内核解压之后的首要步骤
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是的最后一部分。从现在开始，我们将深入探究 Linux 内核的初始化过程。在解压缩完 Linux 内核镜像、并把它妥善地放入内存后，内核就开始工作了。我们在第一章中介绍了 Linux 内核引导程序，它的任务就是为执行内核代码做准备。而在本章中，我们将探究内核代码，看一看内核的初始化过程——即在启动 为 1 的 init 进程前，内核所做的大量工作。
本章的内容很多，介绍了在内核启动前的所有准备工作。 文件中定义了内核入口点，我们会从这里开始，逐步地深入下去。在 start_kernel 函数（定义在 ） 执行之前，我们会看到很多的初期的初始化过程，例如初期页表初始化、切换到一个新的内核空间描述符等等。
在的中，我们跟踪到了 文件中的 指令：
此时 rax 寄存器中保存的就是 Linux 内核入口点，通过调用 decompress_kernel （） 函数后获得。由此可见，内核引导程序的最后一行代码是一句指向内核入口点的跳转指令。既然已经知道了内核入口点定义在哪，我们就可以继续探究 Linux 内核在引导结束后做了些什么。
OK，在调用了 decompress_kernel 函数后，rax 寄存器中保存了解压缩后的内核镜像的地址，并且跳转了过去。解压缩后的内核镜像的入口点定义在 ，这个文件的开头几行如下：
我们可以看到 startup_64 过程定义在了 __HEAD 区段下。 __HEAD 只是一个宏，它将展开为可执行的 .head.text 区段：
换句话说：
Linux 内核的物理基址 - 0x1000000;
Linux 内核的虚拟基址 - 0xffffffff81000000.
现在我们知道了 startup_64 过程的默认物理地址与虚拟地址，但是真正的地址必须要通过下面的代码计算得到：
在得到了 startup_64 的地址后，我们需要检查这个地址是否已经正确对齐。下面的代码将进行这项工作：
可以很容易得出 PMD_PAGE_SIZE 为 2MB 。在这里我们使用标准公式来检查对齐问题，如果 text 的地址没有对齐到 2MB，则跳转到 bad_address。
在此之后，我们通过检查高 18 位来防止这个地址过大：
这个地址必须不超过 46 个比特，即小于2的46次方：
OK，至此我们完成了一些初步的检查，可以继续进行后续的工作了。
在开始设置 Identity 分页之前，我们需要首先修正下面的地址：
如果 startup_64 的值不为默认的 0x1000000 的话， 则包括 early_level4_pgt、level3_kernel_pgt 在内的很多地址都会不正确。rbp寄存器中包含的是相对地址，因此我们把它与 early_level4_pgt、level3_kernel_pgt 以及 level2_fixmap_pgt 中特定的项相加。首先我们来看一下它们的定义：
看起来很难理解，实则不然。首先我们来看一下 early_level4_pgt。它的前 (4096 - 8) 个字节全为 0，即它的前 511 个项均不使用，之后的一项是 level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE。我们知道 __START_KERNEL_map 是内核的虚拟基地址，因此减去 __START_KERNEL_map 后就得到了 level3_kernel_pgt 的物理地址。现在我们来看一下 _PAGE_TABLE，它是页表项的访问权限：
level3_kernel_pgt 中保存的两项用来映射内核空间，在它的前 510（即 L3_START_KERNEL）项均为 0。这里的 L3_START_KERNEL 保存的是在上层页目录（Page Upper Directory）中包含__START_KERNEL_map 地址的那一条索引，它等于 510。后面一项 level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE 中的 level2_kernel_pgt 比较容易理解，它是一条页表项，包含了指向中层页目录的指针，它用来映射内核空间，并且具有如下的访问权限：
