计算机启动流程分析--以JOS为例（从boot loader 到kernal）

Boot Loader即引导程序，它在BIOS执行完毕后被执行，它的代码在JOS中由两部分组成，boot.S汇编语言文本文件和main.c的C语言文本文件，之前说到汇编代码跳转到叫做bootmain的地方，它是main.c的一个函数：

void
bootmain(void)
{struct Proghdr *ph, *eph;// read 1st page off diskreadseg((uint32_t) ELFHDR, SECTSIZE*8, 0);// is this a valid ELF?if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC)goto bad;// load each program segment (ignores ph flags)ph = (struct Proghdr *) ((uint8_t *) ELFHDR + ELFHDR->e_phoff);eph = ph + ELFHDR->e_phnum;for (; ph < eph; ph++)// p_pa is the load address of this segment (as well// as the physical address)readseg(ph->p_pa, ph->p_memsz, ph->p_offset);// call the entry point from the ELF header// note: does not return!((void (*)(void)) (ELFHDR->e_entry))();bad:outw(0x8A00, 0x8A00);outw(0x8A00, 0x8E00);while (1)/* do nothing */;
}

粗略地看这个函数，它的功能正如注释所说，是read segment，就是读取磁盘的一段数据，readseg这个函数的具体实现不再描述，但是简单研究会发现，它本质上就是IDE磁盘的原始I/O实现。

readseg的函数原型是：

readseg(uint32_t pa, uint32_t count, uint32_t offset)

第一个参数是物理地址，表示读取磁盘的内容放在物理内存地址pa处，第二个是读取的字节数，第三个是从磁盘的第几个字节开始读取。

那么根据bootmain中的调用，显然是：从磁盘位置0（一开始）读取了SECTSIZE*8个字节到物理内存ELFHDR处，SECTSIZE和ELFHDR分别是：

#define SECTSIZE 512
#define ELFHDR      ((struct Elf *) 0x10000) // scratch space

这样，我们可以认为读取了4KB（一个页）的内容，并加载到了0x10000的位置。在后面就会知道，这就是内核(Kernal)的加载地址。bootmain把内核当作一个Elf文件，并用一个Elf的指针（指针的值是写死在宏里的的：0x10000）访问它的对象，然后用一个for循环把内核全部加载进来。最后，也是最重要的这一行：

 ((void (*)(void)) (ELFHDR->e_entry))();

它读取了Elf文件的e_entry的内容，它是一个函数指针，然后执行了这个entry函数，启动了内核开始的代码。因此，bootmain函数不会返回。

随后就结束main.c的任务了，接下来进入了内核的entry.S汇编代码：

这段代码是.text段的：

.globl       _start
_start = RELOC(entry).globl entry
entry:movw  $0x1234,0x472           # warm boot# We haven't set up virtual memory yet, so we're running from# the physical address the boot loader loaded the kernel at: 1MB# (plus a few bytes).  However, the C code is linked to run at# KERNBASE+1MB.  Hence, we set up a trivial page directory that# translates virtual addresses [KERNBASE, KERNBASE+4MB) to# physical addresses [0, 4MB).  This 4MB region will be suffice# until we set up our real page table in mem_init in lab 2.# Load the physical address of entry_pgdir into cr3.  entry_pgdir# is defined in entrypgdir.c.movl $(RELOC(entry_pgdir)), %eaxmovl %eax, %cr3# Turn on paging.movl %cr0, %eaxorl   $(CR0_PE|CR0_PG|CR0_WP), %eaxmovl   %eax, %cr0# Now paging is enabled, but we're still running at a low EIP# (why is this okay?).  Jump up above KERNBASE before entering# C code.mov  $relocated, %eaxjmp *%eax
relocated:# Clear the frame pointer register (EBP)# so that once we get into debugging C code,# stack backtraces will be terminated properly.movl   $0x0,%ebp           # nuke frame pointer# Set the stack pointermovl $(bootstacktop),%esp# now to C codecall i386_init# Should never get here, but in case we do, just spin.
spin:   jmp spin

这段代码的核心就是设置CR3和CR0，然后跳转到i386_init，这是内核的C语言入口。其实，之所以这段是汇编语言，是迫不得已，因为C语言要求我们使用虚拟内存，访问虚拟地址，然而我们并没有设置地址翻译所需要的环境，所以需要汇编语言来帮忙。

