Linux内核启动过程2

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三、Linux内核的启动过程

• • • Linux内核的生成过程
    • C语言程序是如何启动并运行的
    • BIOS、MBR、GRUB、setup
    • • BIOS加电自检
      • MBR系统引导
      • GRUB
      • kernel
      • init进程
      • vmlinux、vmlinuz、zImage、bzImage
      • setup辅助程序
    • 内核解压
    • 页面映射
    • 链接脚本

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专栏：《Linux内核设计思想与源码分析》

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Linux内核的生成过程

内核的生成步骤可以概括如下：

① 先生成 vmlinux，这是一个elf可执行文件。
② 然后 objcopy 成 arch/i386/boot/compressed/vmlinux.bin，去掉了原 elf 文件中一些无用的section等信息。
③ gzip 后压缩为 arch/i386/boot/compressed/vmlinux.bin.gz。
④ 把压缩文件作为数据段链接成 arch/i386/boot/compressed/piggy.o。
⑤ 链接：arch/i386/boot/compressed/vmlinux = head.o+misc.o+piggy.o ，其中 head.o 和 misc.o 是用来解压缩的。
⑥ objcopy 成 arch/i386/boot/vmlinux.bin，去掉了原 elf 文件中一些无用的 section等信息。
⑦ 用 arch/i386/boot/tools/build.c 工具拼接 bzImage = bootsect+setup+vmlinux.bin。

想要探寻Linux内核的启动，可以先从一个普通的用户态C程序的启动来入手。

C语言程序是如何启动并运行的

首先写一个最简单的C程序 test.c

  1 #include <stdio.h>
  2 
  3 int main()
  4 {
  5     printf("hello world ...\n");
  6     return 0;
  7 }

我们都知道，C程序的入口时 main 函数，那么下面来深入探索一下为什么是 main 函数，首先使用 gcc 生成可执行文件

gcc test.c -o test

通过 file 命令我们可以查看到，生成的test是一个 ELF 格式的文件，具体来说是一个x86平台上的64位可执行文件。

使用 objdump 命令对该执行文件反汇编

查看反汇编代码，我们发现汇编代码中多出了很多函数，比如 _strart 函数等，这说明gcc在链接时链接了一些库。

我们重新使用gcc编译一下test.c文件，并显示出编译过程

gcc -v test.c -o test

我们可以看到，在编译链接过程中，链接了 /usr/lib/… 下的 crti.o crt1.o 等文件，而刚才提到的 _strart 函数就定义在 crt1.o 文件中。

使用 readelf 命令查看 elf 文件头，section table 和各section信息。

在 ELF Header 中可以看到 Entry point address 一行，也就是程序的入口地址。通过这个信息可以知道，test程序的真正入口地址是0x400440，我们在查看一下反汇编代码

可以看到0x400440地址处正是 _strart 函数。

由此可知，_start 函数才是test程序首先执行的函数，该函数执行完一系列初始化等工作后，经过层层调用，最终调用main()函数。因此，在我们的C程序中，main()函数时开始执行的入口。

_strart调用了__libc_start_main@plt，同样，后面是层层调用的过程到达main()函数。

现在，我们搞明白了为什么main()函数是C程序的入口了，那么test程序具体是如何执行的呢。我们可以通过 strace 跟踪test的执行过程。

strace ./test

可以看到很多函数调用。第一个调用是 execve() 函数，这是一个关键的系统调用，它负责载入test可执行文件并运行。其中最关键的一步就是把用户态的 eip 寄存器（实际上是它在内存中对应的值）设置为elf文件中的入口点址，也就是 _start() 函数。

由此可见，程序从哪里开始执行，取决于在刚开始执行的那一刻 eip 寄存器的值。而这个 eip 是由Linux内核设置的。具体过程如下：
① 用户在shell里运行 ./test ；
② shell（这里是bash）调用系统调用execve()；
③ execve() 陷入内核执行 sys_execve()，把用户态的eip设置为_start()；

