Linux-5.6.6 内核引导

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2020年9月7日17:58:50评论180 views字数 11446阅读38分9秒阅读模式

Linux-5.6.6 内核引导

本文为看雪论坛优秀文章

看雪论坛作者ID：povcfe



本文详细讲解Linux内核的加载过程，参考Linux-insiders，并结合Linux-5.6.6代码对原文的部分老旧内容做修改。





引导



1. 按下电源开关后, CPU设置寄存器为预定值，程序在实模式下运行，程序首先执行0xfffffff0(映射至ROM)处内容，此处为复位向量，直接跳转至BIOS。


2. BIOS初始化，检查硬件，寻找可引导设备，跳转至引导扇区代码(boot.img)。


  • 寻找可引导设备方式: 定位MBR分区, 引导扇区存储在第一个扇区(512字节)的头446字节处。引导扇区以0x55和0xaa(magic bytes)结束。

  • MBR分区代码只占用一个扇区, 空间较小，只执行了一些初始化工作, 然后跳转至GRUB2的core image(以diskboot.img为起始)继续执行。


3. core image的初始化代码将剩余的core image(包含GRUB 2的内核代码和文件系统驱动)加载到内存中，运行grub_main。


  • 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，加载模块等，最后将grub切换为normal模式
  • normal模式调用grub_normal_execute完成最后的准备工作，显示一个菜单列出可用的操作系统。

  • 选择操作系统后grub_menu_execute_entry被调用，用以运行boot命令，引导操作系统, 运行kernel代码。

  • 内核自带bootloader，但是新版本内核已经弃用。
  • kernel boot protocol规定，bootloader必须具备协议中规定的头信息。




实模式运行内核



1. kernel地址(header.S _start)位于X + sizeof(KernelBootSector) + 1


内核加载进入内存后，空间排布：


      | Protected-mode kernel  |100000   +------------------------+      | I/O memory hole        |0A0000   +------------------------+      | Reserved for BIOS      | Leave as much as possible unused      ~                        ~      | Command line           | (Can also be below the X+10000 mark)X+10000  +------------------------+      | Stack/heap             | For use by the kernel real-mode code.X+08000  +------------------------+      | Kernel setup           | The kernel real-mode code.      | Kernel boot sector     | The kernel legacy boot sector.  X +------------------------+      | Boot loader            | <- Boot sector entry point 0x7C00001000   +------------------------+      | Reserved for MBR/BIOS  |000800   +------------------------+      | Typically used by MBR  |000600   +------------------------+      | BIOS use only          |000000   +------------------------+

kernel初始代码功能：设置段寄存器，堆栈，BSS段，跳转进入main。


2. main函数(主要用来填充boot_params参数)


main函数解析：


copy_boot_params();/*1. 将header.S中定义的hdr拷贝到boot_params结构体的struct setup_header hdr中。2. 如果内核是通过老的命令行协议运行起来的，那么就更新内核的命令行指针(boot_params.hdr.cmd_line_ptr)。*//* Initialize the early-boot console */console_init();/*根据命令行参数设置串口,例如ttyS0*/if (cmdline_find_option_bool("debug"))        puts("early console in setup coden"); /* End of heap check */init_heap();/*1. stack_end = esp - STACK_SIZE2. 如果heap_end大于stack_end，令stack_end=heap_end*//* Make sure we have all the proper CPU support *//*查看当前CPU level，如果低于系统预设的最低CPU level,则系统停止运行*/if (validate_cpu()) {        puts("Unable to boot - please use a kernel appropriate "                "for your CPU.n");        die();}/* Tell the BIOS what CPU mode we intend to run in. */set_bios_mode(); /* Detect memory layout *//*循环执行调用号为0xe820的0x15中断调用，将每次的返回值保存在e820entry数组中,每项的成员如下* 内存段的起始地址* 内存段的大小* 内存段的类型（类型可以是reserved, usable等等)。*/detect_memory();/* Set keyboard repeat rate (why?) and query the lock flags *//*1. 通过中断获得键盘状态2. 设置键盘的按键检测频率*/keyboard_init(); /* Query Intel SpeedStep (IST) information */query_ist(); /* Query APM information */#if defined(CONFIG_APM) || defined(CONFIG_APM_MODULE)        query_apm_bios();#endif         /* Query EDD information */#if defined(CONFIG_EDD) || defined(CONFIG_EDD_MODULE)        query_edd();#endif /* Set the video mode *//*设置屏幕,暂时用不到=。=*/set_video(); /* Do the last things and invoke protected mode */go_to_protected_mode();





