Linux 0.11: 从开机到执行shell

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所属分类:linux技术
摘要

参考闪客的系列,将开机到执行shell的整个过程浓缩成本文。当按下开机键的那一刻,在主板上提前写死的固件程序 BIOS 会将硬盘中启动区的 512 字节的数据,原封不动复制到内存中的 0x7c00 这个位置,并跳转到那个位置进行执行。


参考

参考闪客的系列,将开机到执行shell的整个过程浓缩成本文。

bootsect.s

当按下开机键的那一刻,在主板上提前写死的固件程序 BIOS 会将硬盘中启动区的 512 字节的数据,原封不动复制到内存中的 0x7c00 这个位置,并跳转到那个位置进行执行。

Linux-0.11 的最开始的代码是用汇编语言写的 bootsect.s,位于 boot 文件夹下。通过编译,这个 bootsect.s 会被编译成二进制文件,存放在启动区的第一扇区。

启动区的定义非常简单,只要硬盘中的 0 盘 0 道 1 扇区的 512 个字节的最后两个字节分别是 0x55 和 0xaa,那么 BIOS 就会认为它是个启动区。

所以对于我们理解操作系统而言,此时的 BIOS 仅仅就是个代码搬运工,把 512 字节的二进制数据从硬盘搬运到了内存中而已。所以作为操作系统的开发人员,仅仅需要把操作系统最开始的那段代码,编译并存储在硬盘的 0 盘 0 道 1 扇区即可。之后 BIOS 会帮我们把它放到内存里,并且跳过去执行。

_start: 	mov	$BOOTSEG, %ax	#将ds段寄存器设置为0x7C0 	mov	%ax, %ds 	mov	$INITSEG, %ax	#将es段寄存器设置为0x900 	mov	%ax, %es 	mov	$256, %cx		#设置移动计数值256字 	sub	%si, %si		#源地址	ds:si = 0x07C0:0x0000 	sub	%di, %di		#目标地址 es:si = 0x9000:0x0000 	rep					#重复执行并递减cx的值 	movsw				#从内存[si]处移动cx个字到[di]处 	ljmp	$INITSEG, $go	#段间跳转,这里INITSEG指出跳转到的段地址,解释了cs的值为0x9000 

这里就是一件事:把代码移动到 0x90000 处,然后跳转 新位置 偏移 go 处。
ljmp $INITSEG, $go 相当于 cs = 0x90000, ip = $go

go:	mov	%cs, %ax		#将ds,es,ss都设置成移动后代码所在的段处(0x9000) 	mov	%ax, %ds 	mov	%ax, %es # put stack at 0x9ff00. 	mov	%ax, %ss # ss = 0x9000 	mov	$0xFF00, %sp	#目前的栈顶地址就是ss:sp,即0x9FF00 处。  

这一部分是设置栈,把栈顶设置得离代码足够远。

##ah=0x02 读磁盘扇区到内存	al=需要独出的扇区数量 ##ch=磁道(柱面)号的低八位 cl=开始扇区(位0-5),磁道号高2位(位6-7) ##dh=磁头号					dl=驱动器号(硬盘则7要置位) ##es:bx ->指向数据缓冲区;如果出错则CF标志置位,ah中是出错码 load_setup: 	mov	$0x0000, %dx		# drive 0, head 0 	mov	$0x0002, %cx		# sector 2, track 0 	mov	$0x0200, %bx		# address = 512, in INITSEG 	.equ    AX, 0x0200+SETUPLEN 	mov     $AX, %ax		# service 2, nr of sectors 	int	$0x13			    # read it 

将硬盘的第 2 (cx)个扇区开始,把数据加载到内存 0x90200(bx) 处,共加载 4(SETUPLEN) 个扇区

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如果加载成功则跳转到 ok_load_setup,之后的主要逻辑是把从硬盘第 6 个扇区开始往后的 240 个扇区,加载到内存 0x10000 处,然后跳转到 0x90200 处的代码,也就是 setup.s 文件的第一行代码。

ok_load_setup:     ...     mov ax,#0x1000     mov es,ax       ; segment of 0x10000     call read_it     ...     jmpi 0,0x9020 

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setup.s

setup.s 被编译成setup 放在磁盘的2~5扇区。

setup的开始部分就是获取一些参数,存储在内存中:

内存地址 长度(字节) 名称
0x90000 2 光标位置
0x90002 2 扩展内存数
0x90004 2 显示页面
0x90006 1 显示模式
0x90007 1 字符列数
0x90008 2 未知
0x9000A 1 显示内存
0x9000B 1 显示状态
0x9000C 2 显卡特性参数
0x9000E 1 屏幕行数
0x9000F 1 屏幕列数
0x90080 16 硬盘1参数表
0x90090 16 硬盘2参数表
0x901FC 2 根设备号

接着又是进行了内存的移动操作:

... # now we want to move to protected mode ...  	cli			# no interrupts allowed ! 	# 因为后面我们要把原本是 BIOS 写好的中断向量表给覆盖掉,也就是给破坏掉了,写上我们自己的中断向量表,所以这个时候是不允许中断进来的。  # first we move the system to it's rightful place  	mov	$0x0000, %ax 	cld			# 'direction'=0, movs moves forward do_move: 	mov	%ax, %es	# destination segment 	add	$0x1000, %ax 	cmp	$0x9000, %ax 	jz	end_move 	mov	%ax, %ds	# source segment 	sub	%di, %di 	sub	%si, %si 	mov 	$0x8000, %cx 	rep 	movsw 	jmp	do_move 

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于是,现在的内存布局变成了:

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# then we load the segment descriptors  end_move: 	mov	$SETUPSEG, %ax	# right, forgot this at first. didn't work :-) 	mov	%ax, %ds 	lidt	idt_48		# load idt with 0,0 	lgdt	gdt_48		# load gdt with whatever appropriate  

这里会加载idt和gdt。以gdt为例解释一下:

gdt: 	.word	0,0,0,0		# dummy  	.word	0x07FF		# 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb),代码段描述符 	.word	0x0000		# base address=0,数据段描述符 	.word	0x9A00		# code read/exec 	.word	0x00C0		# granularity=4096, 386  	.word	0x07FF		# 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb) 	.word	0x0000		# base address=0 	.word	0x9200		# data read/write 	.word	0x00C0		# granularity=4096, 386  gdt_48: # 注意是小端序,0x800在低16位,0x9在高16位 	.word	0x800			# gdt limit=2048, 256 GDT entries 	.word   512+gdt, 0x9		# gdt base = 0X9xxxx, 	# 512+gdt is the real gdt after setup is moved to 0x9020 * 0x10 

gdt_48 的高32位 为 gdt 在内存中的地址(gdt是setup文件的偏移,因为setup在内存中的起始位置为0x9020,所以要加上0x9020)

ds 寄存器里存储的值,在实模式下叫做段基址(段基址左移4位加上偏移得到物理地址),在保护模式下叫段选择子。段选择子里存储着段描述符的索引。
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 通过段描述符索引,可以从全局描述符表 gdt 中找到一个段描述符,段描述符里存储着段基址。
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 段基址取出来,再和偏移地址相加,就得到了物理地址,整个过程如下:
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inb     $0x92, %al	# open A20 line(Fast Gate A20). orb     $0b00000010, %al outb    %al, $0x92 

打开A20地址线。这是为了兼容20位模式,如果不打开,即使有32位地址线,高于20位的位也会被丢掉。

接下来是对可编程中断控制器 8259 芯片进行的编程。

因为中断号是不能冲突的, Intel 把 0 到 0x19 号中断都作为保留中断,比如 0 号中断就规定为除零异常,软件自定义的中断都应该放在这之后,但是 IBM 在原 PC 机中搞砸了,跟保留中断号发生了冲突,以后也没有纠正过来,所以我们得重新对其进行编程,不得不做,却又一点意思也没有。这是 Linus 在上面注释上的原话。

mov	%cr0, %eax	# get machine status(cr0|MSW) bts	$0, %eax	# turn on the PE-bit mov	%eax, %cr0	# protection enabled 

启用保护模式(将cr0的第0位置为1)

# segment-descriptor        (INDEX:TI:RPL) 	.equ	sel_cs0, 0x0008 	# select for code segment 0 (  001:0 :00) 	ljmp	$sel_cs0, $0	# jmp offset 0 of code segment 0 in gdt 

