Linux從頭學(xué)：三級(jí)跳過程詳解-從 bootloader 到操作系統(tǒng)，再到應(yīng)用程序

作者：道哥 2021-09-03 07:55:00

不論是在 x86 平臺(tái)上，還是在嵌入式平臺(tái)上，系統(tǒng)的啟動(dòng)一般都經(jīng)歷了 bootloader 到操作系統(tǒng)，再到應(yīng)用程序，這樣的三級(jí)跳過程。

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bootloader 跳轉(zhuǎn)到操作系統(tǒng)

在上一篇文章中，討論了 bootloader 在進(jìn)入保護(hù)模式之后，在地址 0x0001_0000 處創(chuàng)建了全局描述符表(GDT)，表中創(chuàng)建了 3 個(gè)段描述符：

只要在 GDT 中創(chuàng)建了這 3 個(gè)描述符，然后把 GDT 的地址(eg: 0x0001_0000)設(shè)置到 GDTR 寄存器中，此時(shí)就可以進(jìn)入保護(hù)模式工作了(設(shè)置 CR0 寄存器的 bit0 為 1)。

之前的第 6 篇文章中Linux從頭學(xué)06：16張結(jié)構(gòu)圖，徹底理解【代碼重定位】的底層原理，我們是假設(shè) bootloader 把操作系統(tǒng)程序讀取到內(nèi)存 0x0002_0000 的位置，這里繼續(xù)使用這個(gè)示例：

關(guān)于文件頭 header 的內(nèi)容，與實(shí)模式下是不同的。

在實(shí)模式下，header 的布局如下圖：

bootloader 在把操作系統(tǒng)，從硬盤加載到內(nèi)存中之后，從 header 中取得 3 個(gè)段的匯編地址(即：段的開始地址相對(duì)于文件開始的偏移量)，然后計(jì)算得到段的基地址，最后把段基地址寫回到 header 的這 3 個(gè)段地址空間中。

這樣的話，操作系統(tǒng)開始執(zhí)行時(shí)，就可以從 header 中準(zhǔn)確的獲取到每一個(gè)段的基地址了，然后就可以設(shè)置相應(yīng)的段寄存器，進(jìn)入正確的執(zhí)行上下文了。

那么在保護(hù)模式下呢，操作系統(tǒng)需要的就不是段的基地址了，而是要獲取到每一個(gè)段的描述符才行。

很顯然，需要借助 bootloader 才可以完成這個(gè)目標(biāo)，也就是：

在 GDT 中為操作系統(tǒng)程序中的三個(gè)段，建立相應(yīng)的描述符;
把每一個(gè)段的描述符索引號(hào)，寫回到操作系統(tǒng)程序的 header 中;

注意：

這里描述的僅僅是一個(gè)可能的過程，主要用來理解原理。

有些系統(tǒng)可以用不同的實(shí)現(xiàn)方式，例如：在進(jìn)入操作系統(tǒng)之后，在另外一個(gè)位置存放 GDT，并重新創(chuàng)建其中的段描述符。

操作系統(tǒng)的 header 布局

既然 header 需要作為媒介，來接收 bootloader 往其中寫入段索引號(hào)，所以 bootloader 與 OS 就要協(xié)商好，寫在什么位置?

可以按照之前的方式，直接覆寫在每個(gè)段的匯編地址位置，也可以寫在其他的位置，例如：

其中，最后的 3 個(gè)位置可以用來接收操作系統(tǒng)的三個(gè)段索引號(hào)。

建立操作系統(tǒng)的三個(gè)段描述符

bootloader 把 OS 加載到內(nèi)存中之后，會(huì)解析 OS 的 header 中數(shù)據(jù)，得到每個(gè)段的基地址以及界限。

雖然 header 中沒有明確的記錄每個(gè)段的界限，可以根據(jù)下一個(gè)段的開始地址，來計(jì)算得到上一個(gè)段的長(zhǎng)度。

我們可以聯(lián)想一下：

現(xiàn)代 Linux 系統(tǒng)中 ELF 文件的格式，在文件頭部中記錄了每一個(gè)段的長(zhǎng)度，具體解析請(qǐng)參考這篇文章：Linux系統(tǒng)中編譯、鏈接的基石-ELF文件：扒開它的層層外衣，從字節(jié)碼的粒度來探索。

此時(shí)，bootloader 就可以利用這幾個(gè)信息：段基地址、界限、類型以及其他屬性，來構(gòu)造出相應(yīng)的段描述符了(下圖橙色部分)：

PS：這里的示例只為操作系統(tǒng)創(chuàng)建了 3 個(gè)段描述符，實(shí)際情況也許有更多的段。

OS 段描述符建立之后，bootloader 再把這 3 個(gè)段描述符在 GDT 中的索引號(hào)，填寫到 OS 的 header 中相應(yīng)的位置：