内核切换至保护模式



1. mian调用go_to_protected_mode()函数，由实模式切换至保护模式


realmode_switch_hook: 如果boot_params.hdr.realmode_swtch存在，则跳转执行boot_params.hdr.realmode_swtch(禁用NMI中断)，否则直接禁用NMI中断(写数据需要时间，所以后面紧跟io_delay实现短暂延迟)。


enable_a20：检测a20是否被激活，如果没有则尝试多种方法激活a20，激活失败，则系统停止运行。


set_idt(null_idt为空，使用lidt将null_idt加载入idt寄存器)。


static void setup_idt(void){        static const struct gdt_ptr null_idt = {0, 0};        asm volatile("lidtl %0" : : "m" (null_idt));}

set_gdt
  • 使用boot_gdt[]数组存储gdt全局表，初始化CS，DS，TSS表项


/* CS: code, read/execute, 4 GB, base 0 */[GDT_ENTRY_BOOT_CS] = GDT_ENTRY(0xc09b, 0, 0xfffff),/* DS: data, read/write, 4 GB, base 0 */[GDT_ENTRY_BOOT_DS] = GDT_ENTRY(0xc093, 0, 0xfffff),/* TSS: 32-bit tss, 104 bytes, base 4096 *//* We only have a TSS here to keep Intel VT happy; we don't actually use it for anything. */[GDT_ENTRY_BOOT_TSS] = GDT_ENTRY(0x0089, 4096, 103),

  • 使用static struct gdt_ptr gdt存储gdt全局表大小与地址

  • 使用lgdt将gdt_ptr加载如gdt寄存器


protected_mode_jump(boot_params.hdr.code32_start,(u32&boot_params + (ds() << 4));
  • 该函数使用gcc noreturn特性描述
  • 传递code32入口地址(0x100000)，与boot_params内容
  • x86_linux内核引导协议规定使用bzImage时，保护模式的内核被重定位至0x100000

2. 保护模式总结


gdtr寄存器(48位)存储全局描述符表的基址(32位)与大小(16位)。


段寄存器存储段选择子(16位)，包含段描述符在段描述表中的索引，GDT/LDT标志位，RPL请求者优先级(与段描述符中的优先级协同工作)。


段描述符(64位)：


31          24        19      16              7            0------------------------------------------------------------|             | |B| |A|       | |   | |0|E|W|A|            || BASE 31:24  |G|/|L|V| LIMIT |P|DPL|S|  TYPE | BASE 23:16 | 4|             | |D| |L| 19:16 | |   | |1|C|R|A|            |------------------------------------------------------------|                             |                            ||        BASE 15:0            |       LIMIT 15:0           | 0|                             |                            |------------------------------------------------------------


  • Limit(20位)表示内存段长度
  • G = 0, 内存段的长度按照1 byte进行增长(Limit每增加1，段长度增加1 byte)，最大的内存段长度将是1M bytes；
  • G = 1, 内存段的长度按照4K bytes进行增长(Limit每增加1，段长度增加4K bytes)，最大的内存段长度是4G bytes;
  • Base(32位)表示段基址
  • 40-47位定义内存段类型以及支持的操作

  • S标志(第44位)定义了段类型，S = 0说明这个内存段是一个系统段;S = 1说明这个内存段是一个代码段或者是数据段(堆栈段是一种特殊类型的数据段，堆栈段必须是可以进行读写的段)。

  • S = 1的情况下，第43位决定了内存段是数据段还是代码段。如果43位 = 0，说明是一个数据段，否则就是一个代码段。

  • 数据段，第42，41，40位表示的是(E扩展，W可写，A可访问)

