GRUB整体分析总体上我们可以把GRUB看成一个微型的操作系统，他有Shell，支持Script，有文件系统……我们可以把Stage1和Stage1.5看成一个引导程序，而Stage2则是一个操作系统，只不过这个操作系统是专门用来引导其他操作系统的操作系统，为此，Stage2支持像kernel，initrd，chainloader等等为此目的而设置的内部“命令”。3.1 GRUB引导操作系统的两种方式3.1.1 直接引导方式GRUB同时支持 Linux, FreeBSD, NetBSD 和OpenBSD。如果想要启动其他的操作系统，你必须使用链式启动方式来启动他们[6]。通常，GRUB直接引导操作系统的步骤如下：(1) 通过'root'指令来设置GRUB的主设备指向操作系统映像文件所存储的地方。(2) 通过'kernel'命令来载入该操作系统的核心映像。(3) 如果需要模块，通过'module'命令来加载模块。(4) 运行命令'boot'。Linux, FreeBSD, NetBSD 和 OpenBSD使用相同的方式启动。你可以通过'kernel'命令来装载核心映像，然后运行'boot'命令。如果核心需要一些参数的话，只要在'kernal'命令以后追加就可以了。3.1.2 链式引导方式如果你要启动一个不被GRUB直接支持的操作系统（例如: Windows 95），可以通过链式引导启动一个操作系统。通常来说，那个引导程序和所要启动的操作系统是安装在一个分区中的。主要步骤如下：(1) 通过'rootnoverify'命令设置GRUB的主设备指向一个扇区。grub> rootnoverify (hd0,0)(2) 通过'makeactive'命令来设置在扇区上的'active’标志位。grub> makeactive(3) 通过'chainloader'命令来加载引导程序。grub> chainloader +1'+1'表明GRUB需要从起始分区读一个扇区。(4) 运行命令'boot'。 3.2 GRUB引导操作系统的简要流程分析3.2.1 从计算机启动到GRUB启动操作系统(1) BIOS执行INT 0x19，加载MBR至0x7c00并跳转执行。如果你安装GRUB到MBR，GRUB的安装程序会把Stage1（512B）拷贝到MBR。视stage2的大小，安装程序会在Stage1中嵌入Stage1_5或者Stage2的磁盘位置信息。(2) Stage1开始执行，它在进行直接加载Stage1_5或者Stage2并跳转执行。不论是哪种情况，这一步的结果都是Stage2开始运行了。(3) Stage2这个小型的操作系统终于开始正式运行了！它会把系统切入保护模式，设置好C运行环境（主要是BSS）。他会先找Config文件（就是我们的Menulist），如果没有的话就执行一个Shell，等待我们输入命令。然后Grub的工作就是输入命令-解析命令-执行命令的循环，当然Stage2本身是为加载其他操作系统而存在的，所以如果情况允许，在他执行Boot命令以后就会把控制权转交出去。3.2.2 GRUB的主要启动模块GRUB 包含如下几个启动模块：两个必须的场景文件，一个叫"Stage 1.5"的可选的场景文件以及2个网络启动的映像文件。首先对他们有一个大致的了解。Stage1 这是一个基本必须的用来启动GRUB的映像文件。通常，这个文件是被装载到MBR或者启动扇区所在的分区。由于PC的启动扇区的大小为512字节，所以这个映像文件编译以后也必须为512字节。Stage1的全部的工作是从本地磁盘把Stage 2或者Stage 1.5装载进来。由于对stage1大小的限制，它通过分程序表的形式来编码Stage 2或者Stage 1.5的位置，所以在stage1是不能识别任何文件系统的。Stage2这是GRUB的核心映像。它几乎做了除启动它本身以外的所有事情。通常，它被存放为某一种文件系统下，但并非是必须的。e2fs_stage1_5fat_stage1_5ffs_stage1_5jfs_stage1_5minix_stage1_5reiserfs_stage1_5vstafs_stage1_5xfs_stage1_5这些文件被称为stage 1.5，它存在的目的是做为stage1与stage2之间的桥梁，也就是说，stage1载入stage1.5,然后stage1.5载入stage2。stage1与stage1.5之间的区别是，前者是不识别任何文件系统的但后者识别文件系统（例如 'e2fs_stage1_5' 识别 ext2fs）。所以你可以安全的移动stage2的位置，即使是在GRUB安装完以后。nbgrub这是一个网络启动的映像文件，被类似于以太网启动装载器所使用。