④ 当系统调用执行完毕，test进程开始运行时，就从_start()开始执行；
⑤ test进程执行main()；

BIOS、MBR、GRUB、setup

通过上面用户态C程序的启动，我们可以看出，程序真正的入口是 _strart ，而main()只是因为被调用了，所以才被看做是C程序的入口，main只是一个符号，如果 _strart 中调用的不是main，那么C程序的入口就不是main了。

同理，内核的真正入口也并不是 strart_kernel() ，真正决定程序执行入口的是载入程序。对于用户态的C程序test来说，Linux内核或者说bash负责设置test的入口点，并且启动执行test程序。

那么谁来启动Linux内核呢，基于KISS(keep it simple and stupid)原则，一个简单的思路就是用一个更简单的内核（或者说一段程序）来启动真正的内核，也就是BIOS(basic input/output system)，BIOS通常存储在ROM上。

PC机器刚启动时，x86 CPU 会自动从BIOS开始启动，这是由硬件决定的。刚加电时，寄存器CS里面的值是0xffff，IP寄存器值为0，于是CPU会从0xffff0处开始取指令，通过下面命令可以看到，0xffff0地址位于 System ROM 中，也就是我们的BIOS。

BIOS通过 POST(Power On Self Test，加电自检) 来加载硬件信息，进行内存、CPU、主板等检测，如果硬件设备正常工作，BIOS会寻找硬盘第一个扇区（引导扇区MBR）中存储的数据（512字节），并使用MBR中的数据激活引导加载程序。这就是BIOS的作用，后面的工作将有其它程序负责。

在x86平台上，有两种保护模式，32位页式寻址的保护模式和32位段式寻址的保护模式。32位页式寻址的保护模式要求系统中已经构造好页表。从16位实地址模式直接到32位页式寻址的保护模式是很有难度的，因为要在16位实地址模式下构造页表。所以不妨这样来做，先从16位实地址模式跳到32位段式寻址的保护模式，再从32位段式寻址的保护模式跳到32位页式寻址的保护模式。也就是说，我们需要这样一个程序，负责从16位实地址模式跳到32位段式寻址的保护模式，然后设置eip，启动内核。这个程序就是 arch/i386/boot/setup.S。最后它汇编成setup程序。

事实上，平时所见的压缩内核映象 bzImage 是由三部分组成的。可以从 arch/i386/boot/tools/build.c 中看到。build.c是用户态工具build的源代码，后者用来把 bootsect(MBR)，setup辅助程序和vmlinux.bin(压缩过的内核) 拼接成 bzImage。
现在有了负责启动内核的setup程序，但是谁来启动setup呢。因为MBR只有512个字节，而且有64个字节来存放主分区表，它的功能是非常有限的。所以，还需要在setup和MBR之间再架一座桥梁。这就是引导程序，引导程序用来引导setup程序。现有的引导程序如grub，lilo不仅功能强大，而且还提供了人机交互的功能。

这样，我们就可以归纳出来一系列流程如下：

① CPU加电，从0xffff0处，执行BIOS（可以理解为“硬件”引导BIOS）。
② BIOS执行扫描检测设备的操作，然后将MBR读到物理地址为0x7c00处，然后从MBR头部开始执行（可以理解为BIOS引导MBR）。
③ MBR上的代码跳转到引导程序，开始执行引导程序的代码，例如grub（引以理解为BIOS引导boot loader）。
④ 引导程序把内核映象（包括bootsect，setup，vmlinux）读到内存中，其中setup位于0x90200处，如果是zImage，则vmlinux.bin位于0x10000（64K）处。如果是bzImage，则vmlinux.bin位于0x100000（1M）处。然后执行setup（可以理解为boot loader引导setup）。
⑤ setup负责引导linux内核vmlinux.bin。

BIOS ——> MBR ——> boot loader ——> setup ——> kernel ——> init

下面介绍下上面的这些名词都是什么含义。

BIOS加电自检

• BIOS全称 Basic Input/Output System，即基本输入输出系统，它是一个被永久刻录在ROM中的软件，加电自检是指 Power On Self Test，POST，属于BIOS的主要组成部分。
• 计算机在接通电源后，BIOS通过POST来加载硬件信息，进行内存、CPU、主板等检测，如果硬件设备正常工作，BIOS会寻找硬盘第一个扇区中存储的数据，并使用MBR中的数据激活引导加载程序。