换句话说，early_level4_pgt 的最后一项就是 level3_kernel_pgt，level3_kernel_pgt 的最后两项分别是 level2_kernel_pgt 和 level2_fixmap_pgt， level2_fixmap_pgt 的第507项就是 level1_fixmap_pgt 页目录。
在这之后我们就得到了：
需要注意的是，我们并不修正 early_level4_pgt 以及其他页目录的基地址，我们会在构造、填充这些页目录结构的时候修正。我们修正了页表基地址后，就可以开始构造这些页目录了。
现在我们可以进入到对初期页表进行 Identity 映射的初始化过程了。在 Identity 映射分页中，虚拟地址会被映射到地址相同的物理地址上，即 1 : 1。下面我们来看一下细节。首先我们找到 _text 与 _early_level4_pgt 的 RIP 相对地址，并把他们放入 rdi 与 rbx 寄存器中。
在此之后我们使用 rax 保存 _text 的地址。同时，在全局页目录表中有一条记录中存放的是 _text 的地址。为了得到这条索引，我们把 _text 的地址右移 PGDIR_SHIFT 位。
其中 PGDIR_SHIFT 为 39。PGDIR_SHIFT表示的是在虚拟地址下的全局页目录位的屏蔽值（mask）。下面的宏定义了所有类型的页目录的屏蔽值：
此后我们就将 level3_kernel_pgt 的地址放进 rdx 中，并将它的访问权限设置为 _KERNPG_TABLE（见上），然后将 level3_kernel_pgt 填入 early_level4_pgt 的两项中。
然后我们给 rdx 寄存器加上 4096（即 early_level4_pgt 的大小），并把 rdi 寄存器的值（即 _text 的物理地址）赋值给 rax 寄存器。之后我们把上层页目录中的两个项写入 level3_kernel_pgt：
下一步我们把中层页目录表项的地址写入 level2_kernel_pgt，然后修正内核的 text 和 data 的虚拟地址：
这里首先把 level2_kernel_pgt 的地址赋值给 rdi，并把页表项的地址赋值给 r8 寄存器。下一步我们来检查 level2_kernel_pgt 中的存在位，如果其为0，就把 rdi 加上8以便指向下一个页。然后我们将其与 r8（即页表项的地址）作比较，不相等的话就跳转回前面的标签 1 ，反之则继续运行。
接下来我们使用 rbp （即 _text 的物理地址）来修正 phys_base 物理地址。将 early_level4_pgt 的物理地址与 rbp 相加，然后跳转至标签 1：
其中 phys_base 与 level2_kernel_pgt 第一项相同，为 512 MB的内核映射。
此后我们就跳转至标签1来开启 PAE 和 PGE （Paging Global Extension），并且将phys_base的物理地址（见上）放入 rax 就寄存器，同时将其放入 cr3 寄存器：
首先将 0x80000001 放入 eax 中，然后执行 cpuid 指令来得到处理器信息。这条指令的结果会存放在 edx 中，我们把他再放到 edi 里。
现在我们把 MSR_EFER （即 0xc0000080）放入 ecx，然后执行 rdmsr 指令来读取CPU中的Model Specific Register (MSR)。
返回结果将存放于 edx:eax 。下面展示了 EFER 各个位的含义：
在这里我们不会介绍每一个位的含义，没有涉及到的位和其他的 MSR 将会在专门的部分介绍。在我们将 EFER 读入 edx:eax 之后，通过 btsl 来将 _EFER_SCE （即第0位）置1，设置 SCE 位将会启用 SYSCALL 以及 SYSRET 指令。下一步我们检查 edi（即 cpuid 的结果（见上）） 中的第20位。如果第 20 位（即 NX 位）置位，我们就只把 EFER_SCE写入MSR。
X86_CR0_PE - 系统处于保护模式;
X86_CR0_MP - 与CR0的TS标志位一同控制 WAIT/FWAIT 指令的功能；
X86_CR0_ET - 386允许指定外部数学协处理器为80287或80387;
X86_CR0_NE - 如果置位，则启用内置的x87浮点错误报告，否则启用PC风格的x87错误检测；
X86_CR0_WP - 如果置位，则CPU在特权等级为0时无法写入只读内存页;
X86_CR0_AM - 当AM位置位、EFLGS中的AC位置位、特权等级为3时，进行对齐检查;
X86_CR0_PG - 启用分页.
