Linux 0.11内核的启动过程
2016-08-07 20:28
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Linux 0.11内核的启动过程
一、Image文件的构成
1.1 Makefile中的相关命令
Linux 0.11的主Makefile文件中,有如下字段:tools/build: tools/build.c
$(CC) $(CFLAGS) \
-o tools/build tools/build.c
这个是对tools/build.c程序的编译。
Image: boot/bootsect boot/setup tools/system tools/build
objcopy -O binary -R .note -R .comment tools/system tools/kernel
tools/build boot/bootsect boot/setup tools/kernel $(ROOT_DEV) > Image
rm tools/kernel -f
sync
objcopy这条命令首先将tools/system这个编译后的内核代码制作成纯二进制文件,保存在tools/kernel中,然后使用上述编译好的build工具,将boot/bootsect、boot/setup、tools/kernel、根设备号作为build的参数,并将结果重定向输出到Image中。最后强制删除tools/kernel。
1.2 build.c程序的功能
首先根据传入参数的个数,设置根设备号,并填写到第一个扇区的第508,509字节中,也就是说我们可以覆盖根设备号,自主设定根设备号,如果我们没有指定根设备号,build.c程序将使用默认值DEFAULT_MAJOR_ROOT,DEFAULT_MINOR_ROOT,这个值可能是0x21d,也就是第二个软盘。由于使用的是重定向,DEBUG信息只能通过stderr来输出。然后读取boot/bootsect,先读掉MINIX可执行文件头,再读取512字节二进制代码,并写到标准输出流1中。
接着把boot/setup也输出到标准输出流1中,先读掉MINIX可执行文件头,再继续读取剩下的整个文件,然后补0,直到4个扇区为止。
对于bootsect和setup的编译,有
boot/bootsect:boot/bootsect.s
$(AS86) -o boot/bootsect.o boot/bootsect.s
$(LD86) -s -o boot/bootsect boot/bootsect.o
boot/setup: boot/setup.s
$(AS86) -o boot/setup.o boot/setup.s
$(LD86) -s -o boot/setup boot/setup.o
也就是使用as86和ld86来编译的,可执行文件与gcc编译后的不一样。
接着读取boot/kernel,将其全部输出到标准输出流1中,注意内核的大小不超过0x30000个字节,也就是192KB。
对于system的编译,有
tools/system:boot/head.o init/main.o \
$(ARCHIVES) $(DRIVERS) $(MATH) $(LIBS)
$(LD) $(LDFLAGS) boot/head.o init/main.o \
$(ARCHIVES) \
$(DRIVERS) \
$(MATH) \
$(LIBS) \
-o tools/system
nm tools/system | grep -v '\(compiled\)\|\(\.o$$\)\|\( [aU] \)\|\(\.\.ng$$\)\|\(LASH[RL]DI\)'| sort > System.map
很显然,它是将很多内核代码连接在一起的,其中head.o在system的最前面。
最后在主Makefile中,还提供了这样的工具:
disk: Image
dd bs=8192 if=Image of=/dev/fd0
表示将Image拷贝到/dev/fd0这个软盘中
1.3 Image文件的构成
二、boosect代码的作用
2.1 概述
bootsect位于启动盘的第一个扇区,由BIOS自动加载到内存的0x7c00的位置,且只加载第一个扇区,共512字节。加载后将跳到0x7c00来执行代码,此时CS = 0x7c0,IP = 0,即指向第一条指令代码。bootsect首先将自身移动到0x90000的位置,然后跳到0x90000的go标号处执行,重新设置DS = ES = SS = 0x9000、SP = 0xff00,栈顶在0x9ff00处。
接着使用BIOS 0x13号中断,将setup共4个扇区的代码加载到0x90200开始的位置,驱动器0?。
然后读取软盘(第83行)的每个磁道的最大扇区数,并填到标号sectors两个字节的内存中。这个量可以给读取system使用。接着读取光标位置,在屏幕显示标号msg1的信息:
”\r\nLoading system ...\r\n\r\n”,并移动光标。
再读取system的代码到0x10000中,注意system的大小不会超过192KB,所以末端为0x40000。将第6个扇区(从1开始)开始的读取0x30000个字节到内存0x10000中。
接着对第509和510字节值进行检测,如果值不为0,则跳到setup处(CS = 0x9020,IP = 0,139行)执行。事实上,509和510字节中的初始值为0x306,也就是第二个硬盘第一个分区。但我们可以在build时改变它的值。
思考:这里貌似设置了只能在软盘中启动,包括内核代码system,也固定从软盘中加载。
2.2 程序流程图
三、setup代码的作用
3.1 概述
setup利用BIOS 0x10中断,读取光标的位置,扩展内存的大小,显示卡参数,以及两个硬盘参数表信息到起始内存0x90000中,也就是bootsect的代码被覆盖,其中硬盘参数表与硬盘分区表不一样,且起始位置为0x90080和0x90090,每个都有16个字节,第二个硬盘参数表不存在的话,初始化为0。而且0x901FC保存的根设备号没有被覆盖。接着将内核代码system从0x10000移动到0开始的位置,即0x10000 ~ 0x90000的内容移动到0x0 ~ 0x80000,每次移动0x10000字节,即64KB,共8次。
