内核引导过程. Part 5.
内核解压
这是内核引导过程系列文章的第五部分。在前一部分我们看到了切换到64位模式的过程，在这一部分我们会从这里继续。我们会看到跳进内核代码的最后步骤：内核解压前的准备、重定位和直接内核解压。所以...让我们再次深入内核源码。
内核解压前的准备
我们停在了跳转到64位入口点——startup_64的跳转之前，它在源文件 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 里面。在之前的部分，我们已经在startup_32里面看到了到startup_64的跳转：
pushl $__KERNEL_CS
leal startup_64(%ebp), %eax
...
...
...
pushl %eax
...
...
...
lret
由于我们加载了新的全局描述符表并且在其他模式有CPU的模式转换（在我们这里是64位模式），我们可以在startup_64的开头看到数据段的建立：
.code64
.org 0x200
ENTRY(startup_64)
xorl %eax, %eax
movl %eax, %ds
movl %eax, %es
movl %eax, %ss
movl %eax, %fs
movl %eax, %gs
除cs之外的段寄存器在我们进入长模式时已经重置。
下一步是计算内核编译时的位置和它被加载的位置的差：
#ifdef CONFIG_RELOCATABLE
leaq startup_32(%rip), %rbp
movl BP_kernel_alignment(%rsi), %eax
decl %eax
addq %rax, %rbp
notq %rax
andq %rax, %rbp
cmpq $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %rbp
jge 1f
#endif
movq $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %rbp
1:
movl BP_init_size(%rsi), %ebx
subl $_end, %ebx
addq %rbp, %rbx
rbp包含了解压后内核的起始地址，在这段代码执行之后rbx会包含用于解压的重定位内核代码的地址。我们已经在startup_32看到类似的代码（你可以看之前的部分计算重定位地址），但是我们需要再做这个计算，因为引导加载器可以用64位引导协议，而startup_32在这种情况下不会执行。
下一步，我们可以看到栈指针的设置和标志寄存器的重置：
leaq boot_stack_end(%rbx), %rsp
pushq $0
popfq
如上所述，rbx寄存器包含了内核解压代码的起始地址，我们把这个地址的boot_stack_entry偏移地址相加放到表示栈顶指针的rsp寄存器。在这一步之后，栈就是正确的。你可以在汇编源码文件 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 的末尾找到boot_stack_end的定义：
.bss
.balign 4
boot_heap:
.fill BOOT_HEAP_SIZE, 1, 0
boot_stack:
.fill BOOT_STACK_SIZE, 1, 0
boot_stack_end:
它在.bss节的末尾，就在.pgtable前面。如果你查看 arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S 链接脚本，你会找到.bss和.pgtable的定义。
由于我们设置了栈，在我们计算了解压了的内核的重定位地址后，我们可以复制压缩了的内核到以上地址。在查看细节之前，我们先看这段汇编代码：
pushq %rsi
leaq (_bss-8)(%rip), %rsi
leaq (_bss-8)(%rbx), %rdi
movq $_bss, %rcx
shrq $3, %rcx
std
rep movsq
cld
popq %rsi
首先我们把rsi压进栈。我们需要保存rsi的值，因为这个寄存器现在存放指向boot_params的指针，这是包含引导相关数据的实模式结构体（你一定记得这个结构体，我们在开始设置内核的时候就填充了它）。在代码的结尾，我们会重新恢复指向boot_params的指针到rsi.
接下来两个leaq指令用_bss - 8偏移和rip和rbx计算有效地址并存放到rsi和rdi. 我们为什么要计算这些地址？实际上，压缩了的代码镜像存放在这份复制了的代码（从startup_32到当前的代码）和解压了的代码之间。你可以通过查看链接脚本 arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S 验证：
. = 0;
.head.text : {
_head = . ;
HEAD_TEXT
_ehead = . ;
}
.rodata..compressed : {
*(.rodata..compressed)
}
.text : {
_text = .; /* Text */
*(.text)
*(.text.*)
_etext = . ;
}
注意.head.text节包含了startup_32. 你可以从之前的部分回忆起它：
__HEAD
.code32
ENTRY(startup_32)
...
...
...
.text节包含解压代码：
.text
relocated:
...
...
...
/*
* Do the decompression, and jump to the new kernel..
*/
...