对照段选择子的结构,可以知道 描述符索引值是 1,也就是要去 全局描述符表(gdt) 中找第一项段描述符。这里取的就是代码段描述符,段基址是 0,偏移也是 0,那加一块就还是 0,所以最终这个跳转指令,就是跳转到内存地址的 0 地址处,开始执行。就是操作系统全部代码的 system 这个大模块的起始处。

head

pg_dir: # 页目录在0地址处,会覆盖掉执行过的代码 .globl startup_32 startup_32: movl $0x10,%eax mov %ax,%ds mov %ax,%es mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss stack_start,%esp 

再往下连续五个 mov 操作,分别给 ds、es、fs、gs 这几个段寄存器赋值为 0x10,根据段描述符结构解析,表示这几个段寄存器的值为指向全局描述符表中的2号段描述符,也就是数据段描述符。

最后 lss 指令相当于让 ss:esp 这个栈顶指针指向了 _stack_start 这个标号的位置。

这个 stack_start 标号定义在了 sched.c 里:

long user_stack[4096 >> 2]; struct{   	long *a; 	short b; } stack_start = { &user_stack[4096 >> 2], 0x10 }; 

stack_start 结构中的高位 16 字节是 0x10,将会赋值给 ss 栈段寄存器,低位 32 字节是 user_stack 这个数组的最后一个元素的地址值,将其赋值给 esp 寄存器。

赋值给 ss 的 0x10 仍然按照保护模式下的段选择子去解读,其指向的是全局描述符表中的第二个段描述符(数据段描述符),段基址是 0。

call setup_idt call setup_gdt movl $0x10,%eax		# reload all the segment registers mov %ax,%ds		# after changing gdt. CS was already mov %ax,%es		# reloaded in 'setup_gdt' mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss stack_start,%esp 

重新设置idt和gdt,因为原来的是在setup中的,这块地方接下来要被缓冲区覆盖掉。所以这里重新将其设置在head中。因为重新设置了gdt,所以还要重新执行mov刷新一遍才能生效。

... 	jmp after_page_tables ... after_page_tables: 	pushl $0		# These are the parameters to main :-) 	pushl $0 	pushl $0 	pushl $L6		# return address for main, if it decides to. 	pushl $main 	jmp setup_paging L6: 	jmp L6			# main should never return here, but  .align 2 setup_paging: 	movl $1024*5,%ecx	/* 5 pages - pg_dir(页目录)占一页,4 个页表分别占一页 */ 	xorl %eax,%eax 	xorl %edi,%edi		 /* pg_dir is at 0x000 */ 	cld;rep;stosl        /* 将开头的5页内存清零 */ 	movl $pg0+7,pg_dir	 /* set present r/w bit/user*/ 	movl $pg1+7,pg_dir+4 /* 这里加7是为了将最低3位置1,即页存在,用户可读写*/ 	movl $pg2+7,pg_dir+8 	movl $pg3+7,pg_dir+12 	movl $pg3+4092,%edi  .org 0x1000 pg0:   .org 0x2000 pg1:   .org 0x3000 pg2:   .org 0x4000 pg3:   .org 0x5000 

setup_paging 会初始化分页机制,也就是设置好页目录和页表。注意 pg_dir 在 0地址,也就是将之前执行的代码覆盖掉,作为页目录,存储了四个页目录项。一个页表包含1024个页表项,1页为4KB,因此16M 的地址空间可以用 1 个页目录表 + 4 个页表搞定。

	movl $pg3+4092,%edi     /* 从最后一个页表的最后一个页表项开始 */ 	movl $0xfff007,%eax		/*  16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */ 	std             /* 向低地址遍历 */ 1:	stosl			/* fill pages backwards - more efficient :-) */ 	subl $0x1000,%eax 	jge 1b 	cld 

这一步通过一个循环来填充页表项,使得线性地址和对应的物理地址一样。

	xorl %eax,%eax		/* pg_dir is at 0x0000 */ 	movl %eax,%cr3		/* cr3 - page directory start */ 	movl %cr0,%eax 	orl $0x80000000,%eax 	movl %eax,%cr0		/* set paging (PG) bit */  

这一步设置了页目录的起始地址(存储在cr3寄存器),并且设置cr0的最高位为1以开启分页。

	ret			/* this also flushes prefetch-queue */ 

ret会跳转到main函数。这是怎么实现的呢?注意到在 jmp setup_paging 之前压入了5个参数,实际上这是模拟call指令的压栈过程,因此ret后pop出栈顶作为返回地址,即可跳转到main函数执行。

	pushl $0		# These are the parameters to main :-) 	pushl $0 	pushl $0 	pushl $L6		# return address for main, if it decides to. 	pushl $main 	jmp setup_paging 

main

内存初始化

void main(void) /* This really IS void, no error here. */ { 	/* The startup routine assumes (well, ...) this */ 	/* Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then enable them */ 	ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV; 	drive_info = DRIVE_INFO;  	// EXT_MEM_K 是之前在setup中获取和设置的 	// EXT_MEM_K 存储的是系统从1MB开始的扩展内存数值,单位是KB,所以和以字节为单位的1MB相加时需要左移10位。 	memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10); // 忽略不到4KB(1页)的内存 	memory_end &= 0xfffff000; 	// 如果内存超过16MB,则按照16MB计算 	if (memory_end > 16*1024*1024) 		memory_end = 16*1024*1024; 	// 如果内存大于12MB则缓冲区末端为4MB 	if (memory_end > 12*1024*1024) 		buffer_memory_end = 4*1024*1024; 	// 如果内存大于6MB则缓冲区末端为2MB 	else if (memory_end > 6*1024*1024) 		buffer_memory_end = 2*1024*1024; 	// 剩下的情况,也就是内存为0MB---6MB,则缓冲区末端为1MB 	else 		buffer_memory_end = 1*1024*1024; 	// 主内存起始地址 = 缓冲区末端 	main_memory_start = buffer_memory_end; 	... } 

这一堆就是划定主内存和缓冲区,确定三个边界变量:buffer_memory_end、main_memory_start、memory_end

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具体主内存区是如何管理和分配的,要看 mem_init 里做了什么。而缓冲区是如何管理和分配的,就要看再后面的 buffer_init 里干了什么。

先看mem_init

void mem_init(long start_mem, long end_mem) { 	int i;  	HIGH_MEMORY = end_mem; 	for (i=0 ; i<PAGING_PAGES ; i++) 		mem_map[i] = USED; 	i = MAP_NR(start_mem); 	end_mem -= start_mem; 	end_mem >>= 12; 	while (end_mem-->0) 		mem_map[i++]=0; } 

就是对内存分页,mem_map这个数组的每一项管理一页。

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以上图为例:

  • 1M 以下的内存这个数组干脆没有记录,这里的内存是无需管理的,或者换个说法是无权管理的,也就是没有权利申请和释放,因为这个区域是内核代码所在的地方,不能被“污染”。
  • 1M 到 2M 这个区间是缓冲区,2M 是缓冲区的末端,缓冲区的开始在哪里之后再说,这些地方不是主内存区域,因此直接标记为 USED,产生的效果就是无法再被分配了。
  • 2M 以上的空间是主内存区域,而主内存目前没有任何程序申请,所以初始化时统统都是零,未来等着应用程序去申请和释放这里的内存资源。

中断初始化

  • trap_init:给0到48号中断设置中断处理函数
 void trap_init(void) { 	int i;  	set_trap_gate(0,&divide_error); 	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); // 缺页中断 	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,&parallel_interrupt); } 
  • tty_init:设置键盘中断的中断处理函数
  • sti:开启中断(set interrupt flag)
#define sti() __asm__ ("sti"::) 

块设备初始化

一次读盘的请求用一个request结果来表示,使用request数组维护所有的请求。

/*  * The request-struct contains all necessary data  * to load a nr of sectors into memory  */ struct request request[NR_REQUEST]; 
/*  * Ok, this is an expanded form so that we can use the same  * request for paging requests when that is implemented. In  * paging, 'bh' is NULL, and 'waiting' is used to wait for  * read/write completion.  */ struct request { 	int dev;		/* 设备号,-1 表示无请求 */ 	int cmd;		/* READ or WRITE */ 	int errors; 	unsigned long sector; /* 起始扇区 */ 	unsigned long nr_sectors; /* 扇区数 */ 	char * buffer; /* 数据缓冲区,读盘后数据放在内存中的位置 */ 	struct task_struct * waiting; /* 哪个进程发起的请求 */ 	struct buffer_head * bh; /* 缓冲区头指针 */ 	struct request * next; /* 链表,指向下一个 */ }; 
void blk_dev_init(void) { 	int i;  	for (i=0 ; i<NR_REQUEST ; i++) { 		request[i].dev = -1; 		request[i].next = NULL; 	} } 

