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内核启动

1. 内核启动

按下电源键->主板向电源组发出信号->主板启动CPU->CPU重置所有寄存器数据->初始化信息->BIOS程序执行

初始化信息：

IP          0xfff0
CS selector 0xf000
CS base     0xffff0000
IP/EIP (Instruction Pointer) : 指令指针寄存器，记录将要执行的指令在代码段内的偏移地址
CS（Code Segment Register）：代码段寄存器，指向CPU当前执行代码在内存中的区域（定义了存放代码的存储器的起始地址）

1.1 BIOS

BIOS执行程序存储在ROM中，起始位置为0XFFFF0，当CS:IP指向该位置时，BIOS开始执行。BIOS主要包括以下内存映射：

0x00000000 - 0x000003FF - Real Mode Interrupt Vector Table //中断向量表
0x00000400 - 0x000004FF - BIOS Data Area  // BIOS数据
0x00000500 - 0x00007BFF - Unused  //
0x00007C00 - 0x00007DFF - Our Bootloader
0x00007E00 - 0x0009FFFF - Unused
0x000A0000 - 0x000BFFFF - Video RAM (VRAM) Memory
0x000B0000 - 0x000B7777 - Monochrome Video Memory
0x000B8000 - 0x000BFFFF - Color Video Memory
0x000C0000 - 0x000C7FFF - Video ROM BIOS
0x000C8000 - 0x000EFFFF - BIOS Shadow Area
0x000F0000 - 0x000FFFFF - System BIOS

BIOS程序在内存最开始的位置（0x00000）用1 KB的内存空间（0x00000～0x003FF）构建中断向量表，在紧挨着它的位置用256字节的内存空间构建BIOS数据区（0x00400～0x004FF），并在大约57 KB以后的位置（0x0E05B）加载了8 KB左右的与中断向量表相应的若干中断服务程序。中断向量表中有256个中断向量，每个中断向量占4字节，其中两个字节是CS的值，两个字节是IP的值。每个中断向量都指向一个具体的中断服务程序。

1.2 BootLoader

boot.img由boot.S编译而成，512字节，安装在启动盘的第一个扇区，即MBR。由于空间有限，其代码十分简单，仅仅是起到一个引导的作用，指向后续的核心镜像文件，即core.img。core.img包括很多重要的部分，如lzma_decompress.img、diskboot.img、kernel.img等，结构如下图。

1_1.png

  1. 1、boot.img加载core.img的第一个扇区，即diskboot.img，对应代码为diskboot.S
  2. diskboot.img加载core.img的其他部分模块，先是解压缩程序 lzma_decompress.img，再往下是 kernel.img，最后是各个模块 module 对应的映像。这里需要注意，它不是 Linux 的内核，而是 grub 的内核。注意，lzma_decompress.img 对应的代码是 startup_raw.S，本来 kernel.img 是压缩过的，现在执行的时候，需要解压缩
  3. 加载完core之后，启动grub_main函数。
  4. grub_main函数初始化控制台，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作，然后显示一个菜单列出所用可用的操作系统。当某个操作系统被选择之后，grub_menu_execute_entry 开始执行，它将调用 GRUB 的 boot 命令，来引导被选中的操作系统。

   在这之前，我们所有遇到过的程序都非常非常小，完全可以在实模式下运行，但是随着我们加载的东西越来越大，实模式这 1M 的地址空间实在放不下了，所以在真正的解压缩之前，lzma_decompress.img 做了一个重要的决定，就是调用 real_to_prot，切换到保护模式，这样就能在更大的寻址空间里面，加载更多的东西。

1.4 内核运行

BootLoader加载后，就要正式启动内核，首先要完成实模式到保护模式的切换。在实模式下的中断显然不可以和保护模式的中断同日而语，因此我们需要关闭旧的中断（cli）并确立新的中断（sti）。main函数能够适应保护模式的中断服务体系被重建完毕才会打开中断，而那时候响应中断的服务程序将不再是BIOS提供的中断服务程序，取而代之的是由系统自身提供的中断服务程序。

  cli、sti总是在一个完整操作过程的两头出现，目的是避免中断在此期间的介入。接下来的代码将为操作系统进入保护模式做准备。此处即将进行实模式下中断向量表和保护模式下中断描述符表（IDT）的交接工作。试想，如果没有cli，又恰好发生中断，如用户不小心碰了一下键盘，中断就要切进来，就不得不面对实模式的中断机制已经废除、保护模式的中断机制尚未完成的尴尬局面，结果就是系统崩溃。cli、sti保证了这个过程中，IDT能够完整创建，以避免不可预料中断的进入造成IDT创建不完整或新老中断机制混用。
此时，重要角色要登场了，他们就是中断描述符表IDT和全局描述符表GDT。