汇编代码的注释表明，一开始，我们需要一个手工编写的页表，来解决C语言代码执行上的需求，页表的物理地址就是entry_pgdir，然而我们发现它被套上了一个宏RELOC()，它的定义是：

#define  RELOC(x) ((x) - KERNBASE)

直接把x的值减去KERNBASE，KERNBASE就是0xf0000000，之后我们会知道，这就是内核的起始虚拟地址（回想Linux的虚拟地址空间，内核的地址很高）。减去的原因是编译器在链接时会把entry_pgdir解释为虚拟地址，一个高于KERNBASE的值，这部分的原理不再深究，过于复杂。

可以查看entry_pgdir是怎样手工编写的：

pde_t entry_pgdir[NPDENTRIES] = {// Map VA's [0, 4MB) to PA's [0, 4MB)[0]= ((uintptr_t)entry_pgtable - KERNBASE) + PTE_P,// Map VA's [KERNBASE, KERNBASE+4MB) to PA's [0, 4MB)[KERNBASE>>PDXSHIFT]= ((uintptr_t)entry_pgtable - KERNBASE) + PTE_P + PTE_W
};

回忆经典的两级页表结构，在PD中有许多pde条目，每个pde中保存的是指向一个PT页的物理地址，然后每个PT中有许多pte，每个pte保存一个物理地址。

可以注意到entry_pgdir有两项，分别表明了两个映射，却都指向了同一个PT（详见注释），这个PT，即entry_pgtable，的形式是：

pte_t entry_pgtable[NPTENTRIES] = {0x000000 | PTE_P | PTE_W,0x001000 | PTE_P | PTE_W,0x002000 | PTE_P | PTE_W,0x003000 | PTE_P | PTE_W,0x004000 | PTE_P | PTE_W,0x005000 | PTE_P | PTE_W,0x006000 | PTE_P | PTE_W,0x007000 | PTE_P | PTE_W,0x008000 | PTE_P | PTE_W,0x009000 | PTE_P | PTE_W,0x00a000 | PTE_P | PTE_W,0x00b000 | PTE_P | PTE_W,0x00c000 | PTE_P | PTE_W,0x00d000 | PTE_P | PTE_W,0x00e000 | PTE_P | PTE_W,0x00f000 | PTE_P | PTE_W,0x010000 | PTE_P | PTE_W,0x011000 | PTE_P | PTE_W,

如此一直到：

        0x3fd000 | PTE_P | PTE_W,0x3fe000 | PTE_P | PTE_W,0x3ff000 | PTE_P | PTE_W,
};

非常简单地逐个手工映射……（只映射了4MB，但作为启动的临时页表，够用了）

接下来就是使用它的时候：可以注意到它被加载到CR3里去了，然后设置了CR0，开启了分页功能（让这个页表生效，实现映射），在之前，已经设置了一次CR0了（打开保护模式），但是并没有打开分页，那么当时bootmain是怎样被正确链接的，C代码为什么可以执行？其实是设置了GDT，把虚拟地址直接变成物理地址（没有任何转化），当时并没有想清楚……所以当时其实链接地址就是加载地址，还是在操作物理地址。

那么尽管现在打开分页，但内核基地址(KERNBASE）是0xf0000000，现在EIP需要跳转到那个地方去，让EIP改变的最简单方法是：

mov  $relocated, %eaxjmp *%eax
relocated:

这段代码如同之前进入保护模式一样巧妙，这里relocated是虚拟地址（大于KERNBASE），但是这条跳转语句仍可以在开启分页后执行在原来的EIP（一个很低的位置），原因就是之前设置了手工编写的页表entry_pgdir，把最初的4MB映射到了KERNBASE以上的4MB，又映射到了虚拟空间最初的4MB，所以EIP在这之间自由切换是没有问题的。

所以，汇编代码真的很有技巧性，回想起之前的进程切换，使用汇编代码改变ESP，这是C代码无法实现的，逻辑上也不直观了……

最后，又进入C代码，初始化内核：

 call    i386_init

这次就先到这里了。

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