时间初始化

static void time_init(void) { 	struct tm time;  	do { 		time.tm_sec = CMOS_READ(0); 		time.tm_min = CMOS_READ(2); 		time.tm_hour = CMOS_READ(4); 		time.tm_mday = CMOS_READ(7); 		time.tm_mon = CMOS_READ(8); 		time.tm_year = CMOS_READ(9); 	} while (time.tm_sec != CMOS_READ(0)); 	BCD_TO_BIN(time.tm_sec); 	BCD_TO_BIN(time.tm_min); 	BCD_TO_BIN(time.tm_hour); 	BCD_TO_BIN(time.tm_mday); 	BCD_TO_BIN(time.tm_mon); 	BCD_TO_BIN(time.tm_year); 	time.tm_mon--; 	startup_time = kernel_mktime(&time); } 

CMOS_READ 负责从CMOS指定端口读取时间数据

#define CMOS_READ(addr) ({  outb_p(0x80|addr,0x70);  inb_p(0x71);  }) 

进程调度初始化

void sched_init(void) { 	int i; 	struct desc_struct * p;  	if (sizeof(struct sigaction) != 16) 		panic("Struct sigaction MUST be 16 bytes"); 	// 设置init_task的TSS和LDT 	set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss)); 	set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt)); 	p = gdt+2+FIRST_TSS_ENTRY; 	// 余下的项清0 	for(i=1;i<NR_TASKS;i++) { 		task[i] = NULL; 		p->a=p->b=0; 		p++; 		p->a=p->b=0; 		p++; 	} /* Clear NT, so that we won't have troubles with that later on */ 	__asm__("pushfl ; andl $0xffffbfff,(%esp) ; popfl"); 	ltr(0); 	lldt(0); 	// 设置定时器 	outb_p(0x36,0x43);		/* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */ 	outb_p(LATCH & 0xff , 0x40);	/* LSB */ 	outb(LATCH >> 8 , 0x40);	/* MSB */ 	// 设置时钟中断处理程序 	set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt); 	// 启用时钟中断 	outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21); 	// 设置系统调用处理函数 	set_system_gate(0x80,&system_call); } 

TSS 叫任务状态段,就是保存和恢复进程的上下文的,所谓上下文,其实就是各个寄存器的信息而已,这样进程切换的时候,才能做到保存和恢复上下文,继续执行。

struct tss_struct { 	long	back_link;	/* 16 high bits zero */ 	long	esp0; 	long	ss0;		/* 16 high bits zero */ 	long	esp1; 	long	ss1;		/* 16 high bits zero */ 	long	esp2; 	long	ss2;		/* 16 high bits zero */ 	long	cr3; 	long	eip; 	long	eflags; 	long	eax,ecx,edx,ebx; 	long	esp; 	long	ebp; 	long	esi; 	long	edi; 	long	es;		/* 16 high bits zero */ 	long	cs;		/* 16 high bits zero */ 	long	ss;		/* 16 high bits zero */ 	long	ds;		/* 16 high bits zero */ 	long	fs;		/* 16 high bits zero */ 	long	gs;		/* 16 high bits zero */ 	long	ldt;		/* 16 high bits zero */ 	long	trace_bitmap;	/* bits: trace 0, bitmap 16-31 */ 	struct i387_struct i387; }; 

而 LDT 叫局部描述符表,是与 GDT 全局描述符表相对应的,内核态的代码用 GDT 里的数据段和代码段,而用户进程的代码用每个用户进程自己的 LDT 里的数据段和代码段。

每个进程用一个 task_struct 表示,里面就有 ldttss 两个成员。ldt包含三项,分别为0、cs(代码段)、ds&ss(数据段)

struct task_struct { /* these are hardcoded - don't touch */ 	long state;	/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ 	long counter; 	long priority; 	long signal; 	struct sigaction sigaction[32]; 	long blocked;	/* bitmap of masked signals */ /* various fields */ 	int exit_code; 	unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack; 	long pid,father,pgrp,session,leader; 	unsigned short uid,euid,suid; 	unsigned short gid,egid,sgid; 	long alarm; 	long utime,stime,cutime,cstime,start_time; 	unsigned short used_math; /* file system info */ 	int tty;		/* -1 if no tty, so it must be signed */ 	unsigned short umask; 	struct m_inode * pwd; 	struct m_inode * root; 	struct m_inode * executable; 	unsigned long close_on_exec; 	struct file * filp[NR_OPEN]; /* ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2 - ds&ss */ 	struct desc_struct ldt[3]; /* tss for this task */ 	struct tss_struct tss; }; 

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缓冲区初始化

缓冲区被分成一个个1024byte的块,每个块对应一个buffer_head

struct buffer_head { 	char * b_data;			/* pointer to data block (1024 bytes) */ 	unsigned long b_blocknr;	/* block number */ 	unsigned short b_dev;		/* device (0 = free) */ 	unsigned char b_uptodate; 	unsigned char b_dirt;		/* 0-clean,1-dirty */ 	unsigned char b_count;		/* users using this block */ 	unsigned char b_lock;		/* 0 - ok, 1 -locked */ 	struct task_struct * b_wait; 	struct buffer_head * b_prev; 	struct buffer_head * b_next; 	struct buffer_head * b_prev_free; 	struct buffer_head * b_next_free; }; 
extern int end; // end 是链接器计算出的内核代码的末尾地址 struct buffer_head * start_buffer = (struct buffer_head *) &end;  void buffer_init(long buffer_end) { 	struct buffer_head * h = start_buffer; 	void * b; 	int i;  	if (buffer_end == 1<<20) 		b = (void *) (640*1024); 	else 		b = (void *) buffer_end; 	// 缓冲区结尾侧的 b 每次循环 -1024,也就是一页的值,缓冲区开头侧的 h 每次循环 +1(一个 buffer_head 大小的内存),直到碰一块为止。 	while ( (b -= BLOCK_SIZE) >= ((void *) (h+1)) ) { 		h->b_dev = 0; 		h->b_dirt = 0; 		h->b_count = 0; 		h->b_lock = 0; 		h->b_uptodate = 0; 		h->b_wait = NULL; 		h->b_next = NULL; 		h->b_prev = NULL; 		h->b_data = (char *) b; 		h->b_prev_free = h-1; 		h->b_next_free = h+1; 		h++; 		NR_BUFFERS++; 		if (b == (void *) 0x100000) 			b = (void *) 0xA0000; 	} 	h--; 	free_list = start_buffer; 	free_list->b_prev_free = h; 	h->b_next_free = free_list; 	for (i=0;i<NR_HASH;i++) 		hash_table[i]=NULL; } 

Linux 0.11: 从开机到执行shell

硬盘初始化

void hd_init(void) { 	blk_dev[MAJOR_NR].request_fn = DEVICE_REQUEST; // 初始化硬盘的请求处理函数 	set_intr_gate(0x2E,&hd_interrupt); // 设置硬盘中断的处理函数 	// 允许硬盘控制器发送中断请求信号 	outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21); 	outb(inb_p(0xA1)&0xbf,0xA1); } 
/* blk_dev_struct is:  *	do_request-address  *	next-request  */ struct blk_dev_struct blk_dev[NR_BLK_DEV] = { 	{ NULL, NULL },		/* no_dev */ 	{ NULL, NULL },		/* dev mem */ 	{ NULL, NULL },		/* dev fd */ 	{ NULL, NULL },		/* dev hd */ 	{ NULL, NULL },		/* dev ttyx */ 	{ NULL, NULL },		/* dev tty */ 	{ NULL, NULL }		/* dev lp */ }; 

一个新进程的产生

move_to_user_mode

数据访问只能高特权级访问低特权级,代码跳转只能同特权级跳转,要想实现特权级转换,可以通过中断和中断返回来实现。

没有中断,就构造中断,中断发生时会按顺序push 5个寄存器,中断返回时再pop出来,我们只需要在自己push的值里面做点手脚,把特权级设置成用户态,中断返回后就是处于用户态了。