它很类似于stage2，但它还要建立网络，然后通过网络来载入配置文件[7]。pxegrub这是另一个网络启动的映像文件。除了格式以外，它和'nbgrub'是一致的。4 STAGE1模块分析Stage1模块是整个引导程序的引导模块，是从开机过渡到GRUB的第一个模块。Stage1的代码文件，是源码目录下Stage1/Stage1.S，汇编后便成了一个512字节的Img，被写在硬盘的0面0道第1扇区，作为硬盘的主引导扇区。4.1 Stage1.h文件分析在此文件中主要是定义了一些在Stage1.S文件中使用到的一些常量。关于这些常量的分析如下：/* 定义了grub的版本号，在stage1中可以识别他们.*/#define COMPAT_VERSION_MAJOR 3#define COMPAT_VERSION_MINOR 2#define COMPAT_VERSION ((COMPAT_VERSION_MINOR << 8) /| COMPAT_VERSION_MAJOR)/* MBR最后两个字节的标志*/#define STAGE1_SIGNATURE 0xaa55/* BPB (BIOS 参数块BIOS Parameter Block)的结束标记的偏移，他含有对驱动器的低级参数的说明. */#define STAGE1_BPBEND 0x3e/* 主版本号的标记的偏移*/#define STAGE1_VER_MAJ_OFFS 0x3e/* Stage1启动驱动器的标记的偏移*/#define STAGE1_BOOT_DRIVE 0x40/* 强迫使用LBA方式的标记的偏移*/#define STAGE1_FORCE_LBA 0x41/* Stage2地址标记的偏移*/#define STAGE1_STAGE2_ADDRESS 0x42/* STAGE2扇区的标记的偏移*/#define STAGE1_STAGE2_SECTOR 0x44/* STAGE2_段的标记的偏移*/#define STAGE1_STAGE2_SEGMENT 0x48/* 使用Windows NT的魔术头标识的偏移*/#define STAGE1_WINDOWS_NT_MAGIC 0x1b8/* 分区表起始地址的标记的偏移*/#define STAGE1_PARTSTART 0x1be/* 分区表结束地址的标记的偏移*/#define STAGE1_PARTEND 0x1fe/* Stage1堆栈段的起始地址*/#define STAGE1_STACKSEG 0x2000/* 磁盘缓冲段。磁盘缓冲必须是32K长而且不能跨越64K的边界。*/#define STAGE1_BUFFERSEG 0x7000/* 驱动器参数的地址*/#define STAGE1_DRP_ADDR 0x7f00/* 驱动器参数的大小*/#define STAGE1_DRP_SIZE 0x42/*在BOIS中软盘的驱动器号标志*/#define STAGE1_BIOS_HD_FLAG 0x804.2 Stage1.s文件分析首先在这个文件的开始部分定义了一些宏。#define ABS(x) (x-_start+0x7c00)这个宏计算了直接地址。由于MBR是被加载到0x7c00的位置，所以通过计算可以直接得到x参数的直接地址。这样就可以不依赖于Linker程序。#define MSG(x) movw $ABS(x), %si; 这个宏用于处理对字符串的载入和响应。然后程序从_start程序入口开始执行，此入口在内存中的位置为CS:IP 0:0x7c00。随后对一系列的变量进行了初始化。设置了起始的扇区、磁道和柱面，并设置了他们的起始位置。同时还设置了stage1的版本号。通过设置boot_drive变量，来设置从那个盘来载入stage2。如果此变量设置成0xff则从默认的启动驱动器中来载入stage2。然后指定了stage2的起始地址是0x8000，起始段是0x800，起始的扇区号是1。也就是说stage2起始位置是被存放在0柱面，0磁道，第2扇区上的[8]。程序从real_start入口开始真正执行。首先设置了数据段以及堆栈段的偏移为0，然后设置stage1的堆栈的起始地址为STAGE1_STACKSEG即0x2000。随后打开中断。然后检查是否设置了启动的磁盘。即boot_drive变量是否为0xff，如果非0xff则保存设置的磁盘号到dl寄存器中，并压入堆栈保存。同时在屏幕上显示GRUB字样。然后检查此启动磁盘是否是软盘，如果是软盘则直接跳转到CHS模式不用检测是否支持LBA模式。然后检测所启动的磁盘是否支持LBA模式。接着程序分成两块，一块是LBA模式，一块是CHS模式。