  • GDT（Global Descriptor Table，全局描述符表），在系统中唯一的存放段寄存器内容（段描述符）的数组，配合程序进行保护模式下的段寻址。它在操作系统的进程切换中具有重要意义，可理解为所有进程的总目录表，其中存放每一个任务（task）局部描述符表（LDT, Local Descriptor Table）地址和任务状态段（TSS, Task Structure Segment）地址，完成进程中各段的寻址、现场保护与现场恢复。GDTR是GDT基地址寄存器，当程序通过段寄存器引用一个段描述符时，需要取得GDT的入口，GDTR标识的即为此入口。在操作系统对GDT的初始化完成后，可以用LGDT（Load GDT）指令将GDT基地址加载至GDTR。
  • IDT（Interrupt Descriptor Table，中断描述符表），保存保护模式下所有中断服务程序的入口地址，类似于实模式下的中断向量表。IDTR（IDT基地址寄存器），保存IDT的起始地址。
    32位的中断机制和16位的中断机制，在原理上有比较大的差别。最明显的是16位的中断机制用的是中断向量表，中断向量表的起始位置在0x00000处，这个位置是固定的；32位的中断机制用的是中断描述符表（IDT），位置是不固定的，可以由操作系统的设计者根据设计要求灵活安排，由IDTR来锁定其位置。GDT是保护模式下管理段描述符的数据结构，对操作系统自身的运行以及管理、调度进程有重大意义。

1.5 A20

实模式下，当程序寻址超过0xFFFFF时，CPU将“回滚”至内存地址起始处寻址（注意，在只有20根地址线的条件下，0xFFFFF+1=0x00000，最高位溢出）。例如，系统的段寄存器（如CS）的最大允许地址为0xFFFF，指令指针（IP）的最大允许段内偏移也为0xFFFF，两者确定的最大绝对地址为0x10FFEF，这将意味着程序中可产生的实模式下的寻址范围比1 MB多出将近64 KB（一些特殊寻址要求的程序就利用了这个特点）。这样，此处对A20地址线的启用相当于关闭CPU在实模式下寻址的“回滚”机制。
A20如果没打开，则计算机处于20位的寻址模式，超过0xFFFFF寻址必然“回滚”。一个特例是0x100000会回滚到0x000000，也就是说，地址0x100000处存储的值必然和地址0x000000处存储的值完全相同。通过在内存0x000000位置写入一个数据，然后比较此处和1 MB（0x100000，注意，已超过实模式寻址范围）处数据是否一致，就可以检验A20地址线是否已打开。

1.6 head程序

head程序是进入main之前的最后一步了。head在空间创建了内核分页机制，即在0x000000的位置创建了页目录表、页表、缓冲区、GDT、IDT，并将head程序已经执行过的代码所占内存空间覆盖。这意味着head程序自己将自己废弃，main函数即将开始执行。具体的分页机制因为较为复杂，所以打算放在后续介绍内存管理的部分再单独介绍。

  head构造IDT，使中断机制的整体架构先搭建起来（实际的中断服务程序挂接则在main函数中完成），并使所有中断服务程序指向同一段只显示一行提示信息就返回的服务程序。从编程技术上讲，这种初始化操作，既可以防止无意中覆盖代码或数据而引起的逻辑混乱，也可以对开发过程中的误操作给出及时的提示。IDT有256个表项，实际只使用了几十个，对于误用未使用的中断描述符，这样的提示信息可以提醒开发人员注意错误。

  除此之外，head程序要废除已有的GDT，并在内核中的新位置重新创建GDT。原来GDT所在的位置是设计代码时在setup.s里面设置的数据，将来这个setup模块所在的内存位置会在设计缓冲区时被覆盖。如果不改变位置，将来GDT的内容肯定会被缓冲区覆盖掉，从而影响系统的运行。这样一来，将来整个内存中唯一安全的地方就是现在head.s所在的位置了。