#define move_to_user_mode()  __asm__ ("movl %%esp,%%eaxnt"  	"pushl $0x17nt"  	// SS 	"pushl %%eaxnt"  	// ESP 	"pushflnt"  			// EFLAGS 	"pushl $0x0fnt"  	// CS 	"pushl $1fnt"  		// EIP 	"iretn"  	"1:tmovl $0x17,%%eaxnt"  	"movw %%ax,%%dsnt"  	"movw %%ax,%%esnt"  	"movw %%ax,%%fsnt"  	"movw %%ax,%%gs"  	:::"ax") 

Linux 0.11: 从开机到执行shell

iret 返回后,pop出我们push的值给相应的寄存器,因此:

  • CS = 0x0f
  • EIP = 标签1的地址

段选择子最后两位 11 表示特权级为 3,即用户态。倒数第三位 TI 表示,前面的描述符索引,是从 GDT 还是 LDT 中取,1 表示 LDT,也就是从局部描述符表中取。而LDT的第二项刚好就是代码段描述符。因此只需要让最后三位为1,iret返回后自然就是用户态了。

Linux 0.11: 从开机到执行shell

进程调度

我们在shed_init中设置过时钟中断的处理函数:

set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt); 

这样,当时钟中断,也就是 0x20 号中断来临时,CPU 会查找中断向量表中 0x20 处的函数地址,即中断处理函数,并跳转过去执行。

.align 2 timer_interrupt: 	push %ds		# save ds,es and put kernel data space 	push %es		# into them. %fs is used by _system_call 	push %fs 	pushl %edx		# we save %eax,%ecx,%edx as gcc doesn't 	pushl %ecx		# save those across function calls. %ebx 	pushl %ebx		# is saved as we use that in ret_sys_call 	pushl %eax 	movl $0x10,%eax 	mov %ax,%ds 	mov %ax,%es 	movl $0x17,%eax 	mov %ax,%fs 	incl jiffies 	movb $0x20,%al		# EOI to interrupt controller #1 	outb %al,$0x20 	movl CS(%esp),%eax  # 发生中断时处理器自动压入CS,这里读取出来,检查CPL(current privilege level) 	andl $3,%eax		# %eax is CPL (0 or 3, 0=supervisor) 	pushl %eax			# CPL 作为参数 	call do_timer		# 'do_timer(long CPL)' does everything from 	addl $4,%esp		# task switching to accounting ... 	jmp ret_from_sys_call 

timer_interrupt 函数做了两件事,一个是将系统滴答数这个变量 jiffies 加一,一个是调用了另一个函数 do_timer。

void do_timer(long cpl) { 	extern int beepcount; 	extern void sysbeepstop(void);  	if (beepcount) 		if (!--beepcount) 			sysbeepstop();  	if (cpl) 		current->utime++; 	else 		current->stime++;  	... 	if (current_DOR & 0xf0) 		do_floppy_timer(); 	if ((--current->counter)>0) return; // 时间片未到0,返回 	current->counter=0; 	if (!cpl) return; // 如果当前是内核态则不调度 	schedule(); // 时间片到0,且为用户模式,进行调度。 } 
#define FIRST_TASK task[0] #define LAST_TASK task[NR_TASKS-1] void schedule(void) { 	int i,next,c; 	struct task_struct ** p;  /* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */  	for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) 		if (*p) { 			if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) { 					(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1)); 					(*p)->alarm = 0; 				} 				// (*p)->signal 表示待处理的信号 				// ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) 表示未被屏蔽的信号 				// TASK_INTERRUPTIBLE: 处于睡眠状态,并且等待某个信号 			if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) && 			(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE) 				(*p)->state=TASK_RUNNING; 		}  /* this is the scheduler proper: */  	while (1) { 		c = -1; // 所有进程剩余时间片的最大值 		next = 0; // 最大剩余时间片进程的索引 		i = NR_TASKS; 		p = &task[NR_TASKS]; 		while (--i) { 			if (!*--p) 				continue; 			if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c) 				c = (*p)->counter, next = i; 		} 		if (c) break; // 如果存在一个剩余时间片不为0的任务,则break,否则设置所有任务的剩余时间片 		for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) 			if (*p) 				(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) + 						(*p)->priority; 	} 	// 切换到目标进程 	switch_to(next); } 
#define FIRST_TSS_ENTRY 4 #define FIRST_LDT_ENTRY (FIRST_TSS_ENTRY+1) #define _TSS(n) ((((unsigned long) n)<<4)+(FIRST_TSS_ENTRY<<3)) // FIRST_TSS_ENTRY<<3表示左移3位,因为TI和RPL总共占3位 // n<<4,实际上索引加上 n<<1,因为一个进程占一个TSS和一个LDT #define _LDT(n) ((((unsigned long) n)<<4)+(FIRST_LDT_ENTRY<<3)) /*  *	switch_to(n) should switch tasks to task nr n, first  * checking that n isn't the current task, in which case it does nothing.  * This also clears the TS-flag if the task we switched to has used  * tha math co-processor latest.  */ #define switch_to(n) { struct {long a,b;} __tmp;  __asm__("cmpl %%ecx,currentnt" # 先比较是不是要切换到当前任务  	"je 1fnt" # 如果是就什么都不做  	"movw %%dx,%1nt" # 把TSS赋给__tmp.b  	"xchgl %%ecx,currentnt" # 交换 ecx 和 current  	"ljmp *%0nt" # 将__tmp.b作为段选择子  	"cmpl %%ecx,last_task_used_mathnt"  	"jne 1fnt"  	"cltsn"  	"1:"  	::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b),  	"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n]));  } 

这里 "d" (_TSS(n)) 表示把要切换到的进程的TSS段选择子加载给 edx"c" ((long) task[n]) 表示把要切换到的进程的任务结构指针加载给 ecx

CPU 规定,如果 ljmp 指令后面跟的是一个 tss 段选择子,那么,会由硬件将当前各个寄存器的值保存在当前进程的 tss 中,并将新进程的 tss 信息加载到各个寄存器。 CPU得到TSS描述符后,就会将其加载到任务寄存器TR中,然后根据TSS描述符的信息(主要是基址)找到任务的tss内容(包括所有的寄存器信息,如eip),根据其内容就可以开始新任务的运行。

那么CPU怎么识别描述符是TSS描述符而不是其他描述符呢?这是因为所有描述符(一个描述符是64位)中都有4位用来指示该描述符的类型,如描述符类型值是9或11都表示该描述符是TSS描述符。

Linux 0.11: 从开机到执行shell

fork

#define _syscall0(type,name)    type name(void)  {  long __res;  __asm__ volatile ("int $0x80"  	: "=a" (__res)  	: "0" (__NR_##name));  if (__res >= 0)  	return (type) __res;  errno = -__res;  return -1;  } static inline _syscall0(int,fork)  

宏展开:

int fork(void) {      volatile long __res;     _asm {         _asm mov eax,__NR_fork         _asm int 80h         _asm mov __res,eax     }     if (__res >= 0)         return (void) __res;     errno = -__res;     return -1; } 

系统调用统一通过 int 0x80 中断来进入,具体调用这个表里的哪个功能函数,就由 eax 寄存器传过来,这里的值是个数组索引的下标,通过这个下标就可以找到在 sys_call_table 这个数组里的具体函数。

