Linux学习之旅一：从开机到执行main函数

本系列是学习《Linux内核设计的艺术》等的读书笔记，有理解错误或不当的地方欢迎指出

序言

        该书选用Linux0.11源代码，虽然源码只有约两万行，但却是一个实实在在，不折不扣的现代操作系统。因为它具有现代操作系统最重要的特征：支持实时多任务，是后续版本的真正鼻祖。

        该书出版于2013年，计算机发展到现在也快9年了。当初的软盘早已不见踪影，固态硬盘已成为电脑的必选硬件。CPU也从当年32位发展成为64位，许许多多的改变让我们对这庞大的系统无从入手。因此从简到繁是更好的选择。我很庆幸能发现这本书，让我学习到了许许多多的知识，而不是操作系统那抽象的理论知识。

1、从开机到执行main函数

1.1启动BIOS，加载中断向量表和中断服务程序至内存

         电脑在没有通上电源的时候，内存里什么也没有，而CPU运行程序恰恰是在内存中取指令。当你打开开机键，给计算机通上电的那一瞬间。内存中没有存储任何指令，CPU该如何运行？

秘诀是：0xFFFF0

        CPU厂商将CPU硬件逻辑设计位加电瞬间强行将CS(code segment 代码段寄存器)置为0xF000，IP(instruction pointer:指令寄存器)置为0xFFF0。CS左移4位与IP相加，CS:IP就指向了0xFFFF0这个位置，而该位置正是BIOS程序的入口地址。（该CPU寻址模式也称为实模式寻址方式，寻址总线为20位即最大支持1M的空间）

        

       

         当CPU指向0xFFFF0时，意味着BIOS已经开始工作。此时IP指向的是BIOS芯片的ROM，内存仍然空空如也。随着BIOS程序的执行，BIOS会检测内存、CPU、显卡、硬盘等。但BIOS需要执行启动（boot）操作系统更为终重要的工作：在内存中建立中断向量表和中断服务程序。

        BIOS在内存的最开始位置用1KB的内存空间构建中断向量表（0x00000~0x003FF)。用随后256字节的内存空间构建BIOS数据区（0x00400~0x004FF）,并在大约57KB以后的位置（0x0E05B）加载了8KB左右的与中断向量表相对应的中断处理程序。

1.2加载操作系统内核程序        

         此时，计算机将要执行boot操作——把操作系统加载至内存。对于Linux0.11，将分三步加载操作系统的内核代码。第一步：由BIOS中断int 0x19把硬盘的第一扇区bootsect的512字节内容加载到内存，第二步、第三步：在bootsect的引导下，分别把其后的4个扇区和随后的240个扇区的内容加载到内存。

        BIOS将该过程抽象，与操作系统无关。BIOS只关心“找硬盘”并“加载第一扇区”，其余不必知道。第一扇区中的程序由bootsect.s中的汇编程序汇编而成，随着第一扇区程序的载入，标志着Linux0.11代码即将发挥作用。由于当时计算机内存较小，需要对内存进行精细的规划，才有下面一系列的妙不可言的操作。

        bootsect启动程序将自身从内存0x7C000（BOOTSEG）处复制到内存0x90000~0x901FF（INITSEG）。然后执行很神奇的汇编代码，将CS：IP跳转到INITSEG处按照原来的执行顺序继续执行。

    jmpi go, INITSEG
    go : mov ax, cs

       接下来，bootsect程序将setup程序加载到内存中。 借助BIOS提供的int 0x13中断向量所指向的中断服务，将硬盘第二扇区开始的四个扇区即setup程序加载到内存的SETUPSEG（0x90200）处。随后还要加载240个扇区的代码，仍然使用BIOS提供的int 0x13中断。这次加载的扇区是之前的60倍，所消耗的时间也会增加几十倍。为了防止用户误以为机器故障，linus设计了显示一行屏幕信息"Loading system ..."以提示用户计算机正在加载系统。

        bootsect借着BIOS中断int 0x13将240个扇区的system模块加载进内存的SYSSEG（0x10000）处往后120KB空间中。到此为止，操作系统的代码已全部加载进入内存，bootsect的主体工作已经做完，不过还需要再次确认根设备号，并将信息写入内存0x901FC中。

        

         确认完根设备号后。bootsect程序的任务都已经完成。然后通过执行"jmpi 0, SETUPSEG"跳转到0x90200处，此时CS：IP指向setup程序的第一条指令。它要做的第一件事就是利用BIOS提供的中断服务程序从设备上提取内核运行所需的数据，并分别从中断向量0x41和0x46向量值所指向的内存地址处获取硬盘参数表1、2，把它们存放在0x9000:0x0080和0x9000:0x0090处。