1.7 内核初始化

通过main函数完成一系列的初始化后才会打开新的中断，从而使内核正式运行起来。该部分主要包括：

1、为进程0建立内核态堆栈

2、清零eflags寄存器

3、调用setup_idt()用空的中断处理程序填充IDT

4、把BIOS中获得的参数传递给第一个页框

5、用GDT和IDT表填充寄存器

  完成这些之后，内核就正式运行，开始创建0号进程了。

1.8 0号进程创建

源码位置位于init/main.c中的start_kernel()，表示内核初始化的流程，其中的第一步就是运行 set_task_stack_end_magic(&init_task)创建初始进程。init_task的定义是 struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task)。它是系统创建的第一个进程，我们称为 0 号进程。这是唯一一个没有通过 fork 或者 kernel_thread产生的进程，是进程列表的第一个。

init_task是静态定义的一个进程，也就是说当内核被放入内存时，它就已经存在，它没有自己的用户空间，一直处于内核空间中运行，并且也只处于内核空间运行。
0号进程用于包括内存、页表、必要数据结构、信号、调度器、硬件设备等的初始化。当它执行到最后（剩余初始化）时，将start_kernel中所有的初始化执行完成后，会在内核中启动一个kernel_init内核线程和一个kthreadd内核线程。
kernel_init内核线程执行到最后会通过execve系统调用执行转变为我们所熟悉的init进程
而kthreadd内核线程是内核用于管理调度其他的内核线程的守护线程。在最后init_task将变成一个idle进程，用于在CPU没有进程运行时运行它，它在此时仅仅用于空转。

1.9 中断初始化

trap_init()设置了很多的中断门（Interrupt Gate)，用于处理各种中断，如系统调用的中断门set_system_intr_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32)。

void trap_init(void)
{
    int i;
    //设置系统的硬件中断 中断位于kernel/asm.s 或 system_call.s
    set_trap_gate(0,÷_error);//0中断，位于/kernel/asm.s 19行
    set_trap_gate(1,&debug);
    set_trap_gate(2,&nmi);
    set_system_gate(3,&int3);    /* int3-5 can be called from all */
    set_system_gate(4,&overflow);
    set_system_gate(5,&bounds);
    set_trap_gate(6,&invalid_op);
    set_trap_gate(7,&device_not_available);
    set_trap_gate(8,&double_fault);
    set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);
    set_trap_gate(10,&invalid_TSS);
    set_trap_gate(11,&segment_not_present);
    set_trap_gate(12,&stack_segment);
    set_trap_gate(13,&general_protection);
    set_trap_gate(14,&page_fault);
    set_trap_gate(15,&reserved);
    set_trap_gate(16,&coprocessor_error);
    for (i=17;i<48;i++)
        set_trap_gate(i,&reserved);
    set_trap_gate(45,&irq13);
    outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);
    outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);
    set_trap_gate(39,¶llel_interrupt);
}

1.10 内存初始化

// init/main.c
/*
 * Set up kernel memory allocators
 */
static void __init mm_init(void)
{
    /*
     * page_ext requires contiguous pages,
     * bigger than MAX_ORDER unless SPARSEMEM.
     */
    page_ext_init_flatmem();
    mem_init();
    kmem_cache_init();
    pgtable_init();
    vmalloc_init();
    ioremap_huge_init();
    /* Should be run before the first non-init thread is created */
    init_espfix_bsp();
    /* Should be run after espfix64 is set up. */
    pti_init();
}
  • page_ext_init_flatmem()和cgroup的初始化相关，该部分是docker技术的核心部分
  • mem_init()初始化内存管理的伙伴系统
  • kmem_cache_init()完成内核slub内存分配体系的初始化，相关的还有buffer_init
  • pgtable_init()完成页表初始化，包括页表锁ptlock_init()和vmalloc_init()完成vmalloc的初始化
  • ioremap_huge_init() ioremap实现I/O内存资源由物理地址映射到虚拟地址空间，此处为其功能的初始化
  • init_espfix_bsp()和pti_init()完成PTI（page table isolation）的初始化

调度器初始化
剩余初始化：区分内核区和用户区，初始化1号进程和2号进程
在运行用户进程之前，尚需要完成一件事：区分内核态和用户态。x86 提供了分层的权限机制，把区域分成了四个 Ring，越往里权限越高，越往外权限越低。操作系统很好地利用了这个机制，将能够访问关键资源的代码放在 Ring0，我们称为内核态（Kernel Mode）；将普通的程序代码放在 Ring3，我们称为用户态（User Mode）。

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