例如，init_thread_union定义如下：
其中 INIT_THREAD_INFO 接受 task_struct 结构类型的参数，并进行一些初始化操作：
task_struct 结构在内核中代表了对进程的描述。因此，thread_union 包含了关于一个进程的低级信息，并且其位于进程栈底：
需要注意的是我们在栈顶保留了 8 个字节的空间，用来保护对下一个内存页的非法访问。
其中 early_gdt_descr 定义如下：
需要重新加载 全局描述附表 的原因是，虽然目前内核工作在用户空间的低地址中，但很快内核将会在它自己的内存地址空间中运行。下面让我们来看一下 early_gdt_descr 的定义。全局描述符表包含了32项，用于内核代码、数据、线程局部存储段等：
它只包含了一项 desc_struct 的数组gdt。desc_struct定义如下:
它跟 GDT 描述符的定义很像。同时需要注意的是，gdt_page结构是 PAGE_SIZE( 4096) 对齐的，即 gdt 将会占用一页内存。
INIT_PER_CPU 扩展后也将得到 init_per_cpu__gdt_page 并将它的值设置为相对于 __per_cpu_load 的偏移量。这样，我们就得到了新GDT的正确的基地址。
在加载好了新的全局描述附表之后，跟之前一样我们重新加载一下各个段：
其中， MSR_GS_BASE 为：
接下来我们把实模式中的 bootparam 结构的地址放入 rdi (要记得 rsi 从一开始就保存了这个结构体的指针)，然后跳转到C语言代码：
这里我们把 initial_code 放入 rax 中，并且向栈里分别压入一个无用的地址、__KERNEL_CS 和 initial_code 的地址。随后的 lreq 指令表示从栈上弹出返回地址并跳转。initial_code 同样定义在这个文件里：
这个函数接受一个参数 real_mode_data（刚才我们把实模式下数据的地址保存到了 rdi 寄存器中）。
这个函数是内核中第一个执行的C语言代码！
首先在 x86_64_start_kernel 函数中可以看到一些检查工作：
这些检查包括：模块的虚拟地址不能低于内核 text 段基地址 __START_KERNEL_map ，包含模块的内核 text 段的空间大小不能小于内核镜像大小等等。BUILD_BUG_ON 宏定义如下：
我们来理解一下这些巧妙的设计是怎么工作的。首先以第一个条件 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map 为例：!!conditions 等价于 condition != 0，这代表如果 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map 为真，则 !!(condition) 为1，否则为0。执行2*!!(condition)之后数值变为 2 或 0。因此，这个宏执行完后可能产生两种不同的行为：
编译错误。因为我们尝试取获取一个字符数组索引为负数的变量的大小。
没有编译错误。
就是这么简单，通过C语言中某些常量导致编译错误的技巧实现了这一设计。
接下来 start_kernel 调用了 cr4_init_shadow 函数，其中存储了每个CPU中 cr4 的Shadow Copy。上下文切换可能会修改 cr4 中的位，因此需要保存每个CPU中 cr4 的内容。在这之后将会调用 reset_early_page_tables 函数，它重置了所有的全局页目录项，同时向 cr3 中重新写入了的全局页目录表的地址：
很快我们就会设置新的页表。在这里我们遍历了所有的全局页目录项（其中 PTRS_PER_PGD 为 512），将其设置为0。之后将 next_early_pgt 设置为0（会在下一篇文章中介绍细节），同时把 early_level4_pgt 的物理地址写入 cr3。__pa_nodebug 是一个宏，将被扩展为：
此后我们清空了从 __bss_stop 到 __bss_start 的 _bss 段，下一步将是建立初期 IDT（中断描述符表） 的处理代码，内容很多，我们将会留到下一个部分再来探究。
第一部分关于Linux内核的初始化过程到这里就结束了。
下一部分我们会看到初期中断处理程序的初始化过程、内核空间的内存映射等。
我们可以在 链接器脚本文件中看到这个区段的定义：
除了对 .text 区段的定义，我们还能从这个脚本文件中得知内核的默认物理地址与虚拟地址。_text 是一个地址计数器，对于 来说，它定义为：
__START_KERNEL 宏的定义在 头文件中，它由内核映射的虚拟基址与基物理起始点相加得到：
没错，虽然定义为 0x1000000，但是仍然有可能变化，例如启用 的时候。所以我们当前的目标是计算 0x1000000 与实际加载地址的差。这里我们首先将RIP相对地址（rip-relative）放入 rbp 寄存器，并且从中减去 $_text - __START_KERNEL_map 。我们已经知道， _text 在编译后的默认虚拟地址为 0xffffffff81000000， 物理地址为 0x1000000。__START_KERNEL_map 宏将展开为 0xffffffff80000000，因此对于对于第二行汇编代码，我们将得到如下的表达式：
在计算过后，rbp 的值将为 0，代表了实际加载地址与编译后的默认地址之间的差值。在我们这个例子中，0 代表了 Linux 内核被加载到了默认地址，并且没有启用 。
在这里我们将 rbp 寄存器的低32位与 PMD_PAGE_MASK 进行比较。PMD_PAGE_MASK 代表中层页目录（Page middle directory）屏蔽位（相关信息请阅读 一节），它的定义如下：
更多信息请阅读 部分.
