linux_insides_cn之一：内核引导过程

1、内核引导过程

1. 从引导加载程序内核

问题：

• 底层是如何工做的
• 程序是如何运行的
• 如何在内存定位的
• 内核是如何管理进程和内存的
• 网络堆是如何在底层工做的

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过程：
按下电源开关 ——> 主板发送信号给电源 ——> 电源收到信号给电脑供电 ——> 主板收到“电源备妥信号” ——> 尝试启动CPU ——> CPU复位全部寄存器数据，并设置预约值
注意：
处理器开始在“实模式”工做，它有20位的寻址总线，寻址空间是0~2^20（1MB），但它的寄存器却只有16位（2^16即64KB），因此实模式使用“段式内存管理”来管理整个内存空间。
替代方法：

PhysicalAddress = Segment * 16 + offset

但：

>>> hex((0xffff << 4) + 0xffff)
'0x10ffef'

已经超出1MB范围。既然实模式下， CPU 只能访问 1MB 地址空间，0x10ffef变成有A20缺陷的0x00ffef（CPU只有20位，最高位将被舍弃）

• CS：代码段寄存器
• IP：指令指针寄存器

CS:IP 两个寄存器指示了 CPU 当前将要读取的指令的地址 电脑复位后，CPU寄存器中的预约义数据：

IP          0xfff0
CSselector    0xf000
CSbase        0xffff000

逻辑地址： CS:IP

0xffff0000:0xfff0
>>> 0xffff0000 + 0xfff0
'0xfffffff0'

这个地方是复位向量(Reset vector)。这是CPU在重置后指望执行的第一条指令的内存地址。它包含一个jump指令，这个指令一般指向BIOS入口点。
在初始化和检查硬件以后，须要寻找到一个可引导设备。可引导设备列表存储在在 BIOS 配置中, BIOS 将根据其中配置的顺序，尝试从不一样的设备上寻找引导程序。对于硬盘，BIOS 将尝试寻找引导扇区。
一个真实的启动扇区包含了分区表，已经用来启动系统的指令，而不是像咱们上面的程序，只是输出了一个感叹号就结束了。从启动扇区的代码被执行开始，BIOS 就将系统的控制权转移给了引导程序。
实模式下的1MB地址空间分配表：

0x00000000 - 0x000003FF - Real Mode Interrupt Vector Table 实模式中断向量表
0x00000400 - 0x000004FF - BIOS Data Area BIOS数据区
0x00000500 - 0x00007BFF - Unused 未被使用
0x00007C00 - 0x00007DFF - Our Bootloader 咱们的引导加载程序
0x00007E00 - 0x0009FFFF - Unused
0x000A0000 - 0x000BFFFF - Video RAM (VRAM) Memory 视频RAM（VRAM）存储器
0x000B0000 - 0x000B7777 - Monochrome Video Memory 单色视频存储器
0x000B8000 - 0x000BFFFF - Color Video Memory 彩色视频存储器
0x000C0000 - 0x000C7FFF - Video ROM BIOS 视频ROMD的BIOS 
0x000C8000 - 0x000EFFFF - BIOS Shadow Area BIOS阴影区
0x000F0000 - 0x000FFFFF - System BIOS 系统BIOS

问题：CPU 执行的第一条指令是在地址0xFFFFFFF0处，这个地址远远大于0xFFFFF ( 1MB )。那么实模式下的 CPU 是如何访问到这个地址的呢？文档coreboot给出了答案:

0xFFFE_0000 - 0xFFFF_FFFF: 128 kilobyte ROM mapped into address space

0xFFFFFFF0这个地址被映射到了 ROM，所以 CPU 执行的第一条指令来自于 ROM，而不是RAM。
小总结：

1. CPU寄存器复位（0xffff0）
2. 读取ROM指令（jump）
3. 跳转至BIOS入口点
4. 寻找可引导设备（可引导程序，可引导扇区）

拓展知识：

• boot protocol

遗留问题:

• BIOS设置存储在哪里？

2. 引导程序

Linux有多种引导程序，好比GRUB 2和syslinux.
当 BIOS 已经选择了一个启动设备，而且将控制权转移给了启动扇区中的代码（boot.img，很是简单只作必要初始化），跳转到 GRUB 2's core image（diskboot.img，通常是在磁盘上存储在启动扇区以后到第一个可用分区以前）去执行。
core image 的初始化代码会把整个 core image （包括 GRUB 2的内核代码和文件系统驱动）引导到内存中。引导完成以后，grub_main将被调用。
grub_main 初始化控制台，计算模块基地址，设置 root 设备，读取 grub 配置文件，加载模块。最后，将 GRUB 置于 normal 模式，在这个模式中，grub_normal_execute (from grub-core/normal/main.c) 将被调用以完成最后的准备工做，而后显示一个菜单列出所用可用的操从引导加载程序内核1做系统。当某个操做系统被选择以后，grub_menu_execute_entry 开始执行，它将调用 GRUB的boot命令，来引导被选中的操做系统。
正如kernel boot protocol 所描述的，引导程序必须填充 kernel setup header （位于 kernelsetup code 偏移0x01f1处）的必要字段。
当 bootloader 完成任务，将执行权移交给 kernel.
小总结：

// 读取可引导程序，包括：
1. 启动扇区代码（boot.img），必要的初始化，跳转至 GRUB 2's core image
2. core image 的初始化代码将core image（内核代码、文件系统驱动）引导到内存中
3. 引导完成后，调用grub_main，初始化控制台、计算模块基地址、设置root设备、读取grub配置文件、加载模块。将GRUB置于normal模式，最后调用grub_normal_execute显示可用的操做系统
4. 当操做系统被选择以后，grub_menu_execute_entry 开始执行，将调用GRUB的 boot 命令，引导被选中的操做系统
5. 当 bootloader完成任务后，将执行权移交给kernel

遗留问题：

• bootloader做用是什么？

3. 内核设置

从技术上说，内核尚未被运行起来，由于首先咱们须要正确设置内核，启动内存管理，进程管理等等。
而内核设置代码的运行起点是 _start函数，但在其开始以前，还有不少代码（bootloader）。去除这些做为 bootloader 使用的代码，真正的内核代码就从_start开始了。其余的 bootloader (grub2 and others) 知道 _start 所在的位置（从MZ头开始偏移0x200字节），因此这些 bootloader 就会忽略全部在这个位置前的代码（这些以前的代码位于.bstext段中），直接跳转到这个位置启动内核。从引导加载程序内核。
_start 开始就是一个 jmp 语句，短跳转至 start_of_setup - 1f。在_start标号以后的第一个标号为1的代码段中包含了剩下的 setup header 结构。在标号为1的代码段结束以后，紧接着就是标号为start_of_setup的代码段（这个代码段位于.entrytext代码区，这个代码段中的第一条指令其实是内核开始执行以后的第一条指令）
从start_of_setup标号开始的代码须要完成下面这些事情：

• 将全部段寄存器的值设置成同样的内容
• 设置堆栈
• 设置bss（静态变量区）
• 跳转到main.c开始执行代码

(1)段寄存器设置

• 代码段寄存器CS（Code Segment） 存放当前正在运行的程序代码所在段的段基址，表示当前使用的指令代码能够从该段寄存器指定的存储器段中取得，相应的偏移量则由IP提供。
• 数据段寄存器DS（Data Segment） 指出当前程序使用的数据所存放段的最低地址，即存放数据段的段基址。
• 堆栈段寄存器SS（Stack Segment） 指出当前堆栈的底部地址，即存放堆栈段的段基址。
• 附加段寄存器ES（Extra Segment） 指出当前程序使用附加数据段的段基址，该段是串操做指令中目的串所在的段。

将DS和ES段寄存器的内容设置同样:

movw %ds, %ax
movw %ax, %es
sti

将DS和CS段寄存器设置相同的值：

pushw %ds   //将DS寄存器的值入栈
pushw $6f   //将标号为6的代码段地址入栈
lretw      //执行lretw指令将把标号为6的内存地址放入ip寄存器

(2)设置堆栈

绝大部分的 setup 代码都是为 C 语言运行环境作准备。在设置了ds和es寄存器以后，接下来step的代码将检查ss寄存器的内容，若是寄存器的内容不对，那么将进行更正：

movw %ss, %dx
cmpw %ax, %dx  //比较ss是否等于ax
movw %sp, %dx  //将sp值保存到dx
je 2f          //两数相等跳转至标号2段代码

