Linux 內(nèi)核及0 號進程啟動分析?

徐晨升 張瓊聲 孟祥奎

（中國石油大學(xué)（華東）計算機與通信工程學(xué)院 青島 266580）

1 引言

在全球超級計算機TOP500強操作系統(tǒng)排行榜中，Linux的占比最近幾十年長期保持在85%以上，且一直呈現(xiàn)快速上升趨勢。目前Linux服務(wù)器操作系統(tǒng)在整個服務(wù)器操作系統(tǒng)市場格局中占據(jù)越來越多的市場份額，已經(jīng)形成大規(guī)模市場應(yīng)用的局面，尤其在政府、金融、農(nóng)業(yè)、交通、電信等國家關(guān)鍵領(lǐng)域。同時Linux在嵌入式系統(tǒng)方面也得到了廣泛應(yīng)用。比如Android 操作系統(tǒng)就是創(chuàng)建在Linux 內(nèi)核之上的。然而，我國在核心信息技術(shù)產(chǎn)業(yè)方面仍然與國外有較大差距，比如在cpu 和操作系統(tǒng)領(lǐng)域，尤其是在中興事件之后，發(fā)展自主可控的核心信息技術(shù)產(chǎn)業(yè)已變成一種迫切需求。

本文從Linux 內(nèi)核源代碼的角度深入討論Linux 內(nèi)核是如何在裸機上被加載運行的，同時介紹了cpu 工作模式［1］的轉(zhuǎn)換以及創(chuàng)建0 號進程并啟動它的全過程。為后續(xù)深入研究Linux內(nèi)核包括內(nèi)存管理、文件系統(tǒng)、進程調(diào)度、進程通信等核心模塊的實現(xiàn)與優(yōu)化奠定良好的實踐和理論基礎(chǔ)，希望對Linux學(xué)習(xí)和使用者有所啟發(fā)。

設(shè)計好了活動，那么接下來在教學(xué)過程中，老師要引導(dǎo)學(xué)生真正“動起來”．這里不僅僅是指動手，更要動腦，還要調(diào)動一切可以調(diào)動的感官，這就需要在教師理解學(xué)生的基礎(chǔ)上，設(shè)計好的問題作為活動進行的紐帶．

周圍的人七嘴八舌給他出主意給他提醒他都充耳不聞，徑直朝池塘邊走去。突然看見一個和他年紀(jì)差不多的中年男人，手握一把菜刀朝他齒牙咧嘴比劃著什么。還看見在那人背后的池塘水中，有一個小女孩水已經(jīng)淹到了胸口，邊哭邊舉起雙臂，一頭拴在女孩手臂上，一頭被持刀人逮在手上的繩子正在不斷搖晃。

進入新時代，我們既看到祖國繁榮昌盛的一面，同時也看到諸如“小悅悅”、“江歌”事件，更甚者有現(xiàn)代版的“農(nóng)夫與蛇”的保姆縱火案、“教科書式耍賴”、紅黃藍幼兒園虐童事件等等，無一不在表明，失德現(xiàn)象不再是某一行業(yè)、某一類人的行為，它存在于以“人”為中心所展開關(guān)系的方方面面。要解決這一問題，就涉及對人與人之間關(guān)系的重新梳理。而“儒家的人倫思想，即從內(nèi)在的道德客觀化出來，以對人類負(fù)責(zé)的，始于孝弟，而極于民胞物與，極于以天地萬物為一體?！盵1]所以研究《小學(xué)·明倫》思想的意義正是通過對人倫關(guān)系的探索，找出人與人和諧相處的途徑，為今天思想政治教育提供借鑒之處。

2 內(nèi)核版本和硬件平臺

圖1 展示了linux 內(nèi)核的啟動流程。0×7c00 這個地址來自intel 的第一代個人電腦芯片8088，以后的cpu 為了保持兼容，一直使用這個地址。1981年8 月，IBM 公司最早的個人電腦IBM PC 5150 上市，就用了這個芯片，當(dāng)時搭配的操作系統(tǒng)是86-DOS，這個操作系統(tǒng)需要的內(nèi)存最少是32KB。即內(nèi)存范圍從0×00000-0×7FFF。8088芯片本身需要占用0×0000-0×03FF，用來保存各種中斷處理程序，所以內(nèi)存只剩下0×0400-0×7FFF可以使用。