LBA英文全名为Logical Block Addressing，中文名称为逻辑区块寻址[9]。LBA所指的是一种磁盘设备的寻址技术，它是利用逻辑映对的方式来指定磁盘驱动器的扇区，目前个人计算机所使用的传输接口中，增强型 IDE (Enhanced IDE) 和 SCSI 均使用逻辑区块寻址方式。传统的硬盘寻址技术是采取实体寻址（physical mapping、physical addressing）的方式，以磁盘上的实际结构，直接作为资料区块地址的结构。但由于初期在设计实体寻址方式时，硬盘容量只有5、10、20 MB等等小容量机种，所以设计出来的最大的寻址能力，只能到1024个磁柱（cylinder）、16个磁头（head）、63个扇区（sector）。以每个扇区（sector）512字节（bytes）计算，实体寻址的方式最多只能使用512×63×1024×16＝528482304字节（528MB）的硬盘空间。但是由于磁性储存技术不断的提升，硬盘容量大幅增加的情况之下，这样的限制让使用者必须将硬盘画分为多个区块，使用上非常的不方便。因此硬件厂商研究出了LBA逻辑寻址方式，也就是计算机系统并没有将资料存放地点的相关记录，应对到硬盘上资料实际存放的位置。而是由IDE控制电路和BIOS负责转换寻址（mapping）资料的记录位置表。经过转换后的记录方式，是将第1个磁柱上的第1条磁道的第1个扇区编号为0，第二个扇区编号为1，以此类推……，假设1条磁道有2000个扇区，那么第2000个扇区的编号就是1999。第2条磁道上的第1个扇区就是2000，如此一直线性排列下去。以逻辑区块的方式来寻址的硬盘，最多可达16383磁柱，最大磁头数为16个，每轨扇区有63区，扇区大小为512字节，所支持之硬盘空间为512×63×16383×16＝8455200768字节（8.4GB）[10]。在ATA的接口规格中，定义了使用28位来寻址，因此计算出来，它可以支持到224×512＝137GB的容量。不过不幸的，BIOS并无法配合，它使用24位来寻址（也就是LBA模式）。所以根本之道，就是改变BIOS对中断13h的支持，因此后来的BIOS就设计了加强版的中断13h。一口气使用了64位来对硬盘做寻址，因此可以支持到264×512＝9.4TB，相当于3万亿倍的8.4GB[11]。如果是LBA模式下读取，首先对先前定义的磁盘的一些参数进行了定义，为以后调用INT 13做准备。使用INT13的0x42功能，把磁盘内容读到内存中。设置ah为0x42为功能号，设置dl寄存器来设置磁盘号，si为记录磁盘一系列信息的地址偏移量，磁盘信息中包括了要读入的柱面号、磁道号以及扇区号。程序然后调用BOIS INT 13中断将启动磁盘上的第二扇区上的内容读到内存中的STAGE1_BUFFERSEG处，在Stage1.h中定义STAGE1_BUFFERSEG为0x7000。即将第二扇区上的内容读到内存中的0x7000处。读入成功的话跳转到COPY_BUFFER处，如果读取失败则尝试使用CHS模式读入。与LBA模式不同的是，调用BIOS INT 0x13中断中的0x2号功能，设置ah寄存器为0x2，al为扇区数，cl的位6，位7和ch组合为磁道号，cl的0－5位为扇区号，dh为磁头号，dl为驱动器号（其中0x80为硬盘，0x0为软驱）。es:bx为数据缓冲区的地址。但所起的功能与前面提到的LBA模式是类似的，也是将第二扇区中的内容读到内存中的0x7000处，作为缓存。然后跳转到COPY_BUFFER处。最后调用COPY_BUFFER将刚刚读入的扇区转移到stage2_address。即转移到0x8000处。4.3 Stage1模块功能综述由于对Stage1文件容量的限制，所以Stgae1所做的工作相对来说比较有限。它首先被BOIS装载到内存中的0x7c00处，然后通过调用BOIS INT13中断，把第启动驱动器中第二扇区上的内容读到内存中的0x7000处，然后通过调用COPY_BUFFER将其转移到了内存中0x8000的位置上。这个被读入的第二扇区上的内容，就是下面将要分析的Start.s功能模块。5 START模块分析从上一章节的分析中我们看到，Stage1的是完成了一个MBR所需要完成的任务，但GRUB并没有直接就通过Stage1直接载入GRUB的内核，而是通过Stage1载入了另一个模块到0x8000处。根据对源代码的分析，发现被载入的这个模块就是下面需要分析的第二个模块，即Start.S模块。5.1 Start.s 模块功能分析在程序的开始部分，仍然是对程序定义了一些宏。#ifdef STAGE1_5# define ABS(x) (x-_start+0x2000)#else# define ABS(x) (x-_start+0x8000)#endif可以发现，如果定义了STAGE1_5则程序的起始地址是0x2000，而如果没有定义STAGE1_5程序起始的地址正好是0x8000。