.align 2 system_call: 	cmpl $nr_system_calls-1,%eax 	ja bad_sys_call 	push %ds 	push %es 	push %fs 	pushl %edx 	pushl %ecx		# push %ebx,%ecx,%edx as parameters 	pushl %ebx		# to the system call 	movl $0x10,%edx		# set up ds,es to kernel space 	mov %dx,%ds 	mov %dx,%es 	movl $0x17,%edx		# fs points to local data space 	mov %dx,%fs 	call *sys_call_table(,%eax,4) 	pushl %eax 	movl current,%eax 	cmpl $0,state(%eax)		# state 	jne reschedule 	cmpl $0,counter(%eax)		# counter 	je reschedule ret_from_sys_call: 	movl current,%eax		# task[0] cannot have signals 	cmpl task,%eax 	je 3f 	cmpw $0x0f,CS(%esp)		# was old code segment supervisor ? 	jne 3f 	cmpw $0x17,OLDSS(%esp)		# was stack segment = 0x17 ? 	jne 3f 	movl signal(%eax),%ebx 	movl blocked(%eax),%ecx 	notl %ecx 	andl %ebx,%ecx 	bsfl %ecx,%ecx 	je 3f 	btrl %ecx,%ebx 	movl %ebx,signal(%eax) 	incl %ecx 	pushl %ecx 	call do_signal 	popl %eax 3:	popl %eax 	popl %ebx 	popl %ecx 	popl %edx 	pop %fs 	pop %es 	pop %ds 	iret 

linux/sys.h 中可以找到 sys_call_table

fn_ptr sys_call_table[] = { sys_setup, sys_exit, sys_fork, sys_read, sys_write, sys_open, sys_close, sys_waitpid, sys_creat, sys_link, sys_unlink, sys_execve, sys_chdir, sys_time, sys_mknod, sys_chmod, sys_chown, sys_break, sys_stat, sys_lseek, sys_getpid, sys_mount, sys_umount, sys_setuid, sys_getuid, sys_stime, sys_ptrace, sys_alarm, sys_fstat, sys_pause, sys_utime, sys_stty, sys_gtty, sys_access, sys_nice, sys_ftime, sys_sync, sys_kill, sys_rename, sys_mkdir, sys_rmdir, sys_dup, sys_pipe, sys_times, sys_prof, sys_brk, sys_setgid, sys_getgid, sys_signal, sys_geteuid, sys_getegid, sys_acct, sys_phys, sys_lock, sys_ioctl, sys_fcntl, sys_mpx, sys_setpgid, sys_ulimit, sys_uname, sys_umask, sys_chroot, sys_ustat, sys_dup2, sys_getppid, sys_getpgrp, sys_setsid, sys_sigaction, sys_sgetmask, sys_ssetmask, sys_setreuid,sys_setregid, sys_iam, sys_whoami }; 

如果是fork,则会调用到sys_fork

.align 2 sys_fork: 	call find_empty_process 	testl %eax,%eax 	js 1f 	push %gs 	pushl %esi 	pushl %edi 	pushl %ebp 	pushl %eax 	call copy_process 	addl $20,%esp 1:	ret 
int find_empty_process(void) { 	int i;  	repeat: 		if ((++last_pid)<0) last_pid=1; 		for(i=0 ; i<NR_TASKS ; i++) 			if (task[i] && task[i]->pid == last_pid) goto repeat; // 如果last_pid被某个进程使用了,就增加last_pid 	for(i=1 ; i<NR_TASKS ; i++) 		if (!task[i]) // 找到一个空位 			return i; 	return -EAGAING; } 
/*  *  Ok, this is the main fork-routine. It copies the system process  * information (task[nr]) and sets up the necessary registers. It  * also copies the data segment in it's entirety.  */ int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none, 		long ebx,long ecx,long edx, 		long fs,long es,long ds, 		long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss) { 	struct task_struct *p; 	int i; 	struct file *f;  	p = (struct task_struct *) get_free_page(); // 为每个进程分配一页 	if (!p) 		return -EAGAIN; 	task[nr] = p; // 将新分配出的页的起始地址记录到task[]中,也就是把页的底部作为task_struct  	// NOTE!: the following statement now work with gcc 4.3.2 now, and you 	// must compile _THIS_ memcpy without no -O of gcc.#ifndef GCC4_3 	*p = *current;	/* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */ 	p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; 	p->pid = last_pid; 	p->father = current->pid; 	p->counter = p->priority; 	p->signal = 0; 	p->alarm = 0; 	p->leader = 0;		/* process leadership doesn't inherit */ 	p->utime = p->stime = 0; 	p->cutime = p->cstime = 0; 	p->start_time = jiffies; 	p->tss.back_link = 0; 	// ss0 和 esp0 表示 0 特权级也就是内核态时的 ss:esp 的指向。 	p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p; // 因此新分配的页的顶部作为内核栈 	p->tss.ss0 = 0x10; 	p->tss.eip = eip; 	p->tss.eflags = eflags; 	p->tss.eax = 0; 	p->tss.ecx = ecx; 	p->tss.edx = edx; 	p->tss.ebx = ebx; 	p->tss.esp = esp; 	p->tss.ebp = ebp; 	p->tss.esi = esi; 	p->tss.edi = edi; 	p->tss.es = es & 0xffff; 	p->tss.cs = cs & 0xffff; 	p->tss.ss = ss & 0xffff; 	p->tss.ds = ds & 0xffff; 	p->tss.fs = fs & 0xffff; 	p->tss.gs = gs & 0xffff; 	p->tss.ldt = _LDT(nr); 	p->tss.trace_bitmap = 0x80000000; 	if (last_task_used_math == current) 		__asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387)); 	if (copy_mem(nr,p)) { 		task[nr] = NULL; 		free_page((long) p); 		return -EAGAIN; 	} 	for (i=0; i<NR_OPEN;i++) 		if ((f=p->filp[i])) 			f->f_count++; 	if (current->pwd) 		current->pwd->i_count++; 	if (current->root) 		current->root->i_count++; 	if (current->executable) 		current->executable->i_count++; 	set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss)); 	set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt)); 	p->state = TASK_RUNNING;	/* do this last, just in case */ 	return last_pid; } 

copy_mem 主要负责ldt的赋值,逻辑地址通过分段机制转为线性地址,线性地址再通过分页机制转为物理地址。

ldt保存了进程代码段和数据段的段选择子。

Linux 0.11: 从开机到执行shell

#define _set_base(addr,base)   __asm__ ("push %%edxnt"  	"movw %%dx,%0nt"  	"rorl $16,%%edxnt # edx >>= 16"  	"movb %%dl,%1nt"  	"movb %%dh,%2nt"  	"pop %%edx"  	::"m" (*((addr)+2)),  	 "m" (*((addr)+4)),  	 "m" (*((addr)+7)),  	 "d" (base)  	) #define set_base(ldt,base) _set_base( ((char *)&(ldt)) , (base) ) // 一个段描述符通常是8字节,基地址占其中的4字节,分布在第2、第3、第4和第7字节中。 int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) { 	unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit; 	unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;  	code_limit=get_limit(0x0f); // 取进程0设置好的段长 	data_limit=get_limit(0x17); 	old_code_base = get_base(current->ldt[1]); 	old_data_base = get_base(current->ldt[2]); 	if (old_data_base != old_code_base) 		panic("We don't support separate I&D"); 	if (data_limit < code_limit) 		panic("Bad data_limit"); 	new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000; // 每个进程占线性地址空间 64M 	p->start_code = new_code_base; 	set_base(p->ldt[1],new_code_base); 	set_base(p->ldt[2],new_data_base); 	if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) { 		printk("free_page_tables: from copy_memn"); 		free_page_tables(new_data_base,data_limit); 		return -ENOMEM; 	} 	return 0; } 

copy_mem 最后进行了 copy_page_tables ,将老进程的页表拷贝给新进程,让新旧进程共享同一份物理地址空间

/*  *  Well, here is one of the most complicated functions in mm. It  * copies a range of linerar addresses by copying only the pages.  * Let's hope this is bug-free, 'cause this one I don't want to debug :-)  *  * Note! We don't copy just any chunks of memory - addresses have to  * be divisible by 4Mb (one page-directory entry), as this makes the  * function easier. It's used only by fork anyway.  *  * NOTE 2!! When from==0 we are copying kernel space for the first  * fork(). Then we DONT want to copy a full page-directory entry, as  * that would lead to some serious memory waste - we just copy the  * first 160 pages - 640kB. Even that is more than we need, but it  * doesn't take any more memory - we don't copy-on-write in the low  * 1 Mb-range, so the pages can be shared with the kernel. Thus the  * special case for nr=xxxx.  */ int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size) { 	unsigned long * from_page_table; 	unsigned long * to_page_table; 	unsigned long this_page; 	unsigned long * from_dir, * to_dir; 	unsigned long nr;  	if ((from&0x3fffff) || (to&0x3fffff)) 		panic("copy_page_tables called with wrong alignment"); 	from_dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */ 	to_dir = (unsigned long *) ((to>>20) & 0xffc); 	size = ((unsigned) (size+0x3fffff)) >> 22; 	for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) { 		if (1 & *to_dir) 			panic("copy_page_tables: already exist"); 		if (!(1 & *from_dir)) 			continue; 		from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir); 		if (!(to_page_table = (unsigned long *) get_free_page())) // 分配一个页作为页表 			return -1;	/* Out of memory, see freeing */ 		*to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7; // 页表地址填入页目录 		nr = (from==0)?0xA0:1024; 		for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) { // 从from_page_table拷贝页表项到to_page_table 			this_page = *from_page_table; 			if (!(1 & this_page)) 				continue; 			this_page &= ~2; // 设置为只读,实现Copy On Write,新老进程一开始共享同一个物理内存空间,如果只有读,那就相安无事,但如果任何一方有写操作,由于页面是只读的,将触发缺页中断,然后就会分配一块新的物理内存给产生写操作的那个进程,此时这一块内存就不再共享了。 			*to_page_table = this_page; 			if (this_page > LOW_MEM) { 				*from_page_table = this_page; 				this_page -= LOW_MEM; 				this_page >>= 12; 				mem_map[this_page]++; 			} 		} 	} 	invalidate(); 	return 0; } 