3 Linux內(nèi)核啟動過程原理

從80386 開始，cpu 工作的模式就有兩種，分別是實模式和保護模式［3］。剛剛啟動的時候操作系統(tǒng)是運行在實模式的，比如圖1 流程圖中的boot 和setup 程序就是運行在實模式下的。實模式只能訪問1MB 以下的常規(guī)內(nèi)存，而在保護模式下，全部的32 條地址線有效，可尋址高達4GB 的物理地址空間。在實模式下處理器沒有內(nèi)存保護概念和多道任務(wù)的工作模式，其尋址方式為“段基址左移4 位+16位地址偏移”得到20位的物理地址，此時段寄存器中的內(nèi)容是段基址。而在保護模式下，尋址方式變?yōu)椤岸位?32 位的偏移”，但此時段寄存器中的內(nèi)容并不是段基址，而是16 位的段選擇子［4］，段選擇子是用來從段描述符表中找段描述符的，從而根據(jù)段描述符得到段基址。段選擇子的結(jié)構(gòu)如圖2所示。

Linux 內(nèi)核版本更新速度很快，一些核心模塊的變化非常大，但是Linux 內(nèi)核加載啟動過程的基本原理變化并不顯著。0.11 版本的內(nèi)核已經(jīng)初步具備現(xiàn)代操作系統(tǒng)的全部功能模塊，是入門Linux內(nèi)核很好的學(xué)習(xí)材料，因而本文則選擇0.11版本的內(nèi)核作為研究對象，深入探討分析其加載啟動過程。Linux操作系統(tǒng)可以運行在多種不同的硬件平臺上，比如Arm 和80×86 等平臺上，由于絕大多數(shù)的Linux 操作系統(tǒng)應(yīng)用于80×86 平臺上，并且0.11版本的內(nèi)核是基于80×86 的，所以本文討論的也是僅限于80×86平臺的Linux內(nèi)核的啟動過程。

為了盡量把多的連續(xù)內(nèi)存分配給操作系統(tǒng)，bios 負(fù)責(zé)加載引導(dǎo)程序的數(shù)據(jù)（int19h 中斷處理程序，大于512 字節(jié)）被放到了內(nèi)存地址的尾部，而引導(dǎo)程序本身需要占用512 個字節(jié)，從而引導(dǎo)程序在內(nèi)存中的起始位置為0×7FFF-512-512+1=0×7c00。

Linux 啟動過程中之所以將system 模塊先移動到0×10000 處而不直接移動到0×0000 處是因為如果直接移動到0×0000 處，會導(dǎo)致bios 的部分程序和數(shù)據(jù)被覆蓋，包括一些重要的bios 中斷，而這些中處理程序要在引導(dǎo)程序中使用，所以不能直接移動到0×0000 處。由于內(nèi)核數(shù)據(jù)大小不會超過512KB，內(nèi)核被加載到了0×10000的位置，所以內(nèi)核物理地址最大不會到地址0×90000 處。當(dāng)程序轉(zhuǎn)到setup 執(zhí)行的時候，setup 程序會獲取系統(tǒng)參數(shù)，這些系統(tǒng)參數(shù)被存儲在原先bootsect程序所在的位置，原先的bootsect 程序被覆蓋，而后在setup 程序?qū)ystem模塊從0×10000處移動到地址0×0000處，并且設(shè)置了臨時的GDT 和IDT，為程序跳轉(zhuǎn)到保護模式做準(zhǔn)備。當(dāng)程序跳轉(zhuǎn)到物理地址0×0000 處執(zhí)行時，head 程序開始執(zhí)行，head 程序?qū)⒅匦略O(shè)置GDT 和IDT，并且設(shè)置頁目錄表和頁表，同時設(shè)置CR3寄存器的值并開啟分頁，并在堆棧中彈出main（）函數(shù)地址，main（）函數(shù)開始執(zhí)行。

