内核初始化 第一部分
踏入内核代码的第一步(TODO: Need proofreading)
上一章是引导过程的最后一部分。从现在开始,我们将深入探究 Linux 内核的初始化过程。在解压缩完 Linux 内核镜像、并把它妥善地放入内存后,内核就开始工作了。我们在第一章中介绍了 Linux 内核引导程序,它的任务就是为执行内核代码做准备。而在本章中,我们将探究内核代码,看一看内核的初始化过程——即在启动 PID 为 1
的 init
进程前,内核所做的大量工作。
本章的内容很多,介绍了在内核启动前的所有准备工作。arch/x86/kernel/head_64.S 文件中定义了内核入口点,我们会从这里开始,逐步地深入下去。在 start_kernel
函数(定义在 init/main.c) 执行之前,我们会看到很多的初期的初始化过程,例如初期页表初始化、切换到一个新的内核空间描述符等等。
在上一章的最后一节中,我们跟踪到了 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 文件中的 jmp 指令:
jmp *%rax
此时 rax
寄存器中保存的就是 Linux 内核入口点,通过调用 decompress_kernel
(arch/x86/boot/compressed/misc.c) 函数后获得。由此可见,内核引导程序的最后一行代码是一句指向内核入口点的跳转指令。既然已经知道了内核入口点定义在哪,我们就可以继续探究 Linux 内核在引导结束后做了些什么。
内核执行的第一步
OK,在调用了 decompress_kernel
函数后,rax
寄存器中保存了解压缩后的内核镜像的地址,并且跳转了过去。解压缩后的内核镜像的入口点定义在 arch/x86/kernel/head_64.S,这个文件的开头几行如下:
__HEAD
.code64
.globl startup_64
startup_64:
...
...
...
我们可以看到 startup_64
过程定义在了 __HEAD
区段下。 __HEAD
只是一个宏,它将展开为可执行的 .head.text
区段:
#define __HEAD .section ".head.text","ax"
我们可以在 arch/x86/kernel/vmlinux.lds.S 链接器脚本文件中看到这个区段的定义:
.text : AT(ADDR(.text) - LOAD_OFFSET) {
_text = .;
...
...
...
} :text = 0x9090
除了对 .text
区段的定义,我们还能从这个脚本文件中得知内核的默认物理地址与虚拟地址。_text
是一个地址计数器,对于 x86_64 来说,它定义为:
. = __START_KERNEL;
__START_KERNEL
宏的定义在 arch/x86/include/asm/page_types.h 头文件中,它由内核映射的虚拟基址与基物理起始点相加得到:
#define _START_KERNEL (__START_KERNEL_map + __PHYSICAL_START)
#define __PHYSICAL_START ALIGN(CONFIG_PHYSICAL_START, CONFIG_PHYSICAL_ALIGN)
换句话说:
- Linux 内核的物理基址 -
0x1000000
; - Linux 内核的虚拟基址 -
0xffffffff81000000
.
现在我们知道了 startup_64
过程的默认物理地址与虚拟地址,但是真正的地址必须要通过下面的代码计算得到:
leaq _text(%rip), %rbp
subq $_text - __START_KERNEL_map, %rbp
没错,虽然定义为 0x1000000
,但是仍然有可能变化,例如启用 kASLR 的时候。所以我们当前的目标是计算 0x1000000
与实际加载地址的差。这里我们首先将RIP相对地址(rip-relative
)放入 rbp
寄存器,并且从中减去 $_text - __START_KERNEL_map
。我们已经知道, _text
在编译后的默认虚拟地址为 0xffffffff81000000
, 物理地址为 0x1000000
。__START_KERNEL_map
宏将展开为 0xffffffff80000000
,因此对于对于第二行汇编代码,我们将得到如下的表达式:
rbp = 0x1000000 - (0xffffffff81000000 - 0xffffffff80000000)
在计算过后,rbp
的值将为 0
,代表了实际加载地址与编译后的默认地址之间的差值。在我们这个例子中,0
代表了 Linux 内核被加载到了默认地址,并且没有启用 kASLR 。
在得到了 startup_64
的地址后,我们需要检查这个地址是否已经正确对齐。下面的代码将进行这项工作:
testl $~PMD_PAGE_MASK, %ebp
jnz bad_address
在这里我们将 rbp
寄存器的低32位与 PMD_PAGE_MASK
进行比较。PMD_PAGE_MASK
代表中层页目录(Page middle directory
)屏蔽位(相关信息请阅读 paging 一节),它的定义如下:
#define PMD_PAGE_MASK (~(PMD_PAGE_SIZE-1))
#define PMD_PAGE_SIZE (_AC(1, UL) << PMD_SHIFT)
#define PMD_SHIFT 21
可以很容易得出 PMD_PAGE_SIZE
为 2MB
。在这里我们使用标准公式来检查对齐问题,如果 text
的地址没有对齐到 2MB
,则跳转到 bad_address
。
在此之后,我们通过检查高 18
位来防止这个地址过大:
leaq _text(%rip), %rax
shrq $MAX_PHYSMEM_BITS, %rax
