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。