MBR系统引导

第一个扇区（512字节）称为主引导记录。主引导记录分为3部分，前446byte是引导信息，后64byte是磁盘分区信息，最后2byte是标志位。MBR的作用是找到 boot loader 。

• MBR全程 Master Boot Recode，是一种磁盘分区格式，也是以此种格式的磁盘中0盘片0扇区中存储的一段记录——主引导记录。磁盘中扇区的大小为512byte，主引导记录MBR占据第一个扇区的前446字节，剩余的空间依次存储一个64字节的磁盘分区表，和一个用于标识MBR是否有效的2字节的模数。
• 主引导记录MBR中包含一个实现引导加载功能的程序——Boot Loader。由于BIOS只能访问很少量的数据，所以MBR中的引导加载程序其实只是一段初始程序的加载程序 Initial Program Loader，IPL，这段程序唯一的功能就是定位并加载 Boot Loader 的主体程序。
• 加载引导分为两个阶段
  • 第一阶段，BIOS引导IPL获取 Boot Loader 主题程序在磁盘中的位置，此时系统启动的控制权由BIOS转移到MBR；
  • 第二阶段，Boot Loader 主题程序与操作系统对应的内核，定位到内核文件所在的位置，并将其加载到计算机内存中，此时系统启动的控制权由MBR转移到内核。

GRUB

是一种 boot loader ，用于加载kernel核心信息。

kernel

内核。

init进程

内核的第一个程序，分为7个启动级别。

查看启动级别配置文件

cat /etc/inittab  #查看启动级别相关的配置文件

inti命令可以切换系统的启动级别

inti 0/1/2/3/4/5/6

• 0表示关机（不能设置为开机默认启动级别）
• 1表示单用户
• 2表示多用户（无网络的3级别）
• 3多用户（命令行模式，字符终端）
• 4用于开发
• 5图形界面，默认启动方式
• 6reboot（不能设置为开机默认启动级别）

runlevel   #查看系统的启动级别

vmlinux、vmlinuz、zImage、bzImage

vmlinuz是可引导的、压缩的内核，“vm"代表"Virtual Memory”。Linux 支持虚拟内存，不像老的操作系统比如DOS有640KB内存的限制。Linux能够使用硬盘空间作为虚拟内存，因此得名"vm"。vmlinuz是可执行的Linux内核，它位于 /boot/vmlinuz，它一般是一个软链接。vmlinuz的建立有两种方式。一是编译内核时通过"make zImage"创建，然后通过"cp /usr/src/linux-2.4/arch/i386/linux/boot/zImage /boot/vmlinuz"产生。zImage
适用于小内核的情况，它的存在是为了向后的兼容性。二是内核编译时通过命令make bzImage创建，然后通过"cp /usr/src/linux-2.4/arch/i386/linux/boot/bzImage /boot/vmlinuz"产生。bzImage是压缩的内核映像，bz表示"big zImage"。
zImage（vmlinuz）和bzImage（vmlinuz）都是用gzip压缩的。它们不仅是一个压缩文件，而且在这两个文件的开头部分内嵌有gzip解压缩代码。所以你不能用gunzip 或 gzip -dc解包vmlinuz。内核文件中包含一个微型的gzip用于解压缩内核并引导它。两者的不同之处在于，老的zImage解压缩内核到低端内存（第一个640K），bzImage解压缩内核到高端内存（1M以上）。如果内核比较小，那么可以采用zImage 或bzImage之一，两种方式引导的系统运行时是相同的。大的内核采用bzImage，不能采用zImage。vmlinux是未压缩的内核，vmlinuz是vmlinux的压缩文件。

vmlinux是一个包含 linux kernel 的静态链接的可执行文件，文件类型是linux接受的可执行文件格式之一(ELF、COFF或a.out)。

vmlinuz是可引导的，压缩的linux内核，“vm”代表的“virtual memory”。vmlinuz是vmlinux经过gzip和 objcopy(*) 制作出来的压缩文件。vmlinuz不仅是一个压缩文件，而且在文件的开头部分内嵌有gzip解压缩代码。