jnz bad_address
这个地址必须不超过 46
个比特,即小于2的46次方:
#define MAX_PHYSMEM_BITS 46
OK,至此我们完成了一些初步的检查,可以继续进行后续的工作了。
修正页表基地址
在开始设置 Identity 分页之前,我们需要首先修正下面的地址:
addq %rbp, early_level4_pgt + (L4_START_KERNEL*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (510*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (511*8)(%rip)
addq %rbp, level2_fixmap_pgt + (506*8)(%rip)
如果 startup_64
的值不为默认的 0x1000000
的话, 则包括 early_level4_pgt
、level3_kernel_pgt
在内的很多地址都会不正确。rbp
寄存器中包含的是相对地址,因此我们把它与 early_level4_pgt
、level3_kernel_pgt
以及 level2_fixmap_pgt
中特定的项相加。首先我们来看一下它们的定义:
NEXT_PAGE(early_level4_pgt)
.fill 511,8,0
.quad level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
NEXT_PAGE(level3_kernel_pgt)
.fill L3_START_KERNEL,8,0
.quad level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
.quad level2_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
NEXT_PAGE(level2_kernel_pgt)
PMDS(0, __PAGE_KERNEL_LARGE_EXEC,
KERNEL_IMAGE_SIZE/PMD_SIZE)
NEXT_PAGE(level2_fixmap_pgt)
.fill 506,8,0
.quad level1_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
.fill 5,8,0
NEXT_PAGE(level1_fixmap_pgt)
.fill 512,8,0
看起来很难理解,实则不然。首先我们来看一下 early_level4_pgt
。它的前 (4096 - 8) 个字节全为 0
,即它的前 511
个项均不使用,之后的一项是 level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
。我们知道 __START_KERNEL_map
是内核的虚拟基地址,因此减去 __START_KERNEL_map
后就得到了 level3_kernel_pgt
的物理地址。现在我们来看一下 _PAGE_TABLE
,它是页表项的访问权限:
#define _PAGE_TABLE (_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_USER | \
_PAGE_ACCESSED | _PAGE_DIRTY)
更多信息请阅读 分页 部分.
level3_kernel_pgt
中保存的两项用来映射内核空间,在它的前 510
(即 L3_START_KERNEL
)项均为 0
。这里的 L3_START_KERNEL
保存的是在上层页目录(Page Upper Directory)中包含__START_KERNEL_map
地址的那一条索引,它等于 510
。后面一项 level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
中的 level2_kernel_pgt
比较容易理解,它是一条页表项,包含了指向中层页目录的指针,它用来映射内核空间,并且具有如下的访问权限:
#define _KERNPG_TABLE (_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_ACCESSED | \
_PAGE_DIRTY)
level2_fixmap_pgt
是一系列虚拟地址,它们可以在内核空间中指向任意的物理地址。它们由level2_fixmap_pgt
作为入口点、10
MB 大小的空间用来为 vsyscalls 做映射。level2_kernel_pgt
则调用了PDMS
宏,在 __START_KERNEL_map
地址处为内核的 .text
创建了 512
MB 大小的空间(这 512
MB空间的后面是模块内存空间)。
现在,在看过了这些符号的定义之后,让我们回到本节开始时介绍的那几行代码。rbp
寄存器包含了实际地址与 startup_64
地址之差,其中 startup_64
的地址是在内核链接时获得的。因此我们只需要把它与各个页表项的基地址相加,就能够得到正确的地址了。在这里这些操作如下:
addq %rbp, early_level4_pgt + (L4_START_KERNEL*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (510*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (511*8)(%rip)
addq %rbp, level2_fixmap_pgt + (506*8)(%rip)
换句话说,early_level4_pgt
的最后一项就是 level3_kernel_pgt