  • 代码段，第42，41，40位表示的是(C一致，R可读，A可访问）

              |           Type Field        | Descriptor Type | Description|-----------------------------|-----------------|------------------| Decimal                     |                 ||             0    E    W   A |                 || 0           0    0    0   0 | Data            | Read-Only| 1           0    0    0   1 | Data            | Read-Only, accessed| 2           0    0    1   0 | Data            | Read/Write| 3           0    0    1   1 | Data            | Read/Write, accessed| 4           0    1    0   0 | Data            | Read-Only, expand-down| 5           0    1    0   1 | Data            | Read-Only, expand-down, accessed| 6           0    1    1   0 | Data            | Read/Write, expand-down| 7           0    1    1   1 | Data            | Read/Write, expand-down, accessed|                  C    R   A |                 || 8           1    0    0   0 | Code            | Execute-Only| 9           1    0    0   1 | Code            | Execute-Only, accessed| 10          1    0    1   0 | Code            | Execute/Read| 11          1    0    1   1 | Code            | Execute/Read, accessed| 12          1    1    0   0 | Code            | Execute-Only, conforming| 14          1    1    0   1 | Code            | Execute-Only, conforming, accessed| 13          1    1    1   0 | Code            | Execute/Read, conforming| 15          1    1    1   1 | Code            | Execute/Read, conforming, accessed


  • P 标志(bit 47) 说明该内存段是否已经存在于内存中。如果P = 0，那么在访问这个内存段的时候将报错。

  • AVL 标志(bit 52) 在Linux内核中没有被使用。

  • L 标志(bit 53) 只对代码段有意义，如果L = 1，说明该代码段需要运行在64位模式下。

  • D/B flag(bit 54) 根据段描述符描述的是一个可执行代码段、下扩数据段还是一个堆栈段，这个标志具有不同的功能。（对于32位代码和数据段，这个标志应该总是设置为1；对于16位代码和数据段，这个标志被设置为0。）。

  • 可执行代码段。此时这个标志称为D标志并用于指出该段中的指令引用有效地址和操作数的默认长度。如果该标志置位，则默认值是32位地址和32位或8位的操作数；如果该标志为0，则默认值是16位地址和16位或8位的操作数。指令前缀0x66可以用来选择非默认值的操作数大小；前缀0x67可用来选择非默认值的地址大小。

  • 栈段（由SS寄存器指向的数据段）。此时该标志称为B（Big）标志，用于指明隐含堆栈操作（如PUSH、POP或CALL）时的栈指针大小。如果该标志置位，则使用32位栈指针并存放在ESP寄存器中；如果该标志为0，则使用16位栈指针并存放在SP寄存器中。如果堆栈段被设置成一个下扩数据段，这个B标志也同时指定了堆栈段的上界限。

  • 下扩数据段。此时该标志称为B标志，用于指明堆栈段的上界限。如果设置了该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFFFFFF（4GB）；如果没有设置该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFF（64KB）。





内核切换至长模式



1. x86_64架构下code32_start(内核启动时在0x100000处加载，但是如果内核崩溃，需要重新加载内核时，此处会进行重定位) 在head_64.S(使用-fPIC编译，用于适配内核加载地址重定位)中定义。