加载中断描述符的段长&地址和全局描述符的段长&地址(共6字节)到相应寄存器中,然后开启A20地址线,屏蔽8254主从芯片的所有请求,并将保护模式置位(CR0寄存器中的最低位),此时中断标志没有置位,也就是没有开启中断。自此从实模式进入保护模式,但分页未开启。
跳到CS = 8,IP = 0(第193行),即地址为0的地方开始执行,也就是system的head.o开始执行。此时选择子RPL = 0。
注意:GDT位于setup.s的205行(地址为:0x90200 + gdt),共有3项,每项8字节。第一项不用,默认为0。第二项是代码段,基地址是0,长度为8MB,可读执行。第三项为数据段,基地址为0,长度为8MB,可读写。这个GDT是临时的,提供给内核启动使用而已。
上述是为执行内核代码作准备。
3.2 程序流程图
四、head.s代码的作用
4.1 概述
在主Makefile中,有boot/head.o: boot/head.s
gcc -I./include -traditional -c boot/head.s -m32
mv head.o boot/
显然head.s格式是AT&T汇编语言格式,使用的是gcc编译器,因为它最终要与其他用C语言写的模块进行连接。
由于刚开启保护模式,这时候实模式下的段地址已经不能使用。故head.s首先将各个数据段重新设置为段选择子,且为0x10,RPL = 0。设置堆栈为stack_start(位于sched.c的69行),使用的堆栈起始是user_stack,共一页内存。这个堆栈即为内核初始化时使用的系统堆栈。然后重新设置IDT,使用(0x8, ignore_int)作为所有中断发生的入口地址,初始化idt开始的2KB内存,最后LIDT加载到寄存器中。ignore_int仅仅打印一行”Unknown
interrupt!\n\r”。
使用LGDT重新设置GDT,第一项依旧不用,第二项为代码段0x08,基地址为0,长度为16MB,只可以执行。第三项为内核数据段0x10,基地址为0,长度为16MB,可读写。第四项置为0,不用,剩下的252项全部初始化为0。注意DPL = 0。由于GDT重新设置,缓存无效,必须重新更新段寄存器。
接着检查A20地址线是否开启。检查的方式是项0x10000(1MB)逐渐写入1,2,3,4...然后比较内存0处是否为该值,如果是则不断循环,否则说明已经开启,放入0x10000的值不会放入0处。
然后跳到after_page_tables标号处执行(135行)。布置setup_paging执行后执行main函数的环境:
当前栈顶指向main,即SP = user_stack + PAGE_SIZE - 16。然后执行jmp setup_paging,跳到setup_paging处执行,注意该函数有ret,即最后会跳到main函数处执行。
setup_paging主要是初始化一个页目录和4个页表,共有16MB字节的内存,完成低16MB内存的线性地址和物理地址的一一映射,也就是内核态下物理地址和线性地址是一样的。注意这是从高地址到地址完成的(方向位std)。刚好与上述设置的内核代码段和内核数据段的段长一致。然后初始化CR3寄存器为页目录地址0,CR0的第31位(最高位)置1,开启分页模式。
setup_paging这段代码执行后,内存地址0处的head.o部分代码将被页目录覆盖。低5页内存映像如下:
4.2 程序流程图
五、main函数启动任务0,1
前面主要涉及到获取硬件参数,进入保护模式,开启分页模式,初始化中断描述符合和全局描述符等工作,所以用了汇编语言来写。main函数位于/init/main.c中,是用C语言写的。注意在用gcc编译时,要将main改名,这样才能让heas.s位于system模块的开头,否则gcc会认为main才是入口。main主要是设置中断时执行的函数,块设备和字符设备的初始化,tty初始化,以及内存缓冲区链表的初始化,系统开机时间的初始化,硬盘的初始化,以及任务0的初始化,允许中断处理,然后将任务0移动到用户态下执行,启动任务1(init进程),进入无休止的睡眠。任务1挂载根文件系统,设置标准输入输出和错误,并创建shell进程,最后循环等待所有子进程退出,回收僵尸进程。下面的工作事实上都是由任务0完成的,按照main函数调用次序组织。5.1 页框的初始化
main中对应的函数调用是mem_init(main_memory_start,memory_end)
其中,对于bochs来说,main_memory_start = 4MB,memory_end = 16MB,第二个值为1MB + 从BIOS获得的扩展内存的大小,但不超过16MB。显然主内存通常是1MB以上的内存,也就是扩展内存。这个内存主要是用来规划页框。这个函数位于mm/memory.c中的第400行(p344):
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; }
对于0.11的内核,其最大可规划的主内存是15MB,所以mem_map对应的是这15MB的使用情况,对于1MB~4MB,其下标从0开始,初始化为0表示未被使用。1MB以下内存用于存放内核代码和显存。
5.2 具体中断的初始化
trap_init();这个函数位于kernel/traps.c的181行(p80):
void trap_init(void) { int i; set_trap_gate(0,÷_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); 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,illel_interrupt); }
从中可以看出,主要是设置了0~47号中断的入口地址到IDT中,其中32~47这16个中断对应的是8259芯片的中断,并开放了8259的两个中断请求。剩下的8259中断,将在各个初始化函数中设置。
