内核启动过程(The kernel boot process)

The kernel boot process

内核启动过程

前面的博文解释了计算机是如何引导启动的，我们正讲到：在将内核映像（kernel image）加载到内存之后，bootloader即将跳入到内核入口点（kernel entry point）。关于“引导”（boot）的最后一篇博文则从内核内部来研究操作系统是如何启动的。由于我是一个“实用主义者（empirical bent ）”，我将主要引用上Linux 2.6.25.6内核源代码。如果你对C语言语法熟悉的话，那么源代码非常易读；尽管你可能错过一些细节，但仍然能够知道内核启动的要点。现在，最主要的困难在于缺少对一些代码上下文的理解。例如，什么时候运行以及为什么运行，或者一些机器底层特征（underlying features of the machine）。我希望能够帮助你理解这些上下文。由于本文较为简洁（brevity），一些有趣的东西---例如中断与内存—现在仅仅获得一个大概的了解。本文的末尾给出了Windows引导的要点（highlight）。

此时，Intel x86运行在实模式（real-mode）下，可以寻址1兆内存，对于现代Linux系统而言，RAM看起来如下图所示：

 
RAM contents after boot loader is done

内核映像已经被bootloader通过使用BIOS磁盘I/O服务加载到了内存。该镜像是硬盘驱动器上内核文件的精确拷贝，例如/boot/vmlinuz-2.6.22-14-server。内核被分成两部分：一个较小的、保存着实模式的内核代码被加载到640K之下的区域；剩余的运行在保护模式下、较大的内核块则被加载到到内存的1兆内存之后。

由内核实模式头（real-mode kernel header）开始执行的动作在上图中已经列出。该内存区域用于实现bootloader与内核之间的Linux引导协议（boot protocol）。bootloader工作时将从该区域读取一些值。这包括可读（human-readable）的内核版本字符串。也包括关键的信息，例如实模式内核的大小。Bootloader也会向该区域写入一些值，例如，用户在引导菜单中设定的命令行参数（command-line parameters）的内存地址。一旦bootloader结束，那么内核头（the kernel header）所需要的所有参数均被填充完成。接下来就跳转到内核入口点。下图列出了内核初始化的代码顺序，包括源目录，文件以及行号：

 

Architecture-specific Linux Kernel Initialization

早期的Intel架构Linux内核启动代码位于文件中。它是用汇编语言编写的，尽管这在内核代码中很少见，但在启动阶段却很普遍。该文件的开始通常包含有引导扇区代码（boot sector code），它是早期Linux代码的遗留产物，那时候Linux可以不依赖于bootloader启动。现在，该扇区仅仅向用户打印“bugger_off_msg”信息并重新启动。现代操作系统通常会忽略该遗留代码（ignore the legacy code）。在引导扇区代码之后，是15字节的实模式内核头（real-mode kernel header）；这两部分组成了512字节，也是Intel架构下传统的磁盘扇区大小。

在这512字节之后的0x200偏移处，我们找到了Linux内核运行的第一条指令：实模式的入口点（the real-mode entry point）。它位于header.S：110处，且机器码为0x3aeb的二字节跳转指令。你可以通过使用hexdump执行内核映像的方法来确认这一点。Bootloader在完成后将跳转到这个位置，然后接着跳转到header.S:229，该位置有一个称作的汇编语言程序。该小程序为实模式内核建立栈，并为bss段填充零（该区域包含静态变量，所以它们应当被赋予零值）。然后跳转到 C代码。

 

Main（）函数主要是检查内存布局，设置视频模式等。然后调用函数。在CPU切换至保护模式之前，必须完成一些任务。这主要包括两方面：中断与内存。在实模式下，处理器的中断向量表（interrupt vector table）总是位于内存地址0x00处，而保护模式下，中断向量表存储在一个称作IDTR的CPU寄存器中。另外，在保护模式与实模式中，逻辑地址（logical memory addresses）（程序管理的内存）向线性地址（linear memory addresses）（地址从0到内存最高值）的转换方式也不相同。保护模式下，为了转换内存，需要从将（全局描述表：Global Descriptor Table）GDT地址加载到GDTR寄存器。所以，go_to_protected_mode()调用 和来建立临时中断描述表（interrupt descriptor table）和全局表述表（global descriptor table）。