2. head_64.S


head_64.S(starup_32) 解析：


        __HEAD  //宏定义，声名代码段(#define __HEAD  .section  ".head.text","ax")        .code32SYM_FUNC_START(startup_32)        cld        /*        * Test KEEP_SEGMENTS flag to see if the bootloader is asking        * us to not reload segments        */        /*        判断loadflags是否设置KEEP_SEGMENTS标志位        */        testb $KEEP_SEGMENTS, BP_loadflags(%esi)         jnz 1f        /*        如果没有设置KEEP_SEGMENTS标志位，则使用DS段描述符初始化数据段寄存器        */        cli        movl    $(__BOOT_DS), %eax        movl    %eax, %ds        movl    %eax, %es        movl    %eax, %ss1: /** Calculate the delta between where we were compiled to run* at and where we were actually loaded at.  This can only be done* with a short local call on x86.  Nothing  else will tell us what* address we are running at.  The reserved chunk of the real-mode* data at 0x1e4 (defined as a scratch field) are used as the stack* for this calculation. Only 4 bytes are needed.*//*使用bootparams结构中的scratch作为临时栈顶，call 1f, popl %ebp(将当前物理位置置于ebp),通过subl $1b, %ebp 定位startup_32真实地址*/        leal    (BP_scratch+4)(%esi), %esp        call    1f1:    popl    %ebp        subl    $1b, %ebp /* setup a stack and make sure cpu supports long mode. *//* startup_32基地址结合boot_stack_end 重新设置栈顶        movl    $boot_stack_end, %eax        addl    %ebp, %eax        movl    %eax, %esp/*调用verify_cpu 判断CPU 是否支持长模式和SSE，如果不支持则不再向长模式跳转*/        call    verify_cpu        testl    %eax, %eax        jnz    .Lno_longmode/** Compute the delta between where we were compiled to run at* and where the code will actually run at.** %ebp contains the address we are loaded at by the boot loader and %ebx* contains the address where we should move the kernel image temporarily* for safe in-place decompression.*/ #ifdef CONFIG_RELOCATABLE        movl    %ebp, %ebx        movl    BP_kernel_alignment(%esi), %eax        decl    %eax        addl    %eax, %ebx        notl    %eax        andl    %eax, %ebx        cmpl    $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %ebx        jae    1f#endif        movl    $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %ebx1:         /* Target address to relocate to for decompression */        movl    BP_init_size(%esi), %eax        subl    $_end, %eax        addl    %eax, %ebx /** Prepare for entering 64 bit mode*/         /* Load new GDT with the 64bit segments using 32bit descriptor */        /*        重新加载全局描述表，64位代码段描述项添加 CS.L(长模式标志为) = 1 CS.D = 0        SYM_DATA_START_LOCAL(gdt)                .word    gdt_end - gdt                .long    gdt                .word    0                .quad    0x00cf9a000000ffff    /* __KERNEL32_CS */                .quad    0x00af9a000000ffff    /* __KERNEL_CS */                .quad    0x00cf92000000ffff    /* __KERNEL_DS */                .quad    0x0080890000000000    /* TS descriptor */                .quad   0x0000000000000000    /* TS continued */        SYM_DATA_END_LABEL(gdt, SYM_L_LOCAL, gdt_end)        */         addl    %ebp, gdt+2(%ebp)        lgdt    gdt(%ebp)         /* Enable PAE mode */        /* cr4寄存器第5位置1,开启PAE模式        movl    %cr4, %eax        orl    $X86_CR4_PAE, %eax        movl    %eax, %cr4         ... (创建页表) ...

页表(IA-32e 分页模式)


1）cr3寄存器


63                  52 51                                                       32--------------------------------------------------------------------------------|                     |                                                          ||    Reserved MBZ     |            Address of the top level structure            ||                     |                                                          |--------------------------------------------------------------------------------31                                  12 11            5     4     3 2             0--------------------------------------------------------------------------------|                                     |               |  P  |  P  |              ||  Address of the top level structure |   Reserved    |  C  |  W  |    Reserved  ||                                     |               |  D  |  T  |              |--------------------------------------------------------------------------------

  • Bits 63:52 - reserved must be 0.

  • Bits 51:12 - stores the address of the top level paging structure;

  • Bits 11:5 - reserved must be 0;

  • Bits 4:3 - PWT or Page-Level Writethrough and PCD or Page-level cache disable indicate. These bits control the way the page or Page Table is handled by the hardware cache;

  • Bits 2:0 - ignored;


2）页表项


63  62                  52 51                                                  32--------------------------------------------------------------------------------| N |                     |                                                     ||   |     Available       |     Address of the paging structure on lower level  || X |                     |                                                     |--------------------------------------------------------------------------------31                                              12 11  9 8 7 6 5   4   3 2 1     0--------------------------------------------------------------------------------|                                                |     | M |I| | P | P |U|W|    || Address of the paging structure on lower level | AVL | B |G|A| C | W | | |  P ||                                                |     | Z |N| | D | T |S|R|    |--------------------------------------------------------------------------------