shell 的到来

由于 fork 函数一调用,就又多出了一个进程,子进程(进程 1)会返回 0,父进程(进程 0)返回子进程的 ID,所以 init 函数只有进程 1 才会执行。

void main(void) {     ...     move_to_user_mode();     if (!fork()) {         init();     }     for(;;) pause(); } void init(void) { ...   setup((void *) &drive_info); ... } 

setup 是个系统调用,会通过中断最终调用到 sys_setup 函数

setup 传入的drive_info 是来自内存 0x90080 的数据,这部分是由之前 setup.s 程序将硬盘 1 的参数信息放在这里了,包括柱面数、磁头数、扇区数等信息。

#define MAX_HD		2     struct hd_i_struct { // 硬盘参数     int head; // 磁头数 	int sect; // 每磁道扇区数 	int cyl; // 柱面数 	int wpcom; // 写前预补偿柱面号 	int lzone; // 磁头着陆区柱面号 	int ctl; // 控制字节 }; struct hd_i_struct hd_info[] = { {0,0,0,0,0,0},{0,0,0,0,0,0} }; static struct hd_struct { // 硬盘分区     long start_sect; // 开始扇区     long nr_sects; // 总扇区数 } hd[5*MAX_HD] = {}  struct partition { 	unsigned char boot_ind;		/* 0x80 - active (unused) */ 	unsigned char head;		/* ? */ 	unsigned char sector;		/* ? */ 	unsigned char cyl;		/* ? */ 	unsigned char sys_ind;		/* ? */ 	unsigned char end_head;		/* ? */ 	unsigned char end_sector;	/* ? */ 	unsigned char end_cyl;		/* ? */ 	unsigned int start_sect;	/* starting sector counting from 0 */ 	unsigned int nr_sects;		/* nr of sectors in partition */ };  int sys_setup(void * BIOS) { 	static int callable = 1; // callable 保证 sys_setup 只被调用一次 	int i,drive; 	unsigned char cmos_disks; 	struct partition *p; 	struct buffer_head * bh;  	if (!callable) 		return -1; 	callable = 0; #ifndef HD_TYPE 	for (drive=0 ; drive<2 ; drive++) { 		hd_info[drive].cyl = *(unsigned short *) BIOS; 		hd_info[drive].head = *(unsigned char *) (2+BIOS); 		hd_info[drive].wpcom = *(unsigned short *) (5+BIOS); 		hd_info[drive].ctl = *(unsigned char *) (8+BIOS); 		hd_info[drive].lzone = *(unsigned short *) (12+BIOS); 		hd_info[drive].sect = *(unsigned char *) (14+BIOS); 		BIOS += 16; 	} 	if (hd_info[1].cyl) 		NR_HD=2; 	else 		NR_HD=1; #endif 	// 设置硬盘分区表 	for (i=0 ; i<NR_HD ; i++) { 		hd[i*5].start_sect = 0; 		// 总扇区数 = 磁头数 * 每磁道扇区数 * 柱面数 		hd[i*5].nr_sects = hd_info[i].head * hd_info[i].sect * hd_info[i].cyl; 	}  	if ((cmos_disks = CMOS_READ(0x12)) & 0xf0) 		if (cmos_disks & 0x0f) 			NR_HD = 2; 		else 			NR_HD = 1; 	else 		NR_HD = 0; 	for (i = NR_HD ; i < 2 ; i++) { 		hd[i*5].start_sect = 0; 		hd[i*5].nr_sects = 0; 	} 	for (drive=0 ; drive<NR_HD ; drive++) { 		// 0x300:第一块设备的主设备号 		// 0:读取第一个块 		if (!(bh = bread(0x300 + drive*5,0))) { 			printk("Unable to read partition table of drive %dnr", 				drive); 			panic(""); 		} 		// 检查魔数 		if (bh->b_data[510] != 0x55 || (unsigned char) 		    bh->b_data[511] != 0xAA) { 			printk("Bad partition table on drive %dnr",drive); 			panic(""); 		} 		// 硬盘分区表的信息在硬盘的第一个扇区的 0x1BE 偏移处 		p = 0x1BE + (void *)bh->b_data; 		for (i=1;i<5;i++,p++) { 			hd[i+5*drive].start_sect = p->start_sect; 			hd[i+5*drive].nr_sects = p->nr_sects; 		} 		brelse(bh); 	} 	if (NR_HD) 		printk("Partition table%s ok.nr",(NR_HD>1)?"s":""); 	rd_load(); 	mount_root(); 	return (0); } 

setup 方法中的最后一个函数 mount_root,加载根文件系统。有了根文件系统之后,操作系统才能从一个根儿开始找到所有存储在硬盘中的文件,所以它是文件系统的基石,很重要。

从整体上说,它就是要把硬盘中的数据,以文件系统的格式进行解读,加载到内存中设计好的数据结构,这样操作系统就可以通过内存中的数据,以文件系统的方式访问硬盘中的一个个文件了。

struct m_inode { 	unsigned short i_mode; 	unsigned short i_uid; 	unsigned long i_size; 	unsigned long i_mtime; 	unsigned char i_gid; 	unsigned char i_nlinks; 	unsigned short i_zone[9]; /* these are in memory also */ 	struct task_struct * i_wait; 	unsigned long i_atime; 	unsigned long i_ctime; 	unsigned short i_dev; 	unsigned short i_num; 	unsigned short i_count; 	unsigned char i_lock; 	unsigned char i_dirt; 	unsigned char i_pipe; 	unsigned char i_mount; 	unsigned char i_seek; 	unsigned char i_update; }; struct file { 	unsigned short f_mode; 	unsigned short f_flags; 	unsigned short f_count; 	struct m_inode * f_inode; 	off_t f_pos; }; struct super_block { 	unsigned short s_ninodes; // inode 的总数 	unsigned short s_nzones; 	unsigned short s_imap_blocks; 	unsigned short s_zmap_blocks; 	unsigned short s_firstdatazone; 	unsigned short s_log_zone_size; 	unsigned long s_max_size; 	unsigned short s_magic; /* These are only in memory */ 	struct buffer_head * s_imap[8]; 	struct buffer_head * s_zmap[8]; 	unsigned short s_dev; 	struct m_inode * s_isup; 	struct m_inode * s_imount; 	unsigned long s_time; 	struct task_struct * s_wait; 	unsigned char s_lock; 	unsigned char s_rd_only; 	unsigned char s_dirt; };  #define NR_FILE 64 struct file file_table[NR_FILE]; void mount_root(void) { 	int i,free; 	struct super_block * p; 	struct m_inode * mi;  	for(i=0;i<NR_FILE;i++) 		file_table[i].f_count=0; // f_count 表示被引用的次数 	for(p = &super_block[0] ; p < &super_block[NR_SUPER] ; p++) { 		p->s_dev = 0; 		p->s_lock = 0; 		p->s_wait = NULL; 	} 	if (!(p=read_super(ROOT_DEV))) // 读取硬盘的超级块信息到内存中来 		panic("Unable to mount root"); 	if (!(mi=iget(ROOT_DEV,ROOT_INO))) // 读取根 inode 信息 		panic("Unable to read root i-node"); 	mi->i_count += 3 ;	/* NOTE! it is logically used 4 times, not 1 */ 	p->s_isup = p->s_imount = mi; 	current->pwd = mi; 	current->root = mi; 	free=0; 	i=p->s_nzones; 	while (-- i >= 0) 		if (!set_bit(i&8191,p->s_zmap[i>>13]->b_data)) 			free++; 	printk("%d/%d free blocksnr",free,p->s_nzones); 	free=0; 	i=p->s_ninodes+1; 	while (-- i >= 0) 		if (!set_bit(i&8191,p->s_imap[i>>13]->b_data)) 			free++; 	printk("%d/%d free inodesnr",free,p->s_ninodes); } 