现在已经准备好进入保护模式了，进入该模式是通过实现的，这是一个汇编程序。该函数通过置位CPU的CR0寄存器的PE位来使能保护模式。此时系统运行在禁用分页机制下。分页机制是处理器的一个可选特性。尽管在保护模式下，但仍然可能不使用它。最重要的是，现在我们不再受限于640K的内存，而是可以访问4G RAM。该函数之后调用32位内核入口点（kernel entry point），即压缩内核的函数。该函数做一些基本的寄存器初始化工作，然后调用C函数来解压内核。

打印出熟悉的消息“Decompressing Linux…”。解压缩是在原有的内存空间进行的（in-place），一旦完成后，解压缩后的内核镜像将会取代第一个图表中显示的压缩内核镜像。因而解压缩后的内容也是从1兆的内存地址开始的。decompress_kernel() 然后打印出“done.”，以及令人舒服的“Booting the kernel.”。这里的“Booting”的意思是跳入整个启动过程的最终入口点（the final entry point），即保护模式内核的入口点在RAM的第二兆字节0x100000。这个神圣的位置包含一个叫做的函数，但这个函数在不同的目录下，你会看到它。

第二种形式的startup_32仍然是一个汇编程序，但它包含了32-位模式的初始化。它为保护模式内核（这是真正的内核，它将一直运行知道机器重启或者关闭）清除bss段，为内存建立最终的全局描述表（global descriptor table），构建分页表（page table）以使能分页，初始化堆栈，创建最终的中断描述表，并最终调用架构无关的（architecture-independent）的内核启动函数。下图说明最后启动阶段的代码流：

Architecture-independent Linux Kernel Initialization

Start_kernel()看起来更像传统的内核代码，几乎所有代码均为C代码，且是独立于结构的。该函数进行一些列的调用来初始化不同的内核自己系统和数据结构。包括调度器（scheduler）、内存区域（memory zone）、定时器（time keeping）等等。Start_kernel()然后调用，此时大部分子系统已经开始工作。创建一个内核线程，它将kernel_init()函数作为参数，该函数是内核初始化的入口点。Rest_init()然后调用schedule（）进行进程调度，然后通过调用进入睡眠，该内核线程为linux内核的空闲线程。Cpu_idle()作为进程0一直处于运行当中。当有任何工作要做的时候—一个可以运行的进程---进程零将让出（get booted out of）CPU，直到没有可运行的进程才返回。

空闲循环（idle loop）是自从系统引导开始的“很长的线程的终点”（This idle loop is the end of the long thread），是处理器上电之后执行多次jump的最终结果。所有这些都很杂乱，从重启向量（reset vector）到BIOS到MBR到bootloader到实模式内核到保护模式内核，经过所有这些，最终我们来到这里。一步一步直到CPU进入空闲循环，cpu_idle真的很酷。然而，这不是整个内核启动的终点，否则，计算机无法正常工作。

此时，之前启动的内核线程已经准备好取代进程零与空闲线程。在kernel_init()作为线程入口点传入init_rest时，其已经开始运行。Kernel_init()负责初始化系统中在引导时被终止的、剩余的CPU。现在我们所看到的所有代码均是在单CPU上执行的，该CPU称作引导处理器（boot processor）。其它的应用处理器（application processor）也会从实模式开始并运行一些初始化。很多代码路径公共的，正如你所看到的函数startup_32代码，它们均由后来的应用CPU负责执行的。

最后，kernel_init 调用init_post()，该函数试图按下面的路径执行用户模式的进程：/sbin/init,/etc/init,/bin/init,以及/bin/sh。如果所有路径均失败告终，那么内核即将完蛋（panic）。幸好，init通常就在那里且进程ID为1。它检查配置文件来确定加载那些进程，可能包括X11，登录串口程序，网络守护程序等等。此时，引导过程结束了，而另一个Linux box开始运行了。希望你没有遇到太多麻烦。

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