通过file命令可以看到自己的vmlinuz是bzImage。通过前面我们知道，zImage是vmlinuz经过gzip压缩后的文件，适用于小内核（512KB以内），加载到内存的开始640KB处。bzimage（not bzizp but big）是vmlinuz经过gzip压缩后的文件，适用于大内核。在zImage和bzImage都可以通过解压缩提取出vmlinux，只不过提取方法不同。

setup辅助程序

setup辅助程序主要进行了这些操纵，以zImage为例，首先把它从0x10000拷贝到0x1000，调用BIOS功能，查询硬件信息，然后放在内存中供将来的内核使用，然后建立临时的idt和gdt，负责把16位实地址模式转化为32位段式寻址的保护模式。

我们可以查看下 arch/i386/boot/setup.S 中的汇编代码

# Note that the short jump isn't strictly needed, although there are
# reasons why it might be a good idea. It won't hurt in any case.
movw$1, %ax# protected mode (PE) bit
lmsw%ax# This is it!
jmpflush_instr

flush_instr:
xorw%bx, %bx# Flag to indicate a boot
xorl%esi, %esi# Pointer to real-mode code
movw%cs, %si
subw$DELTA_INITSEG, %si
shll$4, %esi# Convert to 32-bit pointer
# NOTE: For high loaded big kernels we need a
#jmpi    0x100000,__KERNEL_CS
#
#but we yet haven't reloaded the CS register, so the default size
#of the target offset still is 16 bit.
#       However, using an operant prefix (0x66), the CPU will properly
#take our 48 bit far pointer. (INTeL 80386 Programmer's Reference
#Manual, Mixing 16-bit and 32-bit code, page 16-6)

.byte 0x66, 0xea# prefix + jmpi-opcode
code32:.long0x1000# will be set to 0x100000
# for big kernels
.word__KERNEL_CS

x86处理器提供了特殊的手段来访问大于1M的内存，那就是在指令前加前缀0x66（具体可见上面程序块）。由于跳转地址与内核大小相关（zImage和bzImage不一样）所以用一个小技巧，即把该指令
当作数据处理。在计算机看来，指令和数据是没什么区别的，只要ip寄存器指向内存中某地址，计算机就把地址中的数据当作指令来看待。

关于我们上面提到的所有包括test，vmlinux，arch/i386/boot/compressed/vmlinux，setup，bootsect有什么区别与联系呢。
这几个可执行文件都是由gcc编译生成的，只是格式不一样。其中，test，vmlinux，arch/i386/boot/compressed/vmlinux都是elf32_i386格式的可执行文件；setup，bootsect是binary格式的可执行文件，它们的区别如下

• text是普通的elf32_i386可执行文件，它的入口是 _start，运行在用户态空间，变量的地址都是32位页式寻址的保护模式的地址，存放在用户态空间，由shell负责装载。
• vmlinux是未压缩的内核，它的入口是startup_32(0x100000，线性地址)，运行在内核态空间，变量的地址是32位页式寻址的保护模式的地址，存放在内核态空间，由内核自解压后启动运行。
• arch/i386/boot/compressed/vmlinux是压缩后的内核，它的入口地址是startup_32(0x100000，线性地址)，运行在32位段式寻址的保护模式下，变量的地址是32位段式寻址的保护模式的地址，由setup启动运行。
• setup是装载内核的binary格式的辅助程序，它的入口地址是begtext（偏移地址为0，运行时需要把cs段寄存器设置为0x9020），运行在16位实地址模式下。变量的地址等于相对于代码段起始地址的偏移地址。由boot loader启动运行。
• bootsect是MBR上的引导程序，也为binary格式。它的入口地址是_start()，由于装载到0x7c00处，运行时需要把cs段寄存器设置为0x7c0。运行在16位实地址模式下。变量地址等于相对于代码段起始地址的偏移地址。由BIOS启动运行。

内核解压

在文件arch/i386/boot/compressed/head.S和arch/i386/kernel/head.S中都存在一个startup_32，那么这两个startup_32有什么区别呢，我们从内核的链接过程来看。