.rodata..compressed包含了压缩了的内核镜像。所以rsi包含_bss - 8的绝对地址，rdi包含_bss - 8的重定位的相对地址。在我们把这些地址放入寄存器时，我们把_bss的地址放到了rcx寄存器。正如你在vmlinux.lds.S链接脚本中看到了一样，它和设置/内核代码一起在所有节的末尾。现在我们可以开始用movsq指令每次8字节地从rsi到rdi复制代码。
注意在数据复制前有std指令：它设置DF标志，意味着rsi和rdi会递减。换句话说，我们会从后往前复制这些字节。最后，我们用cld指令清除DF标志，并恢复boot_params到rsi.
现在我们有.text节的重定位后的地址，我们可以跳到那里：
leaq relocated(%rbx), %rax
jmp *%rax
在内核解压前的最后准备
在上一段我们看到了.text节从relocated标签开始。它做的第一件事是清空.bss节：
xorl %eax, %eax
leaq _bss(%rip), %rdi
leaq _ebss(%rip), %rcx
subq %rdi, %rcx
shrq $3, %rcx
rep stosq
我们要初始化.bss节，因为我们很快要跳转到C代码。这里我们就清空eax，把_bss的地址放到rdi，把_ebss放到rcx，然后用rep stosq填零。
最后，我们可以调用extract_kernel函数：
pushq %rsi
movq %rsi, %rdi
leaq boot_heap(%rip), %rsi
leaq input_data(%rip), %rdx
movl $z_input_len, %ecx
movq %rbp, %r8
movq $z_output_len, %r9
call extract_kernel
popq %rsi
我们再一次设置rdi为指向boot_params结构体的指针并把它保存到栈中。同时我们设置rsi指向用于内核解压的区域。最后一步是准备extract_kernel的参数并调用这个解压内核的函数。extract_kernel函数在 arch/x86/boot/compressed/misc.c 源文件定义并有六个参数：
rmode- 指向 boot_params 结构体的指针，boot_params被引导加载器填充或在早期内核初始化时填充heap- 指向早期启动堆的起始地址boot_heap的指针input_data- 指向压缩的内核，即arch/x86/boot/compressed/vmlinux.bin.bz2的指针input_len- 压缩的内核的大小output- 解压后内核的起始地址output_len- 解压后内核的大小
所有参数根据 System V Application Binary Interface 通过寄存器传递。我们已经完成了所有的准备工作，现在我们可以看内核解压的过程。
内核解压
就像我们在之前的段落中看到了那样，extract_kernel函数在源文件 arch/x86/boot/compressed/misc.c 定义并有六个参数。正如我们在之前的部分看到的，这个函数从图形/控制台初始化开始。我们要再次做这件事，因为我们不知道我们是不是从实模式开始，或者是使用了引导加载器，或者引导加载器用了32位还是64位启动协议。
在最早的初始化步骤后，我们保存空闲内存的起始和末尾地址。
free_mem_ptr = heap;
free_mem_end_ptr = heap + BOOT_HEAP_SIZE;
在这里 heap 是我们在 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 得到的 extract_kernel 函数的第二个参数：
leaq boot_heap(%rip), %rsi
如上所述，boot_heap定义为：
boot_heap:
.fill BOOT_HEAP_SIZE, 1, 0
在这里BOOT_HEAP_SIZE是一个展开为0x10000(对bzip2内核是0x400000)的宏，代表堆的大小。
在堆指针初始化后，下一步是从 arch/x86/boot/compressed/kaslr.c 调用choose_random_location函数。我们可以从函数名猜到，它选择内核镜像解压到的内存地址。看起来很奇怪，我们要寻找甚至是选择内核解压的地址，但是Linux内核支持kASLR，为了安全，它允许解压内核到随机的地址。
在这一部分，我们不会考虑Linux内核的加载地址的随机化，我们会在下一部分讨论。
现在我们回头看 misc.c. 在获得内核镜像的地址后，需要有一些检查以确保获得的随机地址是正确对齐的，并且地址没有错误：
if ((unsigned long)output & (MIN_KERNEL_ALIGN - 1))
error("Destination physical address inappropriately aligned");
if (virt_addr & (MIN_KERNEL_ALIGN - 1))
error("Destination virtual address inappropriately aligned");
if (heap > 0x3fffffffffffUL)
error("Destination address too large");
if (virt_addr + max(output_len, kernel_total_size) > KERNEL_IMAGE_SIZE)
error("Destination virtual address is beyond the kernel mapping area");
if ((unsigned long)output != LOAD_PHYSICAL_ADDR)
error("Destination address does not match LOAD_PHYSICAL_ADDR");
if (virt_addr != LOAD_PHYSICAL_ADDR)
error("Destination virtual address changed when not relocatable");
在所有这些检查后，我们可以看到熟悉的消息：
Decompressing Linux...