,level3_kernel_pgt
的最后两项分别是 level2_kernel_pgt
和 level2_fixmap_pgt
, level2_fixmap_pgt
的第507项就是 level1_fixmap_pgt
页目录。
在这之后我们就得到了:
early_level4_pgt[511] -> level3_kernel_pgt[0]
level3_kernel_pgt[510] -> level2_kernel_pgt[0]
level3_kernel_pgt[511] -> level2_fixmap_pgt[0]
level2_kernel_pgt[0] -> 512 MB kernel mapping
level2_fixmap_pgt[507] -> level1_fixmap_pgt
需要注意的是,我们并不修正 early_level4_pgt
以及其他页目录的基地址,我们会在构造、填充这些页目录结构的时候修正。我们修正了页表基地址后,就可以开始构造这些页目录了。
Identity Map Paging
现在我们可以进入到对初期页表进行 Identity 映射的初始化过程了。在 Identity 映射分页中,虚拟地址会被映射到地址相同的物理地址上,即 1 : 1
。下面我们来看一下细节。首先我们找到 _text
与 _early_level4_pgt
的 RIP 相对地址,并把他们放入 rdi
与 rbx
寄存器中。
leaq _text(%rip), %rdi
leaq early_level4_pgt(%rip), %rbx
在此之后我们使用 rax
保存 _text
的地址。同时,在全局页目录表中有一条记录中存放的是 _text
的地址。为了得到这条索引,我们把 _text
的地址右移 PGDIR_SHIFT
位。
movq %rdi, %rax
shrq $PGDIR_SHIFT, %rax
leaq (4096 + _KERNPG_TABLE)(%rbx), %rdx
movq %rdx, 0(%rbx,%rax,8)
movq %rdx, 8(%rbx,%rax,8)
其中 PGDIR_SHIFT
为 39
。PGDIR_SHIFT
表示的是在虚拟地址下的全局页目录位的屏蔽值(mask)。下面的宏定义了所有类型的页目录的屏蔽值:
#define PGDIR_SHIFT 39
#define PUD_SHIFT 30
#define PMD_SHIFT 21
此后我们就将 level3_kernel_pgt
的地址放进 rdx
中,并将它的访问权限设置为 _KERNPG_TABLE
(见上),然后将 level3_kernel_pgt
填入 early_level4_pgt
的两项中。
然后我们给 rdx
寄存器加上 4096
(即 early_level4_pgt
的大小),并把 rdi
寄存器的值(即 _text
的物理地址)赋值给 rax
寄存器。之后我们把上层页目录中的两个项写入 level3_kernel_pgt
:
addq $4096, %rdx
movq %rdi, %rax
shrq $PUD_SHIFT, %rax
andl $(PTRS_PER_PUD-1), %eax
movq %rdx, 4096(%rbx,%rax,8)
incl %eax
andl $(PTRS_PER_PUD-1), %eax
movq %rdx, 4096(%rbx,%rax,8)
下一步我们把中层页目录表项的地址写入 level2_kernel_pgt
,然后修正内核的 text 和 data 的虚拟地址:
leaq level2_kernel_pgt(%rip), %rdi
leaq 4096(%rdi), %r8
1: testq $1, 0(%rdi)
jz 2f
addq %rbp, 0(%rdi)
2: addq $8, %rdi
cmp %r8, %rdi
jne 1b
这里首先把 level2_kernel_pgt
的地址赋值给 rdi
,并把页表项的地址赋值给 r8
寄存器。下一步我们来检查 level2_kernel_pgt
中的存在位,如果其为0,就把 rdi
加上8以便指向下一个页。然后我们将其与 r8
(即页表项的地址)作比较,不相等的话就跳转回前面的标签 1
,反之则继续运行。
接下来我们使用 rbp
(即 _text
的物理地址)来修正 phys_base
物理地址。将 early_level4_pgt
的物理地址与 rbp
相加,然后跳转至标签 1
:
addq %rbp, phys_base(%rip)
movq $(early_level4_pgt - __START_KERNEL_map), %rax
jmp 1f
其中 phys_base
与 level2_kernel_pgt
第一项相同,为 512
MB的内核映射。
跳转至内核入口点之前的最后准备
此后我们就跳转至标签1
来开启 PAE
和 PGE
(Paging Global Extension),并且将phys_base
的物理地址(见上)放入 rax
就寄存器,同时将其放入 cr3
寄存器:
1:
movl $(X86_CR4_PAE | X86_CR4_PGE), %ecx
movq %rcx, %cr4
addq phys_base(%rip), %rax
movq %rax, %cr3
接下来我们检查CPU是否支持 NX 位:
movl $0x80000001, %eax
cpuid
movl %edx,%edi
首先将 0x80000001
放入 eax
中,然后执行 cpuid
指令来得到处理器信息。这条指令的结果会存放在 edx
中,我们把他再放到 edi
里。
现在我们把 MSR_EFER
(即 0xc0000080
)放入 ecx
,然后执行 rdmsr
指令来读取CPU中的Model Specific Register (MSR)。