其中set_trap_gate(n, addr)位于include/asm/system.h中的第36行(p390),主要是在idt的对应偏移中设置入口地址,制作描述符。
page_fault函数位于mm/page.s(p345)中,主要是缺页时或者写保护时,调用相应的内存处理函数。这个函数是实现写时复制的关键。
5.3 块设备的初始化
blk_dev_init();这个函数位于kernel/blk_drv/ll_rw_blk.c第157行(p153):
void blk_dev_init(void) { int i; for (i=0 ; i<NR_REQUEST ; i++) { request[i].dev = -1; request[i].next = NULL; } }
上述函数中,主要是对32个请求项进行初始化,表示没被使用。
struct request的结构定义在kernel/blk_drv/blk.h(p134):
struct request { int dev; /* -1 if no request */ int cmd; /* READ or WRITE */ int errors; unsigned long sector; unsigned long nr_sectors; char * buffer; struct task_struct * waiting; struct buffer_head * bh; struct request * next; };
定义了完整的请求信息,包括哪个设备读或写请求哪几个扇区,然后将扇区读到哪个缓冲区中,或写哪个缓冲区,同时还有等待当前项的进程链表。request请求是一个链表,通过next连接,linux电梯调度也在这里发生,涉及到底层IO操作。
5.4 字符设备的初始化
chr_dev_init();该函数为空。
tty_init();
这个函数定义在kernel/chr_drv/tty_io.c的第105行(p218):
void tty_init(void) { rs_init(); con_init(); }
其中rs_init()位于kernel/chr_drv/serial.c第37行(p211):
void rs_init(void) { set_intr_gate(0x24,rs1_interrupt); set_intr_gate(0x23,rs2_interrupt); init(tty_table[1].read_q.data); init(tty_table[2].read_q.data); outb(inb_p(0x21)&0xE7,0x21); }
这个函数主要设置串口1和串口2的中断处理函数,同时初始化串口1和串口2的一些硬件属性。
con_init()位于kernel/chr_drv/console.c的第617行(p205):
void con_init(void) { register unsigned char a; char *display_desc = "????"; char *display_ptr; video_num_columns = ORIG_VIDEO_COLS; video_size_row = video_num_columns * 2; video_num_lines = ORIG_VIDEO_LINES; video_page = ORIG_VIDEO_PAGE; video_erase_char = 0x0720; if (ORIG_VIDEO_MODE == 7) /* Is this a monochrome display? */ { video_mem_start = 0xb0000; video_port_reg = 0x3b4; video_port_val = 0x3b5; if ((ORIG_VIDEO_EGA_BX & 0xff) != 0x10) { video_type = VIDEO_TYPE_EGAM; video_mem_end = 0xb8000; display_desc = "EGAm"; } else { video_type = VIDEO_TYPE_MDA; video_mem_end = 0xb2000; display_desc = "*MDA"; } } else /* If not, it is color. */ { video_mem_start = 0xb8000; video_port_reg = 0x3d4; video_port_val = 0x3d5; if ((ORIG_VIDEO_EGA_BX & 0xff) != 0x10) { video_type = VIDEO_TYPE_EGAC; video_mem_end = 0xbc000; display_desc = "EGAc"; } else { video_type = VIDEO_TYPE_CGA; video_mem_end = 0xba000; display_desc = "*CGA"; } } /* Let the user known what kind of display driver we are using */ display_ptr = ((char *)video_mem_start) + video_size_row - 8; while (*display_desc) { *display_ptr++ = *display_desc++; display_ptr++; } /* Initialize the variables used for scrolling (mostly EGA/VGA) */ origin = video_mem_start; scr_end = video_mem_start + video_num_lines * video_size_row; top = 0; bottom = video_num_lines; gotoxy(ORIG_X,ORIG_Y); set_trap_gate(0x21,&keyboard_interrupt); outb_p(inb_p(0x21)&0xfd,0x21); a=inb_p(0x61); outb_p(a|0x80,0x61); outb(a,0x61); }这个程序主要完成显示屏和键盘的初始化,在显示屏显示显卡的类型,设置键盘中断的入口函数。