所以我判断，在Stage1后载入内存的程序部分就是Start.s所编译以后的512字节的映象文件。关于STAGE1_5的部分暂时先不进行分析，这里暂且跳过。宏 “#define MSG(x) movw $ABS(x), %si;”的作用是在屏幕上显示字符串。接着就是程序的入口_start。由于是紧接着Stage1被载入内存中的，所以它的起始地址就是0x8000，并且它仍然将使用Stage1模块留下来的寄存器以及变量等信息。如果设置STAGE1_5变量则在屏幕上显示“Loading stage1.5”，如果没有设置这个变量则显示“Loading stage2”。然后读入需要读入的扇区的数目。接着进入一个bootloop的循环，如果需要读入的扇区不为0，则继续循环，直到当需要读入的扇区数目为0时，循环结束。在这个循环中，使用与Stage1中的方法相同，判断了驱动器磁盘所支持的读写模式，根据不同的磁盘所支持的不同模式，跳转到相应的部分去读取磁盘上的扇区到内存中去。如果磁盘支持的是LBA模式则跳转到lba_mode部分读取相应的扇区，如果磁盘不支持LBA模式，则跳转到chs_mode部分，通过CHS模式来读入把磁盘中的扇区读入到内存中。首先是把读到的扇区读到内存中的0x7000处缓存起来，然后通过调用copy_buffer子程序，把缓存中的内容复制到目标地址，即0x8200开始的地方。与Stage1中的一样，在Start.s中也有一个记录地址的数据结构，不同的是在Stage1中只有一项，而Start.S记录的是一个地址的链表，称为Blocklist，该链表的结点都记录了一个连续sectors的集合。lastlist:.word 0.word 0. = _start + 0x200 - BOOTSEC_LISTSIZE /*加0x200是由于Start.s编译完以后也是一个512字节的映象文件。*//* 初始化了第一个数据列表*/blocklist_default_start:.long 2 /* 记录了从第3个扇区开始*/blocklist_default_len:/* 这个参数记录了需要读取多少个扇区 */#ifdef STAGE1_5.word 0 /* 如果设置了STAGE1_5标志，则不读入*/#else.word (STAGE2_SIZE + 511) >> 9 /*读入Stage2所占的所有扇区*/#endifblocklist_default_seg:#ifdef STAGE1_5.word 0x220 /*如果设置STAGE1_5则从0x220开始读入*/#else.word 0x820 /*如果没有设置STAGE1_5则从0x820开始读入*/#endiffirstlist:当把所有需要读入的扇区都读入以后，程序进入bootit子程序块。然后程序进行跳转，如果设置了STAGE1_5标志，则跳转到0x2200执行，如果没有设置STAGE1_5标志，则跳转到0x8200处继续执行。5.2 Start 模块功能综述通过对Start.s文件的分析，我们可以看到。Start模块主要是做了一件事情，就是把Stage2或者Stage1_5模块从磁盘装载到内存中。如果是直接装载Stage2的话，是装载在内存的0x8200处，如果装载Stage1_5的话，是装载在内存的0x2200处。6 GRUB Kernel模块分析由于我分析的是GRUB2的源代码，从GRUB2开始，从Start模块载入的是Grub的整个kernel。从官方的说明可以看到，与Grub相比，最大的差异在于GRUB2将Stage1.5以及Stage2的功能归并为GRUB2的kernel，并提高了压缩性能；编译生成的kernel──core.img只有24KB左右，即使对于最普遍的CHS读写模式所支持的0面0道的64个扇区(折合32K左右)而言，空间是足够放置GRUB2的kernel的，Grub的每个Stage1.5都至少在11K左右，而stage2则为110K左右。6.1 Asm.s 文件分析在分析了Start模块以后，发现如果没有设置Stage1_5参数，那么系统已经把Grub kernel从磁盘完全装载到了起始地址为0x8200开始的内存中。于是我便在源代码中寻找起始地址从0x8200开始执行的代码。发现Asm.s文件就是这样一个符合条件的模块。首先在这个文件的开始，仍然定义了这样一个宏：#ifdef STAGE1_5# define ABS(x) ((x) - EXT_C(main) + 0x2200)#else# define ABS(x) ((x) - EXT_C(main) + 0x8200)#endif从这个宏中可以看出，从Start模块以后从磁盘转载的应该就是这个文件编译以后的模块。