movl $MSR_EFER, %ecx
rdmsr
返回结果将存放于 edx:eax
。下面展示了 EFER
各个位的含义:
63 32
--------------------------------------------------------------------------------
| |
| Reserved MBZ |
| |
--------------------------------------------------------------------------------
31 16 15 14 13 12 11 10 9 8 7 1 0
--------------------------------------------------------------------------------
| | T | | | | | | | | | |
| Reserved MBZ | C | FFXSR | LMSLE |SVME|NXE|LMA|MBZ|LME|RAZ|SCE|
| | E | | | | | | | | | |
--------------------------------------------------------------------------------
在这里我们不会介绍每一个位的含义,没有涉及到的位和其他的 MSR 将会在专门的部分介绍。在我们将 EFER
读入 edx:eax
之后,通过 btsl
来将 _EFER_SCE
(即第0位)置1,设置 SCE
位将会启用 SYSCALL
以及 SYSRET
指令。下一步我们检查 edi
(即 cpuid
的结果(见上)) 中的第20位。如果第 20
位(即 NX
位)置位,我们就只把 EFER_SCE
写入MSR。
btsl $_EFER_SCE, %eax
btl $20,%edi
jnc 1f
btsl $_EFER_NX, %eax
btsq $_PAGE_BIT_NX,early_pmd_flags(%rip)
1: wrmsr
如果支持 NX 那么我们就把 _EFER_NX
也写入MSR。在设置了 NX 后,还要对 cr0
(control register) 中的一些位进行设置:
X86_CR0_PE
- 系统处于保护模式;X86_CR0_MP
- 与CR0的TS标志位一同控制 WAIT/FWAIT 指令的功能;X86_CR0_ET
- 386允许指定外部数学协处理器为80287或80387;X86_CR0_NE
- 如果置位,则启用内置的x87浮点错误报告,否则启用PC风格的x87错误检测;X86_CR0_WP
- 如果置位,则CPU在特权等级为0时无法写入只读内存页;X86_CR0_AM
- 当AM位置位、EFLGS中的AC位置位、特权等级为3时,进行对齐检查;X86_CR0_PG
- 启用分页.
#define CR0_STATE (X86_CR0_PE | X86_CR0_MP | X86_CR0_ET | \
X86_CR0_NE | X86_CR0_WP | X86_CR0_AM | \
X86_CR0_PG)
movl $CR0_STATE, %eax
movq %rax, %cr0
为了从汇编执行C语言代码,我们需要建立一个栈。首先将栈指针 指向一个内存中合适的区域,然后重置FLAGS寄存器
movq stack_start(%rip), %rsp
pushq $0
popfq
在这里最有意思的地方在于 stack_start
。它也定义在当前的源文件中:
GLOBAL(stack_start)
.quad init_thread_union+THREAD_SIZE-8
对于 GLOABL
我们应该很熟悉了。它在 arch/x86/include/asm/linkage.h 头文件中定义如下:
#define GLOBAL(name) \
.globl name; \
name:
THREAD_SIZE
定义在 arch/x86/include/asm/page_64_types.h,它依赖于 KASAN_STACK_ORDER
的值:
#define THREAD_SIZE_ORDER (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
首先来考虑当禁用了 kasan 并且 PAGE_SIZE
大小为4096时的情况。此时 THREAD_SIZE
将为 16
KB,代表了一个线程的栈的大小。为什么是线程
?我们知道每一个进程可能会有父进程和子进程。事实上,父进程和子进程使用不同的栈空间,每一个新进程都会拥有一个新的内核栈。在Linux内核中,这个栈由 thread_info
结构中的一个union表示:
union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};
例如,init_thread_union
定义如下:
union thread_union init_thread_union __init_task_data =
{ INIT_THREAD_INFO(init_task) };
其中 INIT_THREAD_INFO
接受 task_struct
结构类型的参数,并进行一些初始化操作:
#define INIT_THREAD_INFO(tsk) \
{ \
.task = &tsk, \
.flags = 0, \
.cpu = 0, \
.addr_limit = KERNEL_DS, \
}
task_struct
结构在内核中代表了对进程的描述。因此,thread_union
包含了关于一个进程的低级信息,并且其位于进程栈底:
+-----------------------+
| |
| |
| |
| Kernel stack |
| |
| |
| |
|-----------------------|
| |