圖1 Linux內(nèi)核啟動流程圖

4 實模式與保護模式

在計算機通電之后，固化在CMOS 中的bios 程序會對硬件開始自檢，之后bios將磁盤引導(dǎo)扇區(qū)中的bootsect 啟動程序（共512 個字節(jié)）加載到內(nèi)存地址0×7c00 處執(zhí)行，bootsect 程序在剛開始執(zhí)行時就把自己移動到內(nèi)存地址0×90000 處，開始從0×90000 處執(zhí)行之后的程序代碼。bootsect 程序的主要作用是先將存儲在磁盤上的setup程序加載到內(nèi)存0×90200 處，再把system 內(nèi)核模塊從磁盤加載到內(nèi)存地址0×10000 處并將控制權(quán)交給setup 程序。setup 程序首先利用bios 提供的中斷程序獲取一些基本的硬件參數(shù)，這些參數(shù)被保存在了內(nèi)存地址0×90000 處，也就是之前bootsect 程序所在的位置。接著setup 程序把system 模塊從之前的內(nèi)存地址0×10000 處移動到內(nèi)存地址0×00000 處，接著設(shè)置控制寄存器CR0 的第一位切換cpu 的工作模式為保護模式并跳轉(zhuǎn)到物理地址0×00000 處運行。由于在編譯鏈接程序代碼時head 程序被鏈接到了system 的頭部，因而此時cpu 開始執(zhí)行內(nèi)存地址0×00000 處的head 程序。head 程序主要是初始化中斷描述符表中的256 個門描述符［2］，檢查A20 地址線是否已經(jīng)打開，測試系統(tǒng)是否含有數(shù)學(xué)協(xié)處理器。接著初始化內(nèi)存頁目錄表，為內(nèi)存的分頁管理做好準(zhǔn)備，最后跳轉(zhuǎn)到system 模塊中的初始化程序main.c中繼續(xù)執(zhí)行。main.c程序包括各個內(nèi)核子模塊的初始化，即從main.c 程序開始，內(nèi)核才算真正意義上的啟動了。Linux 內(nèi)核啟動流程圖如圖1 所示。

圖2 段選擇子結(jié)構(gòu)

Linux的每個進程都有與之一一對應(yīng)的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，即進程控制塊PCB。進程控制塊包含了與當(dāng)前進程相關(guān)的重要信息，比如進程的運行狀態(tài)、進程所在的代碼段和數(shù)據(jù)段等。Linux內(nèi)核的第一個進程是提前寫好的，這個進程也叫0 號進程。main（）函數(shù)先保存了根文件系統(tǒng)設(shè)備號，并且指定了內(nèi)存起始地址以及系統(tǒng)主內(nèi)存的容量，而后進行各個方面的初始化，其中就包括調(diào)度程序sched_init（）函數(shù)的初始化。該函數(shù)主要設(shè)置了GDT表的第四項和第五項描述符，使它們分別指向0 號進程的任務(wù)狀態(tài)段TSS 段和局部描述符表LDT段。0 號進程的進程控制塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)叫做INIT_TASK，該數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的內(nèi)容在sched.h進行了初始化，包括初始化了LDT 的表項內(nèi)容以及TSS 的內(nèi)容。緊接著sched_init（）函數(shù)將GDT 表第六項之后的表項內(nèi)容全置為NULL，之后加載0 號進程的任務(wù)狀態(tài)段寄存器TR 和局部描述符表LDT，復(fù)位NT以防止執(zhí)行中斷返回指令時發(fā)生任務(wù)切換而出錯。開啟時鐘中斷并設(shè)置了系統(tǒng)調(diào)用中斷門。調(diào)度程序初始化完畢意味著0 號進程初始化完畢，而后main（）函數(shù)執(zhí)行“move_to_user_mode（）”語句實現(xiàn)系統(tǒng)由特權(quán)級的內(nèi)核態(tài)到用戶態(tài)的切換，使得main（）函數(shù)以用戶態(tài)0 號進程的身份接著運行。而后0號進程利用fork（）函數(shù)創(chuàng)建了進程1，利用進程1 來執(zhí)行init 函數(shù)，進程1 又創(chuàng)建了進程2，進程3，……進程n。至于系統(tǒng)具體運行哪個進程，則由調(diào)度程序來決定某一時刻應(yīng)該運行哪個進程。

圖3 段描述符結(jié)構(gòu)

從head 程序開始，cpu 就已經(jīng)工作在保護模式下了。程序首先將各個寄存器設(shè)置為立即數(shù)0×10，它是一個段選擇子，指向臨時GDT（注意此時gdtr 中存的GDT 首地址仍然是setup 程序中設(shè)置的臨時的GDT）的一個表項，其實是指向臨時GDT 的數(shù)據(jù)段。接著程序重新設(shè)置新的IDT，將IDT 的256個表項（每項8字節(jié)）全部指向一個啞中斷門ignore_int。該中斷處理程序只是打印一個字符串“Unknown interrupt”，在重新設(shè)置完IDT 后，緊接著重新設(shè)置GDT 表項。接著開始檢測A20 地址線是否開啟，并設(shè)置頁目錄和頁表項（一個頁目錄和4個頁表項，總共能尋址16MB 大?。?，而后程序返回到main.c 的入口處，cpu 開始執(zhí)行main 程序，進行各個內(nèi)核子模塊的初始化。