程序的入口是EXT_C(main)。如果没有定义STAGE1_5那么程序的起始地址正是0x8200完全符合前面所做的分析。同时由于设置了.code16，整个程序开始仍然时工作在实模式下的。接着分析ENTRY（main）这个函数。首先为了保证main这个函数如果是Stage2的话被装载在0x8200，如果是Stage1.5的话被装载在0x2200。然后程序执行了一个长跳转。ljmp $0, $ABS(codestart)。在执行codestart代码之前，它对一些变量进行了初始化。设置了如版本号、install_partition、saved_entryno、stage2_id、force_lba和config_file等。如果是Stgae1.5则config_file为“/boot/grub/stage2”，如果是Stage2则为“boot/grub/menu.lst”。然后进入codestart代码，首先关中断，对断寄存器进行了一些初始化，然后设置了堆栈的起始地址为STACKOFF即(0x2000 - 0x10)。接着程序调用了real_to_prot这样一个子功能模块。从实模式转换把程序转换到保护模式下。分析ENTRY(real_to_prot)子功能，主要的转换步骤如下：首先程序仍然在实模式下，关中断。接着载入了GDT表。然后通过.code32转到保护模式下，跳转到protcseg子功能下，重新装载所有的段寄存器。同时把返回的地址放到STACKOFF中，然后获得保护模式下的堆栈地址，把STACKOFF压入堆栈中，进行保护。然后返回。然后程序继续，清空了bss段，调用了init_bios_info函数，这个函数体是整个C语言代码的入口，是Cmain函数前的初始化代码。在asm.s文件中，主要是一些汇编代码的函数块，没有C语言的代码，于是我在share.h中找到了init_bios_info的函数定义，从而在common.c中找到了init_bios_info的代码。同时在这个文件中还定义了非常多的汇编代码写的函数，这些函数将来会被C文件调用。这里先对这些文件进行一下说明，如表6.1所示。表6.1 asm.s文件中的汇编函数列表函数名称 函数作用stop() 调用prot_to_real子函数，从保护模式转换成实模式hard_stop() 通过反复调用自身，形成一个死循环，起到一个暂停的作用grub_reboot() 重新启动系统grub_halt(int no_apm) 暂停系统，利用时钟计时，如果设置NO_APM将不使用时钟计时track_int13(int drive) 追踪INT13来操作I/O的地址空间set_int15_handler(void) 建立INT15的句柄unset_int15_handler(void) 重新恢复INT15的句柄set_int13_handler(map) 复制一块数据到驱动器并且建立INT13的句柄chain_stage1(segment,offset,part_table_addr) 启动另一个stage1的载入程序chain_stage2(segment, offset, second_sector) 启动另一个stage2的载入程序real_to_prot () 实模式转换成保护模式prot_to_rea l() 保护模式转换成实模式int biosdisk_int13_extensions (int ah, int drive, void *dap) 调用IBM/MS 扩展INT13的功能。int biosdisk_standard (int ah, int drive, int coff,int hoff, int soff,int nsec, int segment) 调用标准的INT13功能int check_int13_extensions (int drive) 检查磁盘是否支持LBA模式get_diskinfo_int13_extensions (int drive, void *drp) 从参数*drp返回磁盘驱动的具体结构int get_diskinfo_standard (int drive, unsigned long *cylinders,unsigned long *heads, unsigned long *sectors) 返回指定磁盘的柱面，磁头以及扇区信息int get_diskinfo_floppy (int drive, unsigned long *cylinders,unsigned long *heads, unsigned