| struct thread_info |
| |
+-----------------------+
需要注意的是我们在栈顶保留了 8
个字节的空间,用来保护对下一个内存页的非法访问。
在初期启动栈设置好之后,使用 lgdt
指令来更新全局描述符表:
lgdt early_gdt_descr(%rip)
其中 early_gdt_descr
定义如下:
early_gdt_descr:
.word GDT_ENTRIES*8-1
early_gdt_descr_base:
.quad INIT_PER_CPU_VAR(gdt_page)
需要重新加载 全局描述附表
的原因是,虽然目前内核工作在用户空间的低地址中,但很快内核将会在它自己的内存地址空间中运行。下面让我们来看一下 early_gdt_descr
的定义。全局描述符表包含了32项,用于内核代码、数据、线程局部存储段等:
#define GDT_ENTRIES 32
现在来看一下 early_gdt_descr_base
. 首先,gdt_page
的定义在arch/x86/include/asm/desc.h中:
struct gdt_page {
struct desc_struct gdt[GDT_ENTRIES];
} __attribute__((aligned(PAGE_SIZE)));
它只包含了一项 desc_struct
的数组gdt
。desc_struct
定义如下:
struct desc_struct {
union {
struct {
unsigned int a;
unsigned int b;
};
struct {
u16 limit0;
u16 base0;
unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1;
unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8;
};
};
} __attribute__((packed));
它跟 GDT
描述符的定义很像。同时需要注意的是,gdt_page
结构是 PAGE_SIZE
(4096
) 对齐的,即 gdt
将会占用一页内存。
下面我们来看一下 INIT_PER_CPU_VAR
,它定义在 arch/x86/include/asm/percpu.h,只是将给定的参数与 init_per_cpu__
连接起来:
#define INIT_PER_CPU_VAR(var) init_per_cpu__##var
所以在宏展开之后,我们会得到 init_per_cpu__gdt_page
。而在 linker script 中可以发现:
#define INIT_PER_CPU(x) init_per_cpu__##x = x + __per_cpu_load
INIT_PER_CPU(gdt_page);
INIT_PER_CPU
扩展后也将得到 init_per_cpu__gdt_page
并将它的值设置为相对于 __per_cpu_load
的偏移量。这样,我们就得到了新GDT的正确的基地址。
per-CPU变量是2.6内核中的特性。顾名思义,当我们创建一个 per-CPU
变量时,每个CPU都会拥有一份它自己的拷贝,在这里我们创建的是 gdt_page
per-CPU变量。这种类型的变量有很多有点,比如由于每个CPU都只访问自己的变量而不需要锁等。因此在多处理器的情况下,每一个处理器核心都将拥有一份自己的 GDT
表,其中的每一项都代表了一块内存,这块内存可以由在这个核心上运行的线程访问。这里 Concepts/per-cpu 有关于 per-CPU
变量的更详细的介绍。
在加载好了新的全局描述附表之后,跟之前一样我们重新加载一下各个段:
xorl %eax,%eax
movl %eax,%ds
movl %eax,%ss
movl %eax,%es
movl %eax,%fs
movl %eax,%gs
在所有这些步骤都结束后,我们需要设置一下 gs
寄存器,令它指向一个特殊的栈 irqstack
,用于处理中断:
movl $MSR_GS_BASE,%ecx
movl initial_gs(%rip),%eax
movl initial_gs+4(%rip),%edx
wrmsr
其中, MSR_GS_BASE
为:
#define MSR_GS_BASE 0xc0000101
我们需要把 MSR_GS_BASE
放入 ecx
寄存器,同时利用 wrmsr
指令向 eax
和 edx
处的地址加载数据(即指向 initial_gs
)。cs
, fs
, ds
和 ss
段寄存器在64位模式下不用来寻址,但 fs
和 gs
可以使用。 fs
和 gs
有一个隐含的部分(与实模式下的 cs
段寄存器类似),这个隐含部分存储了一个描述符,其指向 Model Specific Registers。因此上面的 0xc0000101
是一个 gs.base
MSR 地址。当发生系统调用 或者 中断时,入口点处并没有内核栈,因此 MSR_GS_BASE
将会用来存放中断栈。
接下来我们把实模式中的 bootparam 结构的地址放入 rdi
(要记得 rsi
从一开始就保存了这个结构体的指针),然后跳转到C语言代码:
movq initial_code(%rip),%rax
pushq $0
pushq $__KERNEL_CS
pushq %rax
lretq
这里我们把 initial_code
放入 rax
中,并且向栈里分别压入一个无用的地址、__KERNEL_CS
和 initial_code
的地址。随后的 lreq
指令表示从栈上弹出返回地址并跳转。initial_code
同样定义在这个文件里:
.balign 8
GLOBAL(initial_code)
.quad x86_64_start_kernel
...