首先硬盘中的文件系统,无非就是硬盘中的一堆数据,我们按照一定格式去解析罢了。Linux-0.11 中的文件系统是 MINIX 文件系统,它就长成这个样子。

Linux 0.11: 从开机到执行shell

每一个块结构的大小是 1024 字节,也就是 1KB,硬盘里的数据就按照这个结构,妥善地安排在硬盘里。

可是硬盘中凭什么就有了这些信息呢?这就是个鸡生蛋蛋生鸡的问题了。你可以先写一个操作系统,然后给一个硬盘做某种文件系统类型的格式化,这样你就得到一个有文件系统的硬盘了,有了这个硬盘,你的操作系统就可以成功启动了。

MINIX 文件系统的格式:

  • 引导块就是我们系列最开头说的启动区,当然不一定所有的硬盘都有启动区,但我们还是得预留出这个位置,以保持格式的统一。
  • 超级块用于描述整个文件系统的整体信息,我们看它的字段就知道了,有后面的 inode 数量,块数量,第一个块在哪里等信息。有了它,整个硬盘的布局就清晰了。
  • inode 位图和块位图,就是位图的基本操作和作用了,表示后面 inode 和块的使用情况。
  • inode 存放着每个文件或目录的元信息和索引信息,元信息就是文件类型、文件大小、修改时间等,索引信息就是大小为 9 的 i_zone[9] 块数组,表示这个文件或目录的具体数据占用了哪些块。其中块数组里,0~6 表示直接索引,7 表示一次间接索引,8 表示二次间接索引。当文件比较小时,比如只占用 2 个块就够了,那就只需要 zone[0] 和 zone[1] 两个直接索引即可。

Linux 0.11: 从开机到执行shell

再往后,就都是存放具体文件或目录实际信息的块了。如果是一个普通文件类型的 inode 指向的块,那里面就直接是文件的二进制信息。如果是一个目录类型的 inode 指向的块,那里面存放的就是这个目录下的文件和目录的 inode 索引以及文件或目录名称等信息。

init 接下来会调用open打开"/dev/tty0"文件

	(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0); 	(void) dup(0); 	(void) dup(0); 
int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) { 	struct m_inode * inode; 	struct file * f; 	int i,fd;  	mode &= 0777 & ~current->umask; 	// 在进程文件描述符数组 filp 中找到一个空闲项 	for(fd=0 ; fd<NR_OPEN ; fd++) 		if (!current->filp[fd]) 			break; 	if (fd>=NR_OPEN) 		return -EINVAL; 	current->close_on_exec &= ~(1<<fd); 	// 在系统文件表 file_table 中找到一个空闲项 	f=0+file_table; 	for (i=0 ; i<NR_FILE ; i++,f++) 		if (!f->f_count) break; 	if (i>=NR_FILE) 		return -EINVAL; 	// 将进程的文件描述符数组项和系统的文件表项,对应起来 	(current->filp[fd]=f)->f_count++; 	// 根据文件名从文件系统中找到这个文件 	if ((i=open_namei(filename,flag,mode,&inode))<0) { 		current->filp[fd]=NULL; 		f->f_count=0; 		return i; 	} /* ttys are somewhat special (ttyxx major==4, tty major==5) */ 	if (S_ISCHR(inode->i_mode)) { 		if (MAJOR(inode->i_zone[0])==4) { 			if (current->leader && current->tty<0) { 				current->tty = MINOR(inode->i_zone[0]); 				tty_table[current->tty].pgrp = current->pgrp; 			} 		} else if (MAJOR(inode->i_zone[0])==5) 			if (current->tty<0) { 				iput(inode); 				current->filp[fd]=NULL; 				f->f_count=0; 				return -EPERM; 			} 	} /* Likewise with block-devices: check for floppy_change */ 	if (S_ISBLK(inode->i_mode)) 		check_disk_change(inode->i_zone[0]); 	f->f_mode = inode->i_mode; 	f->f_flags = flag; 	f->f_count = 1; 	f->f_inode = inode; 	f->f_pos = 0; 	return (fd); } 
// 从进程的 filp 中找到下一个空闲项,然后把要复制的文件描述符 fd 的信息,统统复制到这里 static int dupfd(unsigned int fd, unsigned int arg) { 	if (fd >= NR_OPEN || !current->filp[fd]) 		return -EBADF; 	if (arg >= NR_OPEN) 		return -EINVAL; 	// 在进程文件描述符数组 filp 中找到一个空闲项 	while (arg < NR_OPEN) 		if (current->filp[arg]) 			arg++; 		else 			break; 	if (arg >= NR_OPEN) 		return -EMFILE; 	current->close_on_exec &= ~(1<<arg); 	(current->filp[arg] = current->filp[fd])->f_count++; 	return arg; }  int sys_dup(unsigned int fildes) { 	return dupfd(fildes,0); } 

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execve

void init(void) {     ...     if (!(pid=fork())) {         close(0);         open("/etc/rc",O_RDONLY,0);         execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);         _exit(2);     }     ... } 

init 进程接着fork出一个新进程,新进程通过 close 和 open 函数,将 0 号文件描述符指向的标准输入 /dev/tty0 更换为指向 /etc/rc 文件

接下来进程 2 就将变得不一样了,会通过一个 execve 函数调用,使自己摇身一变,成为 /bin/sh 程序继续运行!