        这些数据被加载到内存0x90000~0x901FC，覆盖bootsect程序所在的部分区域。机器系统数据所占空间为0x90000~0x901FD，共510字节。即原来bootsect只有2字节未被覆盖，这种谨慎的内存规划风格是很值得学习的。到此为止，操作系统内核程序加载工作已经完成，系统将从实现从实模式到保护模式的转变，使Linux0.11真正成为现代操作系统。

1.3开始向32位模式转变，为main函数的调用做准备

        先关闭中断，将CPU的标志寄存器（EFLAGS）中的中断允许标志（IF）置为0。程序在接下来的执行过程中，系统都不再对中断进行响应，直到保护模式下的中断服务体系被重建完毕才会打开中断。而那时，响应中断的服务程序不再是BIOS所提供的，取而代之的是由系统自身提供的中断服务程序。关中断，开中断，是为了保证程序运行的原子性，不会被打断，类似于进程的互斥锁。

        setup程序做了一个影响深远的动作：将位于0x10000的内核程序（system模块）复制到内存地址起始位置0x00000处。

         这个复制动作将BIOS建立的中断向量表以及BIOS数据区完全覆盖，操作系统不再具备中断响应处理能力。回收刚刚结束使用寿命的程序所占用的内存空间，让内核代码占据内存物理地址最开始，最天然、有利的位置。一箭三雕，神仙操作。

        setup程序继续为保护模式做准备，对中断描述符表寄存器（IDTR）和全局描述符表寄存器（GDTR）进行初始化设置。随后打开A20，CPU可以进行32位寻址，最大寻址空间为4GB———（0x0000 0000~0xFFFF FFFF）。完成以上工作，setup程序将对中断控制器8259A重新编程，建立保护模式下的中断机制。int 0x00~int 0x1F被intel保留作为内部中断，不可屏蔽。

        setup程序将CR0寄存器第0位（PE）置为1，将处理器工作方式设置为保护模式。CPU工作方式转变为保护模式，一个重要的特征就是要根据GDT决定后续执行哪里的程序。此时，setup的工作已经完成，后续工作将由head程序完成。

        head程序与bootsect和setup加载方式不同，bootsect和setup这两段程序是分别加载、分别执行的。而head程序是先将head.s汇编成目标代码，将用C语言编写的内核编译成目标代码，然后链接成system模块。即system即包含head模块，也包含内核模块，head在前、内核模块在后。所以实际上，head程序就在0x00000这个位置上，在内存中占有2KB+184B的空间。

       head程序所做是为了适应保护模式做准备。除了为main函数准备之外，head程序用自身程序代码在其所在的内存空间创建了内核的分页机制——即在0x000000位置创建了页目录表、页表、缓冲区、GDT、IDT，并将head程序已经执行过的代码所占内存空间覆盖，内存分布如下图所示。（head程序废弃原有的GDT，重设一套GDT）。head程序将L6标号和main函数入口地址压栈，栈顶为main函数地址，目的是使head程序执行完后通过ret指令就可以直接执行main函数。如果main函数异常退出，就会返回到标号L6处继续执行，此时还可以做一些系统调用。另外，main函数退出，如果还有进程存在，仍然可以进行轮转。

        程序执行一般是通过call和ret指令配合使用完成函数调用，call指令会将EIP的值自动压栈，保护返回现场然后执行被调用的程序。等执行到被执行函数的ret指令时，自动出栈给EIP并还原现场，继续执行call下一条指令。但是操作系统已经是最底层的系统，调用main不需要返回。因此linus采用了伪call调用，手动压栈和跳转。

        此时仍处于在关闭中断的状态！！！

1.4本章小结

        本章主要分为两大部分。第一部分为加载操作系统；第二部分为32位保护、分页模式下的main函数执行做准备。从借助bios将bootsect.s文件加载至内存，相继加载了setup.s和system文件，从而完成操作系统的加载。然后设置IDT、GDT、页目录表、页表以及机器系统数据，为32位保护、分页模式下的main函数执行做准备，开始执行main函数。

        该书的第一章已经结束，其中还有很多知识我没有弄明白，还有许多的汇编操作我都跳过没看，了解了一个大概的流程不关心其具体实现。现在，操作系统上的一大朵乌云开始慢慢离开。接着下一章节，设备环境初始化及激活进程0。