  • Bits 63 - N/X位(不可执行位)表示被这个页表项映射的所有物理页执行代码的能力；

  • Bits 62：52 - CPU忽略，被系统软件使用；

  • Bits 51：12 - 存储低级分页结构的物理地址；

  • Bits 11：9 - 被 CPU 忽略；

  • MBZ - 必须为 0；

  • 忽略位；

  • A - 访问标志位暗示物理页或者页结构被访问；

  • PWT 和 PCD 用于缓存；

  • U/S - 普通用户/超级管理员访问标志位 控制被这个页表项映射的所有物理页的访问权限；

  • R/W - 读写位 控制被这个页表项映射的所有物理页的读写权限;

  • P - 存在位 表示页表或物理页是否被加载进内存；


3）线性地址转换为物理地址


  • 64位线性地址只有低48位有意义
  • cr3寄存器存储4级页表地址
  • 线性地址中的第39位到第47位存储4级页表项索引，第30位到第38位存储3级页表项索引，第29位到第21位存储2级页表项索引，第12位到第20位存储1级页表项索引，第0位到第11位提供物理页的字节偏移；


继续解析 head_64.S(starup_32)：


  /* Enable Long mode in EFER (Extended Feature Enable Register) */        /*        启用拓展寄存器        */        movl    $MSR_EFER, %ecx        rdmsr        btsl    $_EFER_LME, %eax        wrmsr         /* After gdt is loaded */        /*        初始化LDT寄存器        */        xorl    %eax, %eax        lldt    %ax        movl    $__BOOT_TSS, %eax        ltr    %ax         /*        * Setup for the jump to 64bit mode        *        * When the jump is performend we will be in long mode but        * in 32bit compatibility mode with EFER.LME = 1, CS.L = 0, CS.D = 1        * (and in turn EFER.LMA = 1).    To jump into 64bit mode we use        * the new gdt/idt that has __KERNEL_CS with CS.L = 1.        * We place all of the values on our mini stack so lret can        * used to perform that far jump.        */        pushl    $__KERNEL_CS        leal    startup_64(%ebp), %eax        pushl    %eax         /* Enter paged protected Mode, activating Long Mode */        /*        启用分页机制        */        movl    $(X86_CR0_PG | X86_CR0_PE), %eax /* Enable Paging and Protected mode */        movl    %eax, %cr0         /* Jump from 32bit compatibility mode into 64bit mode. */        /*        cs段选择子(指向cs_kernel_64段描述符)，rip(startup_64物理地址)，已经压入栈中        */        lret        /*        跳转进入startup_64        */SYM_FUNC_END(startup_32)




长模式下内核解压缩



1. 进入64位长模式后，将数据段寄存器设置为空描述符，以实现寻址平坦化(长模式下段寄存器，段描述符显得有些鸡肋，只保留部分功能)。


2. 如果设置了内核重定位，则首先通过rip相对寻址获得当前代码段加载的基地址，2MB字节对齐后，与LOAD_PHYSICAL_ADDR比较，如果不同，则使用该基地址替换LOAD_PHYSICAL_ADDR(这种操作在startup32中实现过，但是在这里又实现一遍是因为64位引导可以直接跳到startup_64而忽略startup_32)，紧接着将rbx设置为用以解压内核的代码的地址。


3. 按照64位引导协议，重置rsp(以rbx为基地址)，flag寄存器，GDT。


4. 将压缩内核(位于当前代码与解压缩代码之间)复制到栈上(rbx为基地址)后，跳转到rbx处(用于解压内核的代码段)。


5. 因为接下来会执行c语言程序，所以提前清空bss段。


6. 调用extract_kernel函数。
  • 初始化video/console(程序不知道系统引导类型，所以再次初始化)
  • 初始化堆，堆长度为0x10000
  • 调用choose_random_location(用来适配KASLR安全机制)选择可以用来写入已解压内核的物理空间
  • 原地解压内核
  • parse_elf函数将内核可加载段加载入choose_random_location的返回地址
  • handle_relocations函数完成到64位内核代码段的跳转。


至此，x86_64架构下64位linux内核成功运行。



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  • 本文由 发表于 2020年9月7日17:58:50
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