来源:https://www.cnblogs.com/longintchar/p/5224406.html 在进入保护模式之前,我们先要学习一些基础知识.今天我们看一下全局描述符表(Global Descriptor Table, 简称GDT). 同实模式一样,在保护模式下,对内存的访问仍然使用段地址加偏移地址.但是,在保护模式下,在每个段能够访问之前,必须先登记.这就好比像C语言中,“对变量的使用必须先定义”一样. 每个段在能够使用之前,都要为这个段建立一个描述符.每个描述符占8个字节,这些描

内核知识第六讲,内核编写规范,以及获取GDT表 一丶内核驱动编写规范 我们都知道,在ring3下,如果我们的程序出错了.那么就崩溃了.但是在ring0下,只要我们的程序崩溃了.那么直接就蓝屏了. 那么有那些规范? 1.最基本的检查要有. 比如检查指针是否为NULL,基本的校验错误必须有 2.对内存进行操作的时候,要进行内存判断.下面提供内存判断的API BOOLEAN MmIsAddressValid( IN PVOID VirtualAddress ); 给定一个缓冲区,然后检查其内存是否有效

本文主要讲解通过curl 实现表单提交登录.单独的表单提交与表单登录都差不多,因此就不单独说了. 说明:针对curl表单提交实现登录,不是所有网站都适用,原因是有些网站后台做了限制或有其他校验.我们不知道这些网站后台的限制或校验机制具体是什么,因此直接curl表单登录可能是不行的. 当然,如下案例是可以用curl登录的. 案例:LeanCloud登录 要求和结果 要求:通过curl登录后,能正常访问leancloud的应用页面. 登录页面链接如下: https://leancloud.cn/da

Linux系统调用表 记录下来,免得到处找 32位 int 0x80 %eax Name Source %ebx %ecx %edx %esx %edi 1 sys_exit kernel/exit.c int - - - - 2 sys_fork arch/i386/kernel/process.c struct pt_regs - - - - 3 sys_read fs/read_write.c unsigned int char * size_t - - 4 sys_write fs/re

一.为什么需要异常表? 处于内核态的程序有下面四种情况会产生缺页异常: 1.内核试图访问属于进程地址空间的页,但是,该页对应的页框不存在或者内核试图去访问一个只读的页,分别对应“请求调页”和“写时复制”两种情况. 2.内核寻址到属于内核地址空间的页,但是相应的页表项没有被初始化,这个对应“非连续内存区访问”. 3.内核代码包含编程错误,函数执行产生异常,这是一个内核漏洞. 4.系统调用服务例程试图读写一个内存区,而该内存区的地址是通过系统调用参数传递过来的,但确不属于进程的地址空间. 前面两种情

把 Windows 下的应用部署到 Linux 下,使用到了 Quartz 集群的特性,所以建了 MySql 的中间表,一启动看到报错: Invocation of init method failed; nested exception is org.quartz.JobPersistenceException: Couldn't retrieve trigger: Table 'unmijob.QRTZ_TRIGGERS' doesn't exist [See nested exceptio

TLB - translation lookaside buffer 快表,直译为旁路快表缓冲,也可以理解为页表缓冲,地址变换高速缓存. 由于页表存放在主存中,因此程序每次访存至少需要两次:一次访存获取物理地址,第二次访存才获得数据.提高访存性能的关键在于依靠页表的访问局部性.当一个转换的虚拟页号被使用时,它可能在不久的将来再次被使用到,. TLB是一种高速缓存,内存管理硬件使用它来改善虚拟地址到物理地址的转换速度.当前所有的个人桌面,笔记本和服务器处理器都使用TLB来进行虚拟地址到物理地址的映

一．Android版本与Linux内核的关系 http://www.cnblogs.com/qiengo/archive/2012/07/16/2593234.html 英文名 中文名 Android版本 Linux内核版本 No 无 1.1   Cupcake  纸杯蛋糕 1.5 2.6.27 Donut 甜甜圈 1.6 2.6.29 Eclair  松饼 2.0 2.6.29 Eclair 松饼 2.1 2.6.29 Froyo 冻酸奶 2.2 2.6.32 Gingerbread 姜饼 2

在Unix中使用lower_case_tables_name=0,在Windows中使用lower_case_tables_name=2.这样了可以保留数据库名和表名的大小写.不利之处是必须确保在Windows中查询总是用正确大小写引用数据库名和表名.如果将查询转移到Unix中,由于在Unix中大小写很重要,如果大小写不正确,它们不工作.例外:如果你正使用InnoDB表,在任何平台上均应将lower_case_tables_name设置为1,以强制将名转换为小写.请注意在Unix中将lower_

内核版本 Linux 4.7 Note:64位系统中,不再使用int 0x80来进行系统调用,取而代之的是syscall指令 %rax System call %rdi %rsi %rdx %r10 %r8 %r9 0 sys_read unsigned int fd char *buf size_t count 1 sys_write unsigned int fd const char *buf size_t count 2 sys_open const char *filename int

1.用ROOT登录,修改/etc/my.cnf 2.在[mysqld]下加入一行:lower_case_table_names=1 0:区分大小写,1:不区分大小写 3.重新启动数据库即可