5 內(nèi)核啟動相關(guān)源程序文件分析

5.1 bootsect.s 程序（主要用來加載setup 程序和system模塊）

先將數(shù)據(jù)段寄存器的值ds 設(shè)置為0×90000，然后開始讀取機器參數(shù)并將其放到0×90000 開始的位置，從而bootsect 程序會被覆蓋。接著讀取硬盤信息表，由于第一個硬盤參數(shù)表的首地址存放在中斷向量0×41 表項中表長16 個字節(jié)，因而很容易能夠讀取到硬盤參數(shù)（由于bios中斷向量表是從內(nèi)存地址0×00000 處開始存放的，中斷向量表表項大小為4個字節(jié)，因而中斷向量0×41對應(yīng)的表項的起始地址為4*0×41，從而讀取表項得到第一個硬盤參數(shù)首地址并將參數(shù)讀出）。第二個硬盤參數(shù)的首地址存放在中斷向量0×46 表項中，因而第二個硬盤參數(shù)也很容易讀到。緊接著關(guān)中斷，然后開始把system模塊（大小不會超過512KB）從0×10000處移動到0×00000處。一次移動0×8000個字，即64KB，共移動8次即可。移動完畢后開始加載idtr寄存器和gdtr 寄存器，為跳轉(zhuǎn)到保護模式做準(zhǔn)備。idt_48是lidt指令的操作數(shù)，共6個字節(jié)，其中包含中斷描述表IDT的地址；gdt_48是lgdt指令的操作數(shù)，也是6 個字節(jié)，其中包含全局段描述符表的首地址。IDT 和GDT 定義在程序末尾。緊接著程序打開A20 地址線，對8259 中斷控制器重新編程，完成進入保護模式的所有準(zhǔn)備工作。接著設(shè)置寄存器控制寄存器CR0 的第一位為1，導(dǎo)致cpu 工作在保護模式并跳轉(zhuǎn)到內(nèi)存起始地址0×00000處。

5.2 setup.s程序（獲取機器參數(shù)，并將system 模塊移動到物理內(nèi)存地址0處）

程序一開始指定了根文件系統(tǒng)的設(shè)備號，由于bios 直接將bootsect程序加載到了內(nèi)存地址0×7c00處，此時bootsect 需要先將自己移動到內(nèi)存地址0×90000 處。程序入口start 處一開始便讓ds 指向0×7c0（不是0×7c00，因為實模式下尋址段寄存器的值會左移4 位變成0×7c00）處，即bootsect 的源地址，讓es 段指向0×9000，即bootsect 的目標(biāo)地址，而后設(shè)置循環(huán)變量cx 的值為256 個字，即521 個字節(jié)。接著令偏移地址si和di為0，使用movw 將512 個字節(jié)從）0×7c0 處移動到0×9000 處，由于代碼段發(fā)生了移動，也即cs 的值發(fā)生了變化，因而接著設(shè)置各個段寄存器，讓它們都指向代碼段。接下來便開始加載setup 程序，需要將setup 程序從磁盤上加載到0×90200 的位置，需要讀4 個扇區(qū)（起始扇區(qū)為2 號扇區(qū)），此時需要調(diào)用int 0×13 中斷。調(diào)用13 號中斷之前需要將相關(guān)的參數(shù)（比如磁頭號，磁道號及起始扇區(qū)號，這些參數(shù)是可以通過邏輯扇區(qū)號計算得到）送到寄存器，比如ax，bx等。但此處因為已經(jīng)知道setup 程序是在磁盤的第二個扇區(qū)，大小為2KB，即4 個扇區(qū)，所以直接調(diào)用int 0×13 即可將setup 程序讀入指定內(nèi)存地址，這個內(nèi)存地址是由es：bx 指定的，即地址0×90200 處。接著便開始獲取磁盤驅(qū)動器參數(shù)，還是利用int 0×13 號中斷，其中主要要保存的參數(shù)是每磁道扇區(qū)數(shù)sectors。接著打印調(diào)用int 0×10 中斷打印Loading system…信息。加載system 模塊信息，調(diào)用read_it將其加載到內(nèi)存地址0×10000：0000 處，加載完system 模塊后直接跳轉(zhuǎn)到setup 程序的起始處，即0×90200：0000處。

由于cpu 現(xiàn)在工作在保護模式，所以在最后的指令jmpi 0，8 中的8 已經(jīng)是段選擇子，而后cpu 會根據(jù)這個段選擇子查找臨時全局段描述符表，找到它對應(yīng)的段基址（0×00000 處），由于指令中給出的偏移是0，則此時cpu 從0×00000 處開始執(zhí)行，此時在這個地址處的便是head.s的代碼。