long *sectors) 返回软盘的磁盘的柱面，磁头以及扇区信息get_code_end() 返回代码末端的地址get_memsize(i) 返回内存大小，如果I为0返回常规内存，I为1返回扩展内存get_eisamemsize() 返回EISA的内存分布图get_rom_config_table() 获得Rom配置表的线性地址int get_vbe_controller_info (struct vbe_controller *controller_ptr) 获得VBE控制器的信息int get_vbe_mode_info (int mode_number, struct vbe_mode *mode_ptr) 获得VBE模式信息int set_vbe_mode (int mode_number) 设置VBE模式linux_boot() 做一些危险的设置，然后跳转到Linxu安装的入口代码multi_boot(int start, int mb_info) 这个函数启动一个核心使用多重启动的标准方法void console_putchar (int c) 通过这个函数在终端上显示字符int console_getkey (void) 调用INT16从键盘上读取字符int console_checkkey (void) 检查是否某个键被一直按下去int console_getxy (void) 调用INT10获得光标的位置void console_gotoxy(int x, int y) 调用INT10设置光标的位置void console_cls (void) 调用INT10 清空屏幕int console_setcursor (int on) 调用INT10设置光标的类型getrtsecs() 如果第二个值能被读取，则返回这个值currticks() 用Ticks为单位返回当前时间，一秒约为18－20个Ticks6.2 Common.c 文件分析在common.c文件中我找到了函数init_bios_info的实现的代码。分析发现，整个init_bios_info文件主要是对multiboot_info这个结构进行初始化以及填充。整个结构体分析如下：struct multiboot_info{/* 多重启动信息的版本号*/unsigned long flags;/* 可以使用的内存 */unsigned long mem_lower;unsigned long mem_upper;/* 主分区 */unsigned long boot_device;/*核心的命令行*/unsigned long cmdline;/*启动模块的列表*/unsigned long mods_count;unsigned long mods_addr;union{struct{/* (a.out) 核心标识表的信息 */unsigned long tabsize;unsigned long strsize;unsigned long addr;unsigned long pad;}a;struct{/* (ELF) 核心标识表的信息*/unsigned long num;unsigned long size;unsigned long addr;unsigned long shndx;}e;}syms;/* 内存分布图的缓存 */unsigned long mmap_length;unsigned long mmap_addr;/* 驱动器信息缓存 */unsigned long drives_length;unsigned long drives_addr;/* ROM 配置表 */unsigned long config_table;/* 启动装载器的名称 */unsigned long boot_loader_name;/* APM 表 */unsigned long apm_table;/* 视频 */unsigned long vbe_control_info;unsigned long vbe_mode_info;unsigned short vbe_mode;unsigned short vbe_interface_seg;unsigned short vbe_interface_off;unsigned short vbe_interface_len;};通过调用asm.s中的底层功能模块，对这个结构进行初始化以后，直接调用cmain函数。6.3 Stage2.c 文件分析通过查找，在Stage2.c中找到了cmain函数，这个应该就是Stage2这个小型操作系统的入口了。然后程序就进入一个死循环，整个Stage2就在这个死循环中运行。