从内核的生成过程来看内核的链接主要有三步：
第一步是把内核的源代码编译成 .o 文件，然后链接arch/i386/kernel/head.S，生成vmlinux。注意这里的所有变量地址都是32位页寻址方式保护模式下的虚拟地址，通常大小在3G以上。
第二步将 vmlinux objcopy 成 arch/i386/boot/compressed/vmlinux.bin，然后压缩，最后作为数据编译成piggy.o。这时候，在编译器看来，piggy.o中还不存在startup_32。
第三步，把 head.o，misc.o 和 piggy.o 链接生成 arch/i386/boot/compressed/vmlinux，这一步，链接的是
arch/i386/boot/compressed/head.S。这时 arch/i386/kernel/head.S 中的 startup_32 被压缩，作为一段普通的数据，而被编译器忽视。这里的地址都是32位段寻址方式保护模式下的线性地址。
setup执行完毕，跳转到vmlinux.bin中的startup_32()是arch/i386/boot/compressed/head.S中的startup_32()这是一段自解压程序，过程和内核生成的过程正好相反。这时，CPU处在32位段寻址方式的保护模式下，寻址范围从1M扩大到4G。只是没有页表。内核解压完毕。位于0x100000即1M处。最后，执行一条跳转指令，执行0x100000处的代码，即 arch/i386/kernel/head.S 中的startup_32()代码。

页面映射

通过setup辅助程序，现在从16位实地址模式过渡到了32位段式寻址保护模式。并且在 arch/i386/boot/compressed/head.S 帮助下实现了内核自解压，从arch/i386/kernel/head.S中的startup_32开始执行。现在，线性地址0x100000(1M) 处开始便是解压后的内核，而startup_32的地址也是0xa00000。但是现在还没有开启页面映射，所以必须引用变量的线性地址，也就是变量的虚拟地址-PAGE_OFFSET。要想解决这个问题，就要建立页表并开启页面映射。

在Linux中，每个进程都拥有一个页表，也就是说每个页表都对应着一个进程。通常情况下，Linux通过fork()系统调用复制原进程来产生一个新的进程，那么问题来了，第一个进程是怎么来的呢。实际上，第一个进程并不是复制出来的，它是以全局变量的方式制造出来的，即 init_thread_union，也就是我们所说的0号进程swapper。swapper进程运行后调用start_kernel()，整个程序就跑起来了。

有了第一个进程，还要为该进程建立页表。为保证可移植性，Linux采用了三级页表（但是x86处理器只使用两级页表），swapper的页表叫做swapper_pg_dir，在arch/i386/kernel/head.S中我们可以看到这样的代码

/*
 * This is initialized to create an identity-mapping at 0-8M (for bootup
 * purposes) and another mapping of the 0-8M area at virtual address
 * PAGE_OFFSET.
 */
.org 0x1000
ENTRY(swapper_pg_dir)
.long 0x00102007
.long 0x00103007
.fill BOOT_USER_PGD_PTRS-2,4,0
/* default: 766 entries */
.long 0x00102007
.long 0x00103007
/* default: 254 entries */
.fill BOOT_KERNEL_PGD_PTRS-2,4,0

这样，便建好了页目录，下面开始映射页表。我们知道，一个页目录最多可以映射1024个页表，每个页表可以映射4M虚拟地址，也就是说总共可以映射4G虚拟地址空间。

由于不同进程的用户空间相互独立，所以用户态进程的地址映射并不是连续的。但是，所有进程共享内核态代码和数据。内核态虚拟地址从3G开始，而内核代码和数据事实上是从物理地址0x100000开始，本着KISS原则，加上3G就作为对应的虚拟地址即可。由此可见，对内核态代码和数据来说：虚拟地址=物理地址+PAGE_OFFSET(3G)。

建表过程可见下面代码

/*
 * Initialize page tables
 */
movl $pg0-__PAGE_OFFSET,%edi /* initialize page tables */
movl $007,%eax/* "007" doesn't mean with right to kill, but
   PRESENT+RW+USER */
2:stosl
add $0x1000,%eax
cmp $empty_zero_page-__PAGE_OFFSET,%edi
jne 2b