然后调用解压内核的__decompress函数：
__decompress(input_data, input_len, NULL, NULL, output, output_len, NULL, error);
__decompress函数的实现取决于在内核编译期间选择什么压缩算法：
#ifdef CONFIG_KERNEL_GZIP
#include "../../../../lib/decompress_inflate.c"
#endif
#ifdef CONFIG_KERNEL_BZIP2
#include "../../../../lib/decompress_bunzip2.c"
#endif
#ifdef CONFIG_KERNEL_LZMA
#include "../../../../lib/decompress_unlzma.c"
#endif
#ifdef CONFIG_KERNEL_XZ
#include "../../../../lib/decompress_unxz.c"
#endif
#ifdef CONFIG_KERNEL_LZO
#include "../../../../lib/decompress_unlzo.c"
#endif
#ifdef CONFIG_KERNEL_LZ4
#include "../../../../lib/decompress_unlz4.c"
#endif
在内核解压之后，最后两个函数是parse_elf和handle_relocations.这些函数的主要用途是把解压后的内核移动到正确的位置。事实上，解压过程会原地解压，我们还是要把内核移动到正确的地址。我们已经知道，内核镜像是一个ELF可执行文件，所以parse_elf的主要目标是移动可加载的段到正确的地址。我们可以在readelf的输出看到可加载的段：
readelf -l vmlinux
Elf file type is EXEC (Executable file)
Entry point 0x1000000
There are 5 program headers, starting at offset 64
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr
FileSiz MemSiz Flags Align
LOAD 0x0000000000200000 0xffffffff81000000 0x0000000001000000
0x0000000000893000 0x0000000000893000 R E 200000
LOAD 0x0000000000a93000 0xffffffff81893000 0x0000000001893000
0x000000000016d000 0x000000000016d000 RW 200000
LOAD 0x0000000000c00000 0x0000000000000000 0x0000000001a00000
0x00000000000152d8 0x00000000000152d8 RW 200000
LOAD 0x0000000000c16000 0xffffffff81a16000 0x0000000001a16000
0x0000000000138000 0x000000000029b000 RWE 200000
parse_elf函数的目标是加载这些段到从choose_random_location函数得到的output地址。这个函数从检查ELF签名标志开始：
Elf64_Ehdr ehdr;
Elf64_Phdr *phdrs, *phdr;
memcpy(&ehdr, output, sizeof(ehdr));
if (ehdr.e_ident[EI_MAG0] != ELFMAG0 ||
ehdr.e_ident[EI_MAG1] != ELFMAG1 ||
ehdr.e_ident[EI_MAG2] != ELFMAG2 ||
ehdr.e_ident[EI_MAG3] != ELFMAG3) {
error("Kernel is not a valid ELF file");
return;
}
如果是无效的，它会打印一条错误消息并停机。如果我们得到一个有效的ELF文件，我们从给定的ELF文件遍历所有程序头，并用正确的地址复制所有可加载的段到输出缓冲区：
for (i = 0; i < ehdr.e_phnum; i++) {
phdr = &phdrs[i];
switch (phdr->p_type) {
case PT_LOAD:
#ifdef CONFIG_RELOCATABLE
dest = output;
dest += (phdr->p_paddr - LOAD_PHYSICAL_ADDR);
#else
dest = (void *)(phdr->p_paddr);
#endif
memmove(dest, output + phdr->p_offset, phdr->p_filesz);
break;
default:
break;
}
}
这就是全部的工作。
从现在开始，所有可加载的段都在正确的位置。
在parse_elf函数之后是调用handle_relocations函数。这个函数的实现依赖于CONFIG_X86_NEED_RELOCS内核配置选项，如果它被启用，这个函数调整内核镜像的地址，只有在内核配置时启用了CONFIG_RANDOMIZE_BASE配置选项才会调用。handle_relocations函数的实现足够简单。这个函数从基准内核加载地址的值减掉LOAD_PHYSICAL_ADDR的值，从而我们获得内核链接后要加载的地址和实际加载地址的差值。在这之后我们可以进行内核重定位，因为我们知道内核加载的实际地址、它被链接的运行的地址和内核镜像末尾的重定位表。
在内核重定位后，我们从extract_kernel回来，到 arch/x86/boot/compressed/head_64.S.
内核的地址在rax寄存器，我们跳到那里：
jmp *%rax
就是这样。现在我们就在内核里！
结论
这是关于内核引导过程的第五部分的结尾。我们不会再看到关于内核引导的文章（可能有这篇和前面的文章的更新），但是会有关于其他内核内部细节的很多文章。
下一章会描述更高级的关于内核引导过程的细节，如加载地址随机化等等。
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