5.3 head.s程序

從圖3 可以看出一個段描述符大小為8 個字節(jié)，它指出了段基址和段限長，從而唯一確定了一個段。這種尋址方式與實模式下的尋址完全不同，因而要在linux 內(nèi)核啟動程序的setup 程序跳轉(zhuǎn)到system 模塊（在內(nèi)存地址0×00000 處）之前要建立一個臨時的GDT，然后設(shè)置控制寄存器CR0的第一位為1，進入保護模式。此時跳轉(zhuǎn)指令中的“段基址”已經(jīng)是保護模式下的段選擇子，然后根據(jù)該段選擇子查找臨時的GDT 表，找到對應(yīng)的段描述符。接著CPU 將直接跳轉(zhuǎn)到該段描述符所指向的段（即0×00000 基址處，）加偏移（0）處執(zhí)行指令，即head.s 程序的開始，接著head.s 便開始在保護模式下運行。

6 Linux內(nèi)核第一個進程的啟動

其中，RPL 表示特權(quán)級，00 表示最高級，11 表示最低級。TI=0 表示根據(jù)該段選擇子查找的是全局段描述符表GDT［6］，TI=1 表示根據(jù)該段選擇子查找的是局部段描述符表LDT。高13 位作為GDT 或者LDT 的索引來找到相應(yīng)的段描述符。段描述符表的每一個表項表示一個段描述符。在整個系統(tǒng)中，全局段描述符表GDT 只有一張，GDT 可以被放在內(nèi)存的任何位置，但CPU 必須知道GDT 的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的設(shè)計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT 設(shè)定在內(nèi)存中某個位置之后，可以通過lgdt指令將GDT 的入口地址裝入此寄存器，從此以后，CPU 就根據(jù)此寄存器中的內(nèi)容作為GDT 的入口來訪問GDT 了。GDTR 中存放的是GDT 在內(nèi)存中的基地址和其表長界限。局部段描述符表LDT 可以有若干張［7］，每個任務(wù)可以有一張，LDT 本身也是一個段，在GDT 中也有與之相對應(yīng)的段描述符，與LDT 相對應(yīng)的寄存器是LDTR，LDTR 中加載的是GDT 中指向它的描述符的段選擇子。段描述符的結(jié)構(gòu)如圖3所示。

習(xí)近平綠色發(fā)展理論深刻體現(xiàn)了“以人為本”的思想理念。人的自由全面發(fā)展是我黨所有建設(shè)的最終目的，如果因追求單純的經(jīng)濟增長而忽略了人的整體利益和人民群眾的地位作用，就本末倒置了。綠色發(fā)展堅持人民主體地位，充分肯定了人民群眾在社會發(fā)展中的主體作用。

move_to_user_mode（）是一個宏定義函數(shù)，該函數(shù)是通過構(gòu)建中斷返回指令所需要的內(nèi)容來啟動0號進程的運行的，如圖4所示。

可以看到，該函數(shù)先將0×17 壓棧，地址0×17指向進程0 的數(shù)據(jù)段，緊接著將堆棧指針esp 和標(biāo)志寄存器內(nèi)容以及0×0f（該地址指向進程0 的代碼段）和標(biāo)號1的偏移地址（eip）壓棧［10］。再執(zhí)行中斷返回指令iret，該指令將依次把堆棧里的內(nèi)容彈出到eip寄存器，cs段寄存器，標(biāo)志寄存器。但此時系統(tǒng)發(fā)現(xiàn)cs已指向進程0的代碼段，它的特權(quán)級是3，即特權(quán)級發(fā)生了變化，則iret 指令會接著彈出堆棧內(nèi)容到堆棧指針寄存器esp和堆棧段寄存器ss。則在iret指令執(zhí)行完畢后，進程0 開始運行，但可以看到它使用的用戶態(tài)堆棧段依然是原來系統(tǒng)在內(nèi)核態(tài)運行時的堆棧。

通過優(yōu)化求解L(β)的最大值，即可求得相應(yīng)的模型參數(shù)β。本文通過Limited-memory Broyden-Fletcher-Goldfarb-Shanno(L-BFGS)算法數(shù)值求解。

圖4 啟動0號進程

7 結(jié)語

本文從源代碼角度詳細(xì)分析了0.11 版本內(nèi)核的啟動過程。如今Linux內(nèi)核的版本已經(jīng)更新到了4.2.0，內(nèi)核的更新主要是針對內(nèi)核核心模塊的擴充與優(yōu)化，使其能夠適用于各種不同的硬件平臺，而Linux 內(nèi)核的啟動過程直至內(nèi)核版本2.6.9 之前并沒有發(fā)生多大變化，第一個進程的啟動仍然是“手動”完成的，理解Linux 內(nèi)核的啟動過程，將從實踐的角度對Linux 的運行機制有一個清晰的了解，從而有助于對Linux 核心模塊的研究與理解打開大門。