level2_fixmap_pgt 是一系列虚拟地址，它们可以在内核空间中指向任意的物理地址。它们由level2_fixmap_pgt作为入口点、10MB 大小的空间用来为 做映射。level2_kernel_pgt 则调用了PDMS 宏，在 __START_KERNEL_map 地址处为内核的 .text 创建了 512MB 大小的空间（这 512 MB空间的后面是模块内存空间）。
现在，在看过了这些符号的定义之后，让我们回到本节开始时介绍的那几行代码。rbp 寄存器包含了实际地址与 startup_64 地址之差，其中 startup_64 的地址是在内核时获得的。因此我们只需要把它与各个页表项的基地址相加，就能够得到正确的地址了。在这里这些操作如下：
接下来我们检查CPU是否支持 位：
如果支持 那么我们就把 _EFER_NX 也写入MSR。在设置了 后，还要对 cr0 （） 中的一些位进行设置：
为了从汇编执行代码，我们需要建立一个栈。首先将 指向一个内存中合适的区域，然后重置
在这里最有意思的地方在于 stack_start。它也定义在中：
对于 GLOABL 我们应该很熟悉了。它在 头文件中定义如下：
THREAD_SIZE 定义在 ，它依赖于 KASAN_STACK_ORDER 的值:
首先来考虑当禁用了 并且 PAGE_SIZE 大小为4096时的情况。此时 THREAD_SIZE 将为 16 KB，代表了一个线程的栈的大小。为什么是线程？我们知道每一个可能会有和。事实上，父进程和子进程使用不同的栈空间，每一个新进程都会拥有一个新的内核栈。在Linux内核中，这个栈由 thread_info 结构中的一个表示：
在初期启动栈设置好之后，使用 lgdt 指令来更新：
现在来看一下 early_gdt_descr_base. 首先，gdt_page 的定义在中:
下面我们来看一下 INIT_PER_CPU_VAR，它定义在 ，只是将给定的参数与 init_per_cpu__连接起来：
所以在宏展开之后，我们会得到 init_per_cpu__gdt_page。而在 中可以发现:
per-CPU变量是2.6内核中的特性。顾名思义，当我们创建一个 per-CPU 变量时，每个CPU都会拥有一份它自己的拷贝，在这里我们创建的是 gdt_page per-CPU变量。这种类型的变量有很多有点，比如由于每个CPU都只访问自己的变量而不需要锁等。因此在多处理器的情况下，每一个处理器核心都将拥有一份自己的 GDT 表，其中的每一项都代表了一块内存，这块内存可以由在这个核心上运行的线程访问。这里 有关于 per-CPU 变量的更详细的介绍。
在所有这些步骤都结束后，我们需要设置一下 gs 寄存器，令它指向一个特殊的栈 irqstack，用于处理：
我们需要把 MSR_GS_BASE 放入 ecx 寄存器，同时利用 wrmsr 指令向 eax 和 edx 处的地址加载数据（即指向 initial_gs）。cs, fs, ds 和 ss 段寄存器在64位模式下不用来寻址，但 fs 和 gs 可以使用。 fs 和 gs 有一个隐含的部分（与实模式下的 cs 段寄存器类似），这个隐含部分存储了一个描述符，其指向 。因此上面的 0xc0000101 是一个 gs.base MSR 地址。当发生 或者 时，入口点处并没有内核栈，因此 MSR_GS_BASE 将会用来存放中断栈。
可以看到 initial_code 包含了 x86_64_start_kernel 的地址，其定义在 ：
在我们真正到达“内核入口点”-中的start_kernel函数之前，我们还需要最后的准备工作：
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