5.5 系统时间的初始化
time_init() : 读取当前系统启动时的详细时间,如2016.12.05 20:13:14,但是以1970.01.01 00:00:00为起点表示的秒。而jiffies表示的系统运行时间,单位是10ms,每10ms发生一次日时钟中断,而该变量会加一,该变量是计算机世界的“时间”。start_up + jiffies / 100表示的将是实际的时间。这个函数位于init/main.c第76行(p64):
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); }
主要是从CMOS中读取实时时钟,读取到的是BCD码,设置系统启动时间到startup_time中,单位是秒。其中kernel_mktime()位于kernel/mktime.c(p91),
该函数将从实时时钟得到的年月日时秒转化为秒:
long kernel_mktime(struct tm * tm) { long res; int year; year = tm->tm_year - 70; /* magic offsets (y+1) needed to get leapyears right.*/ res = YEAR*year + DAY*((year+1)/4); res += month[tm->tm_mon]; /* and (y+2) here. If it wasn't a leap-year, we have to adjust */ if (tm->tm_mon>1 && ((year+2)%4)) res -= DAY; res += DAY*(tm->tm_mday-1); res += HOUR*tm->tm_hour; res += MINUTE*tm->tm_min; res += tm->tm_sec; return res; }
5.6 任务0的初始化
sched_init();这个函数位于kernel/sched.c的385行(p102):
void sched_init(void) { int i; struct desc_struct * p; if (sizeof(struct sigaction) != 16) panic("Struct sigaction MUST be 16 bytes"); 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; 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); outb_p(0x36,0x43); /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */ outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */ outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */ set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt); outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21); set_system_gate(0x80,&system_call); }
这个函数主要是利用任务0的任务状态段和局部描述符段的偏移地址对GDT描述符进行设置,同时选择子加载到相应的寄存器中,剩余的63个任务初始化为空,描述符也为空。最后设置时钟中断(32号)的入口地址,并开启。设置128号系统调用中断号的入口地址。其实,一开始的内核代码执行流就是任务0在执行。可以从include/linux/sched.h第115行(p405)找到INIT_TASK的定义:
#define INIT_TASK \ /* state etc */ { 0,15,15, \ /* signals */ 0,{{},},0, \ /* ec,brk... */ 0,0,0,0,0,0, \ /* pid etc.. */ 0,-1,0,0,0, \ /* uid etc */ 0,0,0,0,0,0, \ /* alarm */ 0,0,0,0,0,0, \ /* math */ 0, \ /* fs info */ -1,0022,NULL,NULL,NULL,0, \ /* filp */ {NULL,}, \ { \ {0,0}, \ /* ldt */ {0x9f,0xc0fa00}, \ {0x9f,0xc0f200}, \ }, \ /*tss*/ {0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,\ 0,0,0,0,0,0,0,0, \ 0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \ _LDT(0),0x80000000, \ {} \ }, \ }
从上述任务0的LDT描述符中可以看出,第一个描述符不用,第二个为代码段,第三个为数据段,基地址都为0,段长都为640KB,映射内核代码。任务0的结构体TSS大部分都为0,主要设置了内核态的堆栈,这样当任务切换到内核态时,可以获取到内核态的堆栈,其他都会在任务切换时保存到TSS相应的位置上。还设置了页目录地址,以后的进程的页目录都是一个,可以从sys_fork()从看出来。
5.7 内存高速缓冲区
buffer_init(buffer_memory_end);由于在bochs中,内存超过16MB,而linux 0.11最大支持16MB的内存。故buffer_memory_end = 4MB。注意高速缓冲区必须跳过显存区域640KB~1MB。此时的高速缓冲区为内核代码末端~640KB,1MB~4MB。主内存区则为4MB~16MB。
这个函数位于fs/buffer.c的第351行(p250):