上面有一条注释 /* “007” doesn’t mean with right to kill, but PRESENT+RW+USER */，由于每个页表项有32位，但其实只需保存物理地址的高20位就够了，所以剩下的低12位可以用来表示页的属性。0x007正好表示PRESENT+RW+USER（在内存中，可读写，用户页面，这样在用户态和内核态都可读写，从而实现平滑过渡）。

下面就要开启分页功能。开启页面映射后，可以直接引用内核中的所有变量了。不过离start_kernel还有点距离，要启动swapper进程，得首先设置内核堆栈。看下面程序

/*
 * Enable paging 开启分页功能
 */
3:
movl $swapper_pg_dir-__PAGE_OFFSET,%eax
movl %eax,%cr3/* set the page table pointer.. */
movl %cr0,%eax
orl $0x80000000,%eax
movl %eax,%cr0/* ..and set paging (PG) bit */
jmp 1f/* flush the prefetch-queue */
1:
movl $1f,%eax
jmp *%eax/* make sure eip is relocated */
1:
/* Set up the stack pointer */
lss stack_start,%esp

#ifdef CONFIG_SMP
orw  %bx,%bx
jz  1f/* Initial CPU cleans BSS */
pushl $0
popfl
jmp checkCPUtype
1:
#endif CONFIG_SMP

/*
 * start system 32-bit setup. We need to re-do some of the things done
 * in 16-bit mode for the "real" operations.
 */
call setup_idt

call SYMBOL_NAME(start_kernel)

链接脚本

在用户态，内核会解析elf可执行文件的各个section，并把它们映射到虚拟地址空间，这些都不需要用户关心。但是，在内核启动的时候，映射section等这些工作都必须要内核自己来完成。除此之外，内核还要负责对BSS段的变量进行初始化（一般会初始化为0），这些都需要内核知道section的具体位置。这就要求，存在那么一个文件来指定各个section的虚拟地址。在内核源码树中，arch/i386/kernel/vmlinux.lds.S 文件就是 linker scripts 连接器脚本。

在链接器脚本中，. 表示当前 location counter 地址计数器的值，默认为0。

#ifdef CONFIG_X86_32
. = LOAD_OFFSET + LOAD_PHYSICAL_ADDR;
phys_startup_32 = ABSOLUTE(startup_32 - LOAD_OFFSET);
#else
. = __START_KERNEL;
phys_startup_64 = ABSOLUTE(startup_64 - LOAD_OFFSET);
#endif

. = __START_KERNEL; 表示地址计数器从__KERNEL_START(0xc00100000) 开始。

下面代码描述了 .text section 包含了哪些section

/* Text and read-only data */
.text :  AT(ADDR(.text) - LOAD_OFFSET) {
_text = .;
_stext = .;
/* bootstrapping code */
HEAD_TEXT
TEXT_TEXT
SCHED_TEXT
CPUIDLE_TEXT
LOCK_TEXT
KPROBES_TEXT
SOFTIRQENTRY_TEXT
#ifdef CONFIG_RETPOLINE
__indirect_thunk_start = .;
*(.text.__x86.*)
__indirect_thunk_end = .;
#endif
STATIC_CALL_TEXT

ALIGN_ENTRY_TEXT_BEGIN
ENTRY_TEXT
ALIGN_ENTRY_TEXT_END
*(.gnu.warning)

} :text =0xcccc

. = ALIGN(PAGE_SIZE); 表示对齐方式。

链接器脚本指定了各个section的起始位置和结束位置。它还允许程序员在脚本中对
变量进行赋值。这使内核可以通过 __initcall_start 和 __initcall_end之类的变量获得段的起始地址和结束地址，从而对某些段进行操作。

下面是两个比较重要的section:

• bss section，存放在代码里未初始化的全局变量，最后初始化为0。
• init sections，所有只在初始化时调用的函数和变量，包括所有在内核启动时调用的函数，以及内核模块初始化时调用的函数。其中最特别的是.initcall .init section。通过__initcall_start和__initcall_end，内核可以调用里面所有的函数。这些section在使用一次后就可以释放，从而节省内存。

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原文地址：https://blog.csdn.net/qq_43471489/article/details/142777516

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