接着调用reset()函数对stage2的内部变量进行初始化。通过open_preset_menu()函数尝试打开已经设置好的菜单。如果用户没有设置好菜单，那么将返回0，如果已经设置好了菜单则不返回0。如果没有成功打开菜单，那么将通过grub_open()函数尝试打开config_file。Grub使用内部的文件格式来打开这样一个配置文件，如果仍然打开失败，则跳出整个循环。如果打开成功，则根据打开的情况，即is_preset变量的值的情况来判断是从预设菜单读入还是从配置文件读入命令。然后通过把is_preset传入get_line_from_config()函数，将命令读入cmline中。然后通过find_command()函数查找有没有这条命令。在Grub中，保存命令的格式是保存在一个builtin的结构体中的。这个结构体在shared.h头文件中进行了定义。struct builtin{/* 命令名称，重要，是搜索命令时的依据 */char *name;/* 命令函数，重要，是搜索匹配后调用的函数 */int (*func) (char *, int);/* 功能标识 */int flags;/* 简短帮助信息 */char *short_doc;/* 完整帮助信息 */char *long_doc;};整个命令的表的定义如下extern struct builtin *builtin_table[];find_command()函数在cmdline.c中定义，它对整个builtin表进行遍历，然后比较名称。如果在表中发现了这个命令，则返回指向当前builtin结构的指针。如果没有发现这个命令则返回0同时返回一个errnum。如果成功的找到了一条指令，然后通过调用在cmdline.c中的skip_to ()函数，获得当前builtin指针所指向结构的命令的参数。然后通过(builtin->func) (arg, BUILTIN_MENU)直接调用此命令。最后一直循环，直到没有命令可以取为止。如果由于前面没有成功的打开预先配置的文件而跳出循环，则通过在cmdline.c文件中定义的enter_cmdline()函数调用来启动命令行。在enter_cmdline()函数中，进入另一个循环等待接受命令。当通过get_cmdline()函数接收到命令以后，仍然通过find_command()函数调用来遍历builtin表，如果没有在表中找到输入的指令则返回一个errnum=ERR_UNRECONGNIZED。如果成功找到了这条指令，同样首先调用在cmdline.c中的skip_to ()函数，获得当前builtin指针所指向结构的命令的参数。然后(builtin->func) (arg, BUILTIN_MENU)直接调用此命令。如果成功的打开了菜单则跳转到run_menu()函数，这里是grub中整个menu用户界面的主循环。首先有一个计时器grub_timout进行计时，如果grub_timeout<0或者没有设置，那么就强行显示菜单。如果菜单没有显示，则在屏幕上显示“Press `ESC' to enter the menu...”，并进入一个死循环中，当用户按下ESC按键，则马上显示菜单。如果超时，那么就直接进入第一个，也就时默认的那个启动项目。如果显示菜单，则显示所有可以选择的入口。不论是否显示菜单，最后程序都将跳转到boot_entry。首先程序先清空了屏幕，然后把光标定于第一行的位置。然后再次进入一个循环。然后如果没有设置入口则通过调用get_entry()函数来获取一个默认的入口。然后调用在cmdline中的run_script()函数解释这个入口。Run_script()函数对这个入口以后的指令脚本，进行了解析。解析的方式仍然是利用find_command()函数调用。6.4 GRUB部分指令说明Grub中所有的预先设置的指令都是在builtins.c文件中实现的。比如启动一个FreeBSD操作系统，可以输入以下的指令：grub> root (hd0,a)grub> kernel /boot/loadergrub> boot6.4.1 Root指令调用root指令的函数是在builtins.c中的root_func (char *arg, int flags)函数。第一个参数指定了哪个磁盘驱动器，如hd0是指第一块硬盘。第二个参数是分区号。然后在root_func()中它有调用了real_root_func (char *arg, int attempt_mount)这个函数，并把参数arg传入real_root_func中并把attempt_mount设置为1。如果传入的arg是空的，那么就直接使用默认的驱动器。