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; 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; }
这个函数首先确定高速缓冲区的位置,内核代码结束的地方是高速缓冲区的开始。跳过显存640KB~1MB。NR_BUFFERS定义在fs/buffer.c的第34行,统计缓冲块的个数。
注意这里缓冲头从高速缓冲区的起始开始分配,而缓冲块则从后往前,从高速缓冲区的末端开始分配,构成一一对应的管理关系。每个缓冲头指向一块高速缓冲区,缓冲头前后项相互指向,构建空闲内存双向环形链表。最后free_list指向第一项,初始化整个hash_table为空。
综合上面内核代码的移动,分页,以及这里的高速缓冲区,内存的映像如下:
5.8 硬盘的初始化
hd_init();这个函数位于kernel/blk_drv/hd.c的第343行(p146):
void hd_init(void) { blk_dev[MAJOR_NR].request_fn = DEVICE_REQUEST; set_intr_gate(0x2E,&hd_interrupt); outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21); outb(inb_p(0xA1)&0xbf,0xA1); }
主要是设置请求函数,设置46号中断,即硬盘中断的处理函数,同时将主8254的int2开放,允许从片发出中断。复位硬盘中断IRQ14屏蔽码。硬盘的主设备号是MAJOR_NR = 3。
5.9 软盘的初始化
floppy_init();这个函数位于kernel/blk_drv/floppy.c的第458行(p168):
void floppy_init(void) { blk_dev[MAJOR_NR].request_fn = DEVICE_REQUEST; set_trap_gate(0x26,&floppy_interrupt); outb(inb_p(0x21)&~0x40,0x21); }
这个函数主要是设置软盘中断的设置软盘中断的处理函数,将IRQ6的软盘中断开放。软盘的主设备号是MAJOR_NR = 2。
5.10 任务0切换到用户态下执行
接着,允许系统发生中断,并将任务0切换到用户态下执行:sti();
move_to_user_mode();
这两个嵌入式汇编宏均在include/asm/system.h(p389):
#define move_to_user_mode() \ __asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t" \ "pushl $0x17\n\t" \ "pushl %%eax\n\t" \ "pushfl\n\t" \ "pushl $0x0f\n\t" \ "pushl $1f\n\t" \ "iret\n" \ "1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t" \ "movw %%ax,%%ds\n\t" \ "movw %%ax,%%es\n\t" \ "movw %%ax,%%fs\n\t" \ "movw %%ax,%%gs" \ :::"ax") #define sti() __asm__ ("sti"::)
可以发现,在切换到用户态时,中断已经开启。该宏布置了中断返回现场,即SS = 0x17, ESP = 原来的的系统内核栈(user_stack)栈顶(跳转到main时有16字节没退出), EFLAGS, CS = 0xf, EIP = 标号1处的地址。也就是,系统的内核栈,经切换之后变为了任务0用户态下的栈,特权级变为3,切换后使用的是LDT的地址,然而对应的段基地址仍为0,考虑到页目录的基地址为0,故任务0执行的仍然是内核代码。
接着创建出init进程,然后任务0进入无休止的睡眠。
if (!fork()) /* we count on this going ok */ { init(); } for(;;) { pause(); }
fork,pause均为内核提供的(dup,wait等也是),用于任务0在用户态下启动进程的内核库函数。
5.11 任务0的流程图
六、任务1(init进程)的执行过程
init进程主要是挂载文件系统,设置标准输入输出错误句柄,同时创建出进程2,运行shell。init进程作为所有孤儿进程的父进程,最后不断取回用户进程的退出码,回收僵尸进程,撤销进程表项。此时所有的进程都处在用户态下运行。6.1 挂载根文件系统
setup((void*)&drive_info)drive_info主要来源于bios对硬盘参数表的读取,两个硬盘共32字节。
init是由任务0fork出来的,而drive_info本来就在编译后的内核数据段中,类似的还有argv_rc, envp_rc, argv, envp等,这些东西最后都是被共享了,虚拟地址空间不同而已,引用的物理页地址是一样的,都是在上述一开始建立页目录和4个页表时建立的。注意fork的机制,只需重新复制页表就可以了,物理页是一样的,只要不对数据进行写,则不会发生重新建立物理内存页的现象(写时复制)。
该函数对应的系统调用时sys_setup,位于kernel/blk_drv/hd.c(p140)第71行:
int sys_setup(void * BIOS) { static int callable = 1; 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 for (i=0 ; i<NR_HD ; i++) { hd[i*5].start_sect = 0; hd[i*5].nr_sects = hd_info[i].head* hd_info[i].sect*hd_info[i].cyl; } /* We querry CMOS about hard disks : it could be that we have a SCSI/ESDI/etc controller that is BIOS compatable with ST-506, and thus showing up in our BIOS table, but not register compatable, and therefore not present in CMOS. Furthurmore, we will assume that our ST-506 drives <if any> are the primary drives in the system, and the ones reflected as drive 1 or 2. The first drive is stored in the high nibble of CMOS byte 0x12, the second in the low nibble. This will be either a 4 bit drive type or 0xf indicating use byte 0x19 for an 8 bit type, drive 1, 0x1a for drive 2 in CMOS. Needless to say, a non-zero value means we have an AT controller hard disk for that drive. */ 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++) { if (!(bh = bread(0x300 + drive*5,0))) { printk("Unable to read partition table of drive %d\n\r", drive); panic(""); } if (bh->b_data[510] != 0x55 || (unsigned char) bh->b_data[511] != 0xAA) { printk("Bad partition table on drive %d\n\r",drive); panic(""); } 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.\n\r",(NR_HD>1)?"s":""); rd_load(); mount_root(); return (0); }
显然,这个函数利用从BIOS中读取的32个字节(保存在0x90080),获取到两个硬盘驱动的柱面数、磁头数、每磁道扇区数、控制字等,然后我们可以计算出每个硬盘的扇区总数,hd[0],hd[5]分别代表第一、二块硬盘,存储起始扇区为0,以及整块硬盘的扇区总数。如果第二块硬盘参数中有出现0,则表示不存在,设置NR_HD = 1。我们可以在linclude/linux/config.h中注释掉HD_TYPE,这样就可以自定义两块硬盘的上述参数。
然后通过读取每块硬盘的第一个扇区,读取硬盘分区表,初始化每个分区的起始扇区和扇区数,0x301~0x304, 0x306~0x309。注意,如果硬盘不存在,则不会执行这个步骤。
执行rd_load(),如果我们没有定义虚拟硬盘,则不会以虚拟硬盘作为根设备启动。最后执行mount_root(),这个函数位于fs/super.c第242行(p270):
void mount_root(void) { int i,free; struct super_block * p; struct m_inode * mi; if (32 != sizeof (struct d_inode)) panic("bad i-node size"); for(i=0; i<NR_FILE; i++) file_table[i].f_count=0; if (MAJOR(ROOT_DEV) == 2) { printk("Insert root floppy and press ENTER"); wait_for_keypress(); } 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))) panic("Unable to mount root"); if (!(mi=iget(ROOT_DEV,ROOT_INO))) 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 blocks\n\r",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 inodes\n\r",free,p->s_ninodes); }
这里面的ROOT_DEV定义在fs/super.c第29行,然而它会在main.c中第110行被重新赋值,其值取自0x901fc,也就是启动扇区的508,509字节,这个值编译结束后是固定的。对于以软盘作为根设备而言,一般是第二个软盘,即0x21d,系统启动后会提示:Insert root floppy and press ENTER”
这个函数首先设置全局文件描述符表为未使用,然后初始化超级块数组。读取根设备的超级块,取超级块数组的第一项,超级块位于第三四扇区,即第二数据块,且读取超级块时会把i节点位图和数据块位图都读到高速缓冲区来。然后读取该超级块的第一个节点,作为根节点,同时将该超级块代表的文件系统的挂载点设置为根节点。然后读取该超级块中文件系统的数据块空闲块数,空闲i节点数,并打印出统计信息。
该函数执行结束后,会打印出NR_BUFFERS * BLOCK_SIZE,表示可用的缓冲区字节数,不包含缓冲头。再打印出主内存数,也就是用于分页的内存。
3450 buffers = 3532800 bytes buffer space
Free mem: 12582912 bytes
6.2 启动任务2(Shell进程)
shell进程是任务1使用fork创建的,继承了进程1的文件句柄,故它首先将标准输入关闭,并以/etc/rc作为标准输入,然后使用环境变量和参数,执行/bin/sh可执行文件,启动shell进程。注:上述页码pxxx均表示《Linux内核完全注释--赵炯》这本书中的页码。
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