系统调用号 函数名 入口点 源码 0 read sys_read fs/read_write.c 1 write sys_write fs/read_write.c 2 open sys_open fs/open.c 3 close sys_close fs/open.c 4 stat sys_newstat fs/stat.c 5 fstat sys_newfstat fs/stat.c 6 lstat sys_newlstat fs/stat.c 7 poll sys_poll fs/sel

MySQL在windows下是不区分大小写的,将script文件导入MySQL后表名也会自动转化为小写,结果再想要将数据库导出放到linux服务 器中使用时就出错了.因为在linux下表名区分大小写而找不到表,查了很多都是说在linux下更改MySQL的设置使其也不区分大小写,但是有没有办 法反过来让windows 下大小写敏感呢.其实方法是一样的,相应的更改windows中MySQL的设置就行了.     具体操作:         在MySQL的配置文件my.ini中增加一行:       

以下只是个人看了<linux内核完全注释>的一点理解,如果有错误,欢迎指正! 1 eip中保存的地址是逻辑地址.线性地址还是物理地址? 这个应该要分情况.eip保存的是下一条要执行的指令地址,也就是说cpu是根据eip到内存中去寻找指定的内容.如果cpu工作在实模式,那么eip保存的就是物理地址:如果cpu工作在保护模式下,那么cpu在去内存寻找指定的内容之前要先将eip加上当前程序代码段的基址(通过当前cs所指向的代码段描述符获得),即获得当前程序的线性地址,如果cpu没有开启分页机制,那么

1.概览 2.逻辑地址到线性地址 逻辑地址到线性地址的映射在IA-32体系结构中又被称为段式映射.如上图所示,段式映射我们首先需要获取逻辑地址和段选择符,段选择符用于获取GDT中段的基地址,将逻辑地址作为偏移和段基地址相加获得线性地址.如图为详细的逻辑地址到线性地址的映射过程: 根据指令的性质来确定使用哪一个段寄存器: 根据段寄存器内容,找到相应的地址段描述符结构,段描述符结构一般放在GDT,LDT,TR或IDT中,描述表的起始地址保存在GDTR,LDTR,TR和IDTR寄存器中: 从地址描述结

转自:http://blog.chinaunix.net/uid-24774106-id-3427836.html 我们都知道,动态共享库里面的函数的共享的,这也是动态库的优势所在,就是节省内存.C 编译出来的可执行文件几乎都会用到libc的库,假如没有这个共享的技术,每个可执行文件都要占一份libc库的内存,这将是极大的内存浪费. 可是一直没搞明白,怎么样才能证明共享库里面函数的地址在物理内存层面是同一份?其实,这个问题的本质是程序里面的逻辑地址和物理内存地址之间是怎样映射的,说的再赤裸裸一点

head的作用 注意:bootsect和setup汇编采用intel的汇编风格,而在head中,此时已经进入32位保护模式,汇编的采用的AT&T的汇编语言,编译器当然也就变成对应的编译和连接器了,很多汇编指令右侧都会多l,如or变成orl却别与实模式的汇编指令. ①设置中断描述符表: >中断描述符表设置为256个项,初始化指向ignore_int中断门.然后加载中断描述符表寄存器. ②检查 A20 地址线是否已经打开,测试系统是否含有数学协处理器 ②设置全局描述符表: ③设置分页机制: &g

转自:http://blog.csdn.net/rosetta/article/details/8570681 Linux操作系统基础(四)保护模式内存管理(2) 转载请注明出处:http://blog.csdn.net/rosetta           本节主要讲:保护模式内存管理相关的物理地址空间,逻辑和线性地址空间,段选择符,段寄存器,段描述符. 物理地址空间 保护模式下,IA-32架构提供了一个4GBytes(2^32bytes)正常大小的物理寻址空间.处理器可以使用地址总线录址这些地

在 Linux环境下做C语言项目,由于是在一个原有项目基础之上进行二次开发,而且项目工程庞大复杂,出现了不少问题,其中遇到最多.花费时间最长的问题就是著名的“段错误”(Segmentation Fault).借此机会系统学习了一下,这里对 Linux环境下的段错误做个小结,方便以后同类问题的排查与解决. 1. 段错误是什么 一句话来说,段错误是指访问的内存超出了系统给这个程序所设定的内存空间,例如访问了不存在的内存地址.访问了系统保护的内存地址.访问了只读的内存地址等等情况.这里贴一个对于“段错

Linux 0.12 内核管理存储器 其分段,用分段的机制把进程间的虚拟地址分隔开. 每一个进程都有一张段表LDT.整个系统有一张GDT表.且整个系统仅仅有一个总页表. 其地址翻译过程为: 程序中给出的32位地址(实际上被看做段内偏移地址),再依据代码段寄存器CS中的16位段选择子,可在GDT或LDT中查找对应的段描写叙述符.从段描写叙述符中提取段的基地址,与程序给出的32位地址相加.得到结果为线性地址. 依据此线性地址查找系统页文件夹表,再查二级或是多级页表,终于得到物理地址. 此方式系统仅仅

知识共享许可协议本作品采用知识共享署名 4.0 国际许可协议进行许可.转载保留声明头部与原文链接https://luzeshu.com/blog/gdb-bug 本博客同步在http://www.cnblogs.com/papertree/p/6298774.html 在用qemu + gdb 调试linux内核时,遇到一个gdb的bug:"Remote 'g' packet reply is too long" ,记录一下. 1. 实验环境 1. qemu 版本: luzeshu@l