2: andw $~3, %dx //将dx寄存器的值（就是当前sp寄存器的值）4字节对齐
   jnz 3f        //检查是否为0，不为0跳转
   movww $0xfffc, %dx //为0表示栈区已满，须要将sp重置至栈底一个字节前 0xfffc
3: movw %ax, %ss      //由于ss和ax相等，因此设置ss栈底地址为0x10000
   movzwl %dx, %esp  //不为0保留当前sp的值
   sti

特别地，当 ss != ds 时，要先将setup code 的结束地址 _end 写入 dx寄存器，而后再检查 loadflags 中是否设置了 CAN_USE_HEAP 标志。

1)CAN_USE_HEAP被置位

movw heap_end_ptr, dx
overflow dx + STACK_SIZE, CF_flag //判断dx是否在栈顶，意思是若是在栈顶 0+STACK_SIZE=ss jn 2f

2)CAN_USE_HEAP没被置位

movw dx + STACK_SIZE, dx //同理 jmp 2f

(3)BSS段设置

在咱们正式执行C代码以前，还有2件事情须要完成：

• 设置正确的BSS段
• 检查 magic 签名

首先检查 magic 签名 setup_sig，若是签名不对，直接跳转到 setup_bad 部分执行代码：

cmpl $0x5a5aaa55, setup_sig
jne setup_bad

若是 magic 签名是对的，那么咱们只要设置好 BSS 段就能够考试执行C代码了。
BSS 段用来存储那些没有被初始化的静态变量。对于这个段使用的内存， Linux 首先使用下面的代码将其所有清零：

movw $__bss_start, %di
movw $_end+3, %cx
xorl %eax, %eax
subw %di, %cx
shrw $2, %cx
rep; stopsl

在这段代码中，首先将__bss_start地址放入di寄存器，而后将_end + 3（4字节对齐）地址放入cx，接着使用xor指令将ax寄存器清零，接着计算 BSS 段的大小（cx -di），让后将大小放入cx寄存器。接下来将cx寄存器除4，最后使用rep; stosl指令将ax寄存器的值（0）写入寄存器整个 BSS 段。

• BSS段 ：一般是指用来存放程序中 未初始化的全局变量、静态变量（全局变量未初始化时默认为0）的一块内存区域

• 数据段 ：一般是指用来存放程序中 初始化后的全局变量和静态变量

• 代码段 ：一般是指用来存放程序中 代码和常量

• 堆 ：一般是指用来存放程序中 进程运行时被动态分配的内存段 ( 动态分配：malloc / new，者动态释放：free / delete)

• 栈 ：一般是指用来存放程序中 用户临时建立的局部变量、函数形参、数组（局部变量未初始化则默认为垃圾值）也就是说咱们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味着在数据段中存放变量）。除 之外，在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，而且待到调用结束后，函数的返回值也会被存放回栈中。因为栈的先进后出特色，因此栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上讲，咱们能够把堆栈当作一个寄存、交换临时数据的内存区。它是由操做系统分配的，内存的申请与回收都由OS管理。

(4)跳转到main函数

到目前为止，咱们完成了堆栈和 BSS 的设置，如今咱们能够正式跳入main()函数来执行 C代码了：

calll main

小总结：

1. 执行_start函数
2. 开始是一个jmp语句，跳转至start_of_setip - 1f (该代码段中包含了剩下的setup header结构)
3. 在 start_of_setip - 1f 代码段结束以后，执行 start_of_setup 的代码段，实际上这是内核开始执行以后的第一条指令
4. start_of_setup 代码开始后，将完成如下工做：
- 将全部段寄存器的值设置成同样的内容
- 设置堆栈
- 设置bss(静态变量区)
- 跳转到main.c开始执行代码

遗留问题：

• 为何要将全部段寄存器的值设置成同样？
• 设置堆栈时，只设置了ss与sp的值，没有设置堆的操做？

main() 函数定义在 arch/x86/boot/main.c， 下一篇文章将会详细介绍在Linux内核设置过程当中调用的第一个C代码（main()），也将介绍诸如 memset, memcpy, earlyprintk 这些底层函数的实现，敬请期待！