.align 2 sys_execve: 	lea EIP(%esp),%eax 	pushl %eax # 传入do_execve的第一个参数:调用方触发系统调用时由 CPU 压入栈空间中的 eip 的指针 	call do_execve 	addl $4,%esp 	ret 
struct exec {   unsigned long a_magic;	/* Use macros N_MAGIC, etc for access */   unsigned a_text;		/* length of text, in bytes */   unsigned a_data;		/* length of data, in bytes */   unsigned a_bss;		/* length of uninitialized data area for file, in bytes */   unsigned a_syms;		/* length of symbol table data in file, in bytes */   unsigned a_entry;		/* start address */   unsigned a_trsize;		/* length of relocation info for text, in bytes */   unsigned a_drsize;		/* length of relocation info for data, in bytes */ }; /*  * MAX_ARG_PAGES defines the number of pages allocated for arguments  * and envelope for the new program. 32 should suffice, this gives  * a maximum env+arg of 128kB !  */ #define MAX_ARG_PAGES 32  /*  * 'do_execve()' executes a new program.  * eip 指向的内存处保存了系统调用时由 CPU 压入栈空间中的 eip  * tmp 是一个无用的占位参数。  * filename 是 "/bin/sh"  * argv 是 { "/bin/sh", NULL }  * envp 是 { "HOME=/", NULL }  */ int do_execve(unsigned long * eip,long tmp,char * filename, 	char ** argv, char ** envp) { 	struct m_inode * inode; 	struct buffer_head * bh; 	struct exec ex; 	unsigned long page[MAX_ARG_PAGES]; 	int i,argc,envc; 	int e_uid, e_gid; 	int retval; 	int sh_bang = 0; 	unsigned long p=PAGE_SIZE*MAX_ARG_PAGES-4;  	if ((0xffff & eip[1]) != 0x000f) 		panic("execve called from supervisor mode"); 	for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++)	/* clear page-table */ 		page[i]=0; 	// 根据文件名 /bin/sh 获取 inode 	if (!(inode=namei(filename)))		/* get executables inode */ 		return -ENOENT; 	argc = count(argv); 	envc = count(envp); 	 restart_interp: 	if (!S_ISREG(inode->i_mode)) {	/* must be regular file */ 		retval = -EACCES; 		goto exec_error2; 	} 	i = inode->i_mode; 	e_uid = (i & S_ISUID) ? inode->i_uid : current->euid; 	e_gid = (i & S_ISGID) ? inode->i_gid : current->egid; 	if (current->euid == inode->i_uid) 		i >>= 6; 	else if (current->egid == inode->i_gid) 		i >>= 3; 	if (!(i & 1) && 	    !((inode->i_mode & 0111) && suser())) { 		retval = -ENOEXEC; 		goto exec_error2; 	} 	// 根据 inode 读取文件第一块数据(1024KB) 	if (!(bh = bread(inode->i_dev,inode->i_zone[0]))) { 		retval = -EACCES; 		goto exec_error2; 	} 	// 解析这 1KB 的数据为 exec 结构 	ex = *((struct exec *) bh->b_data);	/* read exec-header */ 	if ((bh->b_data[0] == '#') && (bh->b_data[1] == '!') && (!sh_bang)) { 		/* 		 * This section does the #! interpretation. 		 * Sorta complicated, but hopefully it will work.  -TYT 		 */  		... 	} 	// 已经把这个缓冲块内容解析成 exec 结构保存到我们程序的栈空间里了,那么这个缓冲块就可以释放 	brelse(bh); 	if (N_MAGIC(ex) != ZMAGIC || ex.a_trsize || ex.a_drsize || 		ex.a_text+ex.a_data+ex.a_bss>0x3000000 || 		inode->i_size < ex.a_text+ex.a_data+ex.a_syms+N_TXTOFF(ex)) { 		retval = -ENOEXEC; 		goto exec_error2; 	} 	if (N_TXTOFF(ex) != BLOCK_SIZE) { 		printk("%s: N_TXTOFF != BLOCK_SIZE. See a.out.h.", filename); 		retval = -ENOEXEC; 		goto exec_error2; 	} 	if (!sh_bang) { 		// 往参数表里面存放信息,不过具体存放的只是字符串常量值的信息,随后他们将被引用 		p = copy_strings(envc,envp,page,p,0); 		p = copy_strings(argc,argv,page,p,0); 		if (!p) { 			retval = -ENOMEM; 			goto exec_error2; 		} 	} /* OK, This is the point of no return */ 	if (current->executable) 		iput(current->executable); 	current->executable = inode; 	for (i=0 ; i<32 ; i++) 		current->sigaction[i].sa_handler = NULL; 	for (i=0 ; i<NR_OPEN ; i++) 		if ((current->close_on_exec>>i)&1) 			sys_close(i); 	current->close_on_exec = 0; 	free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f)); 	free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17)); 	if (last_task_used_math == current) 		last_task_used_math = NULL; 	current->used_math = 0; 	// change_ldt: 根据 ex.a_text 修改局部描述符中的代码段限长 code_limit 	// ex 结构里的 a_text 是生成 /bin/sh 这个 a.out 格式的文件时,写在头部的值,用来表示代码段的长度。至于具体是怎么生成的,我们无需关心。 	// 由于这个函数返回值是数据段限长,也就是 64M,所以最终的 p 值被调整为了以每个进程的线性地址空间视角下的地址偏移 	p += change_ldt(ex.a_text,page)-MAX_ARG_PAGES*PAGE_SIZE; 	p = (unsigned long) create_tables((char *)p,argc,envc); 	current->brk = ex.a_bss + 		(current->end_data = ex.a_data + 		(current->end_code = ex.a_text)); 	current->start_stack = p & 0xfffff000; 	current->euid = e_uid; 	current->egid = e_gid; 	i = ex.a_text+ex.a_data; 	while (i&0xfff) 		put_fs_byte(0,(char *) (i++)); 	// 代码指针 eip 决定了 CPU 将执行哪一段指令,栈指针 esp 决定了 CPU 压栈操作的位置,以及读取栈空间数据的位置,在高级语言视角下就是局部变量以及函数调用链的栈帧。 	// 所以这两行代码,第一行重新设置了代码指针 eip 的值,指向 /bin/sh 这个 a.out 格式文件的头结构 exec 中的 a_entry 字段,表示该程序的入口地址。 	// 第二行重新设置了栈指针 esp 的值,指向了我们经过一路计算得到的 p,也就是图中 sp 的值。将这个值作为新的栈顶十分合理。 	eip[0] = ex.a_entry;		/* eip, magic happens :-) */ 	eip[3] = p;			/* stack pointer */ 	// 设置完 eip 和 esp,中断返回后pop出来就能达到执行新进程的效果。 	return 0; exec_error2: 	iput(inode); exec_error1: 	for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++) 		free_page(page[i]); 	return(retval); } 

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缺页中断

Linux 0.11: 从开机到执行shell

execve 加载 /bin/sh 返回后就会跳转到 a.out 格式头部数据结构 exec.a_entry 所指向的内存地址去执行指令。

gdb 调试发现会发现跳到逻辑地址 0处。由于我们现在所处的代码是属于进程 2,所以逻辑地址 0 通过分段机制映射到线性地址空间,就是 0x8000000,表示 128M 位置处。

128M 这个线性地址,随后将会通过分页机制的映射转化为物理地址,这才定位到最终的真实物理内存。

可是,128M 这个线性地址并没有页表映射它,也就是因为上面我们说的,我们除了 /bin/sh 文件的头部加载到了内存外,其他部分并没有进行加载操作。

再准确点说,是 0x8000000 这个线性地址的访问,遇到了页表项的存在位 P 等于 0 的情况。

一旦遇到了这种情况,CPU 会触发一个中断:页错误(Page-Fault),CPU 会帮我们保存在中断的出错码 Error Code 里。

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.globl page_fault  page_fault: 	xchgl %eax,(%esp) # 将错误码保存到eax 	pushl %ecx 	pushl %edx 	push %ds 	push %es 	push %fs 	movl $0x10,%edx 	mov %dx,%ds 	mov %dx,%es 	mov %dx,%fs 	movl %cr2,%edx 	pushl %edx 	pushl %eax 	testl $1,%eax # 检查错误码的第0位,如果为0则走do_no_page,处理缺页逻辑 	jne 1f 	call do_no_page 	jmp 2f 1:	call do_wp_page 2:	addl $8,%esp 	pop %fs 	pop %es 	pop %ds 	popl %edx 	popl %ecx 	popl %eax 	iret 
void do_no_page(unsigned long error_code,unsigned long address) { 	int nr[4]; 	unsigned long tmp; 	unsigned long page; 	int block,i;  	// 对齐到 4KB 	address &= 0xfffff000; 	// 计算相对于进程基址的偏移 	tmp = address - current->start_code; 	if (!current->executable || tmp >= current->end_data) { 		get_empty_page(address); 		return; 	} 	if (share_page(tmp)) 		return; 	if (!(page = get_free_page())) 		oom(); /* remember that 1 block is used for header */ 	// 计算这个地址在文件中的哪个数据块 	block = 1 + tmp/BLOCK_SIZE; 	// 计算文件中的4个块在设备中的位置 	for (i=0 ; i<4 ; block++,i++) 		nr[i] = bmap(current->executable,block); 	// 从设备连续读取4KB到page中 	bread_page(page,current->executable->i_dev,nr); 	i = tmp + 4096 - current->end_data; 	tmp = page + 4096; 	while (i-- > 0) { 		tmp--; 		*(char *)tmp = 0; 	} 	if (put_page(page,address)) 		return; 	free_page(page); 	oom(); } 
/*  * This function puts a page in memory at the wanted address.  * It returns the physical address of the page gotten, 0 if  * out of memory (either when trying to access page-table or  * page.)  */ unsigned long put_page(unsigned long page,unsigned long address) { 	unsigned long tmp, *page_table;  /* NOTE !!! This uses the fact that _pg_dir=0 */  	if (page < LOW_MEM || page >= HIGH_MEMORY) 		printk("Trying to put page %p at %pn",page,address); 	if (mem_map[(page-LOW_MEM)>>12] != 1) 		printk("mem_map disagrees with %p at %pn",page,address); 	page_table = (unsigned long *) ((address>>20) & 0xffc); // 找到页目录项 	if ((*page_table)&1) 		page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *page_table); 	else { 		if (!(tmp=get_free_page())) // 页目录不存在,分配一页作为页表 			return 0; 		*page_table = tmp|7; // 页表地址写入页目录项 		page_table = (unsigned long *) tmp; 	} 	page_table[(address>>12) & 0x3ff] = page | 7; // 将新分配的页写入页表项中 /* no need for invalidate */ 	return page; }