...
...
可以看到 initial_code
包含了 x86_64_start_kernel
的地址,其定义在 arch/x86/kerne/head64.c:
asmlinkage __visible void __init x86_64_start_kernel(char * real_mode_data) {
...
...
...
}
这个函数接受一个参数 real_mode_data
(刚才我们把实模式下数据的地址保存到了 rdi
寄存器中)。
这个函数是内核中第一个执行的C语言代码!
走进 start_kernel
在我们真正到达“内核入口点”-init/main.c中的start_kernel函数之前,我们还需要最后的准备工作:
首先在 x86_64_start_kernel
函数中可以看到一些检查工作:
BUILD_BUG_ON(MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map);
BUILD_BUG_ON(MODULES_VADDR - __START_KERNEL_map < KERNEL_IMAGE_SIZE);
BUILD_BUG_ON(MODULES_LEN + KERNEL_IMAGE_SIZE > 2*PUD_SIZE);
BUILD_BUG_ON((__START_KERNEL_map & ~PMD_MASK) != 0);
BUILD_BUG_ON((MODULES_VADDR & ~PMD_MASK) != 0);
BUILD_BUG_ON(!(MODULES_VADDR > __START_KERNEL));
BUILD_BUG_ON(!(((MODULES_END - 1) & PGDIR_MASK) == (__START_KERNEL & PGDIR_MASK)));
BUILD_BUG_ON(__fix_to_virt(__end_of_fixed_addresses) <= MODULES_END);
这些检查包括:模块的虚拟地址不能低于内核 text 段基地址 __START_KERNEL_map
,包含模块的内核 text 段的空间大小不能小于内核镜像大小等等。BUILD_BUG_ON
宏定义如下:
#define BUILD_BUG_ON(condition) ((void)sizeof(char[1 - 2*!!(condition)]))
我们来理解一下这些巧妙的设计是怎么工作的。首先以第一个条件 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map
为例:!!conditions
等价于 condition != 0
,这代表如果 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map
为真,则 !!(condition)
为1,否则为0。执行2*!!(condition)
之后数值变为 2
或 0
。因此,这个宏执行完后可能产生两种不同的行为:
- 编译错误。因为我们尝试取获取一个字符数组索引为负数的变量的大小。
- 没有编译错误。
就是这么简单,通过C语言中某些常量导致编译错误的技巧实现了这一设计。
接下来 start_kernel 调用了 cr4_init_shadow
函数,其中存储了每个CPU中 cr4
的Shadow Copy。上下文切换可能会修改 cr4
中的位,因此需要保存每个CPU中 cr4
的内容。在这之后将会调用 reset_early_page_tables
函数,它重置了所有的全局页目录项,同时向 cr3
中重新写入了的全局页目录表的地址:
for (i = 0; i < PTRS_PER_PGD-1; i++)
early_level4_pgt[i].pgd = 0;
next_early_pgt = 0;
write_cr3(__pa_nodebug(early_level4_pgt));
很快我们就会设置新的页表。在这里我们遍历了所有的全局页目录项(其中 PTRS_PER_PGD
为 512
),将其设置为0。之后将 next_early_pgt
设置为0(会在下一篇文章中介绍细节),同时把 early_level4_pgt
的物理地址写入 cr3
。__pa_nodebug
是一个宏,将被扩展为:
((unsigned long)(x) - __START_KERNEL_map + phys_base)
此后我们清空了从 __bss_stop
到 __bss_start
的 _bss
段,下一步将是建立初期 IDT(中断描述符表)
的处理代码,内容很多,我们将会留到下一个部分再来探究。
总结
第一部分关于Linux内核的初始化过程到这里就结束了。
如果你有任何问题或建议,请在twitter上联系我 0xAX,或者通过邮件与我沟通,还可以新开issue。
下一部分我们会看到初期中断处理程序的初始化过程、内核空间的内存映射等。