然后调用set_device()函数，从字符串中提取出驱动器号和分区号。测试如果所填写的驱动器号以及分区号读写没有问题，那么就在变量saved_partition和saved_drive中保存读取的这两个数据。然后返回。这个函数主要的作用是为GRUB指定一个根分区。6.4.2 Kernel指令调用kernel指令的函数是在builtins.c文件中kernel_func (char *arg, int flags)函数。在这个函数中，首先进入一个循环，对传进来的参数进行解析。如果“--type=TYPE”参数被设置了，根据传入的参数设置suggested_type变量赋予不用的操作系统的值。当没有别的参数被设置以后，则跳出循环。然后从参数中获得内核的文件路径，赋值给mb_cmdline变量，然后通过load_image()函数载入核心，并且返回核心的类型。如果返回的核心类型是grub不支持得类型，即kernel_type == KERNEL_TYPE_NONE返回1，成功则返回0。这个函数主要的作用是，载入操作系统的核心。6.4.3 Boot指令调用boot指令的函数是在builtins.c文件中的boot_func (char *arg, int flags)函数。如果被载入的核心类型不是未知的，那么调用unset_int15_handler()函数，清除int15 handler。接着根据grub支持的不同的操作系统调用相应的启动程序。当启动的内核为BSD时调用bsd_boot ()函数，当启动的内核为LINUX时调用的函数时linux_boot()函数，当启动方式是链式启动方式时，调用chain_stage1()函数，当启动方式是多重启动时，调用multi_boot()函数。这个函数主要的作用是，根据不同的核心类型调用相应的启动函数。6.5 GRUB Kernel分析总结通过分析，这个核心模块主要的工作是完成了GRUB这个微型操作系统的从磁盘到内存的装载和运行。在asm.s这个文件中提供了从汇编代码到C代码转换的接口，也是从这里开始正式载入了GRUB这个微型操作系统，可以说是GRUB运行的一个入口。同时，在asm.s文件中，对底层的方法用汇编语言进行了封装，方便在以后的C代码中调用。然后经过对BIOS进行一些初始化以后，正式进入了GRUB的主程序，即在stage2中的cmain入口。从此这个微型的操作系统开始正式运行。然后值得注意的是buildin这个数据结构，这个结构就是GRUB所有支持命令的数据结构。结构包括了一个用来识别的名字和一个用来调用的方法。GRUB通过接收外部输入的指令的方式，来间接的启动和装载其他的操作系统。7 总结7.1 GRUB源代码分析总结通过对整个源代码的分析，大致上整个GRUB启动到引导其他操作系统分为如下几个步骤。第一步 开机后，通过BIOS装载Stage1模块第二步 通过Stage1模块装载Start模块第三步 通过Start模块将整个GRUB的内核载入内存第四步 通过GRUB的一个Shell的机制，作为一个小型的操作系统，来通过指令的方式装载不同的其他操作系统。整个过程中GRUB启动的内存映象图如图7.1所示。总体分析下来，首先感觉到GRUB整个代码在编码方面是非常严谨的，特别是整个程序的构架体现出了它灵活容易扩展的特性。主要体现在，它有别于普通的操作系统引导程序，在BIOS启动时就直接去装载特定操作系统的模块或者内核，而是通过BIOS的功能首先装载了一个属于自己的引导程序，也可以理解为GRUB这个操作系统的引导程序。也就是说在引导任何用户的操作系统之前GRUB首先引导的是它的本身。这样为将来的扩展性打下了非常好的基础。由于GRUB采用了类似SHELL的方式来解释并运行用户设计好的脚本或者接受用户输入的指令，并且为用户提供了非常好的底层的方法接口，所以用户可以非常灵活的组合指令来引导不同的操作系统，同时并不要求用户对底层的物理结构有非常高的了解，只要能使用提供的指令就可以来操作配置多重启动的多个操作系统。并且，GRUB提供了非常好的人机交互界面，可以通过预先设置的指令，或者菜单来显示让用户选择操作系统，相对来说就比较易用。同时GRUB也提供了非常好的扩展性，这个也是由于GRUB特殊的结构保证的。首先GRUB是一个开源的项目，它的源代码是向所有的用户和开发着公开的，这样无论是用户的需求发生了变化，还是硬件的标准得到了提升，都能很快的在GRUB中得到实现。其次，GRUB的指令是非常容易添加的，用户只要了解了GRUB指令的格式，就能非常容易的在GRUB原始指令的基础上添加属于自己的指令，这样的设计相当程度上提高了程序的模块化，耦合度比较低。
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