushl $0x17
pushl %%eax
pushfl
pushl $0x0f
pushl $1f
iret
1:
movl $0x17,%%eax
mov %%ax,%%ds
mov %%ax,%%es
mov %%ax,%%fs
mov %%ax,%%gs
iret instruction will do follow op:
popl eip
popl cs
popl eflag
popl esp
popl ss
*/
move_to_user_mode();
printf("user_mode: fork() task0 ... ...");
if (!fork()) { /* we count on this going ok */
printf("user_mode: task1 call init ... ...");
init();
}
/*
* NOTE!! For any other task 'pause()' would mean we have to get a
* signal to awaken, but task0 is the sole exception (see 'schedule()')
* as task 0 gets activated at every idle moment (when no other tasks
* can run). For task0 'pause()' just means we go check if some other
* task can run, and if not we return here.
*/
printf("user_mode: task0 call sys_pause() in while ... ...");
for(;;)
__asm__("int $0x80"::"a" (__NR_pause):);
}
??注意，這里我們仍然設計了一個函式為safe_mode_print_str_after_page，通過直接操作顯存進行顯示字串，知道tty_init之后，我們才能夠呼叫printk類似的函式進行列印，
??下面簡要介紹一下main函式主要做的事情：
- 根據我們在setup中保存到記憶體中的記憶體引數初始化高速緩沖區和主存的位置，
- 然后就是我們常見的初始化mm模塊，
- 初始化中斷向量，
- 初始化塊設備，
- 初始化字串設備，
- 初始化tty設備，
- 初始化時間，
- 初始化調度模塊，
- 初始化緩沖區，
- 初始化硬碟，
- 初始化軟盤，
- 開啟中斷，
- 把當前任務切換到用戶態，
??當我們切換到用戶態之后，并且當前我們的行程是0號行程，我們內核的一些重要初始化基本設定完畢，然后就像我們常見的linux編程那樣，通過fork，創建我們的1號行程，然后我們繼續進行下面的事情：
- task0在fork出task1之后，就回圈呼叫sys_pause, 這里主要還是執行schedule()開始執行行程調度，
- task1成功創建后，呼叫setup，開始加載根檔案系統，然后task1 通過fork創建了task2，
- task2通過execve開始運行/bin/sh，進入shell，后續就是一些其他的事情，
??到這里，我們已經把kernel跑起來了，在我除錯的程序中，主要還是mm模塊和schedule模塊有些問題，可能和編譯器版本有關系，反正我生成的代碼，總會報錯，哪怕到現在，我開源出來的我修改的內核，也非常的不穩定，經常崩潰，但是好在正常作業了，
??下面給出兩種不同列印的日志：
tool/build.c
??此工具是生成LinuxKernel鏡像的手段，但是我們在Ubuntu上生成的內核，由于gcc版本變更的原因，需要做一些變更，主要還是把生成的elf格式system模塊通過objcopy 生成二進制記憶體鏡像，主要原因就是elf格式需要一個elf加載器進行各個段的重定位，但是由于我們是內核，所以沒有，詳情，請查看tool/build.c 及 Makefile，
開源
??https://github.com/flyinskyin2013/LinuxKernel-src0.12
??https://gitee.com/sky-X/LinuxKernel-src0.12 （鏡像）
后記
??為啥想要在ubuntu1804環境下弄這個東西呢？一方面是想學習一下，通過踩坑的方式加深自己的理解，另一方面還是太懶了，我只想在我的ubuntu1804上編譯內核，不想安裝其他虛擬機了，我的電腦太卡了（畢竟8年的電腦了QAQ），
??經過了這一波除錯，我對LinuxKernel有了更深的認知，我覺得很不錯，如果以后有必要，我還可以分別對這些模塊進行詳細的查看，在這里，我只是簡單的說明了init/main中的內容，其實，還有許多其他的內容是運行在背后的，比如system_call,sys_table等等內容，還有do_fork do_execve等等內容都是我在除錯程序中踩過的坑，
??這里還是要說明，深入除錯學習這個的原因還是想看看OS是怎么運行起來，雖然不能說已經100%的熟知，但是也可管中窺豹，
??注意，這個版本的內核和現代的2.0，4.0，5.0還缺了一些主要的知識，比如網路堆疊，VFS等，但是其他的一些內容，在現在的最新內核中，多多少少都能夠看到這個版本的一些影子，這也是學習這個內核的原因之一，
PS: 請尊重原創，不喜勿噴，
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標籤：Linux
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