上圖中，“入口地址”下面的那個(gè) 4，本質(zhì)上是不需要的，加上更有好處，好處如下：

當(dāng)從 bootloader 跳入到操作系統(tǒng)的入口地址時(shí)，需要告訴處理器兩件事情：

代碼段的索引號(hào);
代碼的入口地址;

因此，把入口地址和索引號(hào)放在一起，有助于 bootloader 直接使用跳轉(zhuǎn)語句，進(jìn)入到 OS 的 start 標(biāo)記處開始執(zhí)行。

操作系統(tǒng)跳轉(zhuǎn)到應(yīng)用程序

從現(xiàn)代操作系統(tǒng)來看，這個(gè)標(biāo)題是有錯(cuò)誤的：

操作系統(tǒng)是應(yīng)用程序的下層支撐，相當(dāng)于是應(yīng)用程序的 runtime，怎么能叫做跳轉(zhuǎn)到應(yīng)用程序呢?

其實(shí)我想表達(dá)的意思是：操作系統(tǒng)是如何加載、執(zhí)行一個(gè)應(yīng)用程序的。

既然是保護(hù)模式，那么操作系統(tǒng)就承擔(dān)起重要的職責(zé)：保護(hù)系統(tǒng)不會(huì)受到每一個(gè)應(yīng)用程序的惡意破壞!

因此，操作系統(tǒng)：把應(yīng)用程序從硬盤上復(fù)制到內(nèi)存中之后，跳入應(yīng)用程序的第一條指令之前，需要為應(yīng)用程序分配好內(nèi)存資源：

代碼段的基地址、界限、類型和權(quán)限等信息;
數(shù)據(jù)段的基地址、界限、類型和權(quán)限等信息;
棧段的基地址、界限、類型和權(quán)限等信息;

以上這些信息，都以段描述符的形式，創(chuàng)建在 GDT 中。

PS: 在現(xiàn)代操作系統(tǒng)中，應(yīng)用程序都會(huì)有一個(gè)自己私有的局部描述符表 LDT，專門存儲(chǔ)應(yīng)用程序自己的段描述符。

還記得之前討論過的下面這張圖嗎?

段寄存器的 bit2 位 TI 標(biāo)志，就說明了需要到 GDT 中查找段描述符?還是到 LDT 中去查找?

為了方便起見，我們就把所有的段描述符都放在 GDT 中。

就猶如 bootloader 為 OS 創(chuàng)建段描述符一樣，OS 也以同樣的步驟為應(yīng)用程序來創(chuàng)建每一個(gè)段描述符。

此時(shí)的 GDT 就是下面這樣：

從這張圖中已經(jīng)可以看出一個(gè)問題了：

如果所有應(yīng)用程序的段描述符都放在全局的 GDT 中，當(dāng)應(yīng)用程序結(jié)束之后，還得去更新 GDT，勢(shì)必給操作系統(tǒng)的代碼帶來很多麻煩。

因此，更合理的方式應(yīng)該是放在應(yīng)用程序私有的 LDT 中，這個(gè)問題，以后還會(huì)進(jìn)一步討論到。

不管怎樣，OS 啟動(dòng)應(yīng)用程序的整體流程如下：

操作系統(tǒng)把應(yīng)用程序讀取到內(nèi)存中的某個(gè)空閑位置;
操作系統(tǒng)分析應(yīng)用程序 header 部分的信息;
操作系統(tǒng)為應(yīng)用程序創(chuàng)建每一個(gè)段描述符，并且把索引號(hào)寫回到 header 中;
跳轉(zhuǎn)到應(yīng)用程序的入口地址，應(yīng)用程序從 header 中獲取到每個(gè)段索引號(hào)，設(shè)置好自己的執(zhí)行上下文(即：設(shè)置好各種寄存器);

應(yīng)用程序調(diào)用操作系統(tǒng)中的函數(shù)

這里的函數(shù)可以理解成系統(tǒng)調(diào)用，也就是操作系統(tǒng)為所有的應(yīng)用程序提供的公共函數(shù)。

在 Linux 系統(tǒng)中，系統(tǒng)調(diào)用是通過中斷來實(shí)現(xiàn)的，在中斷處理器程序中，再通過一個(gè)寄存器來標(biāo)識(shí)：當(dāng)前應(yīng)用程序想調(diào)用哪一個(gè)系統(tǒng)函數(shù)，也就是說：每一個(gè)系統(tǒng)函數(shù)都有一個(gè)固定的數(shù)字編號(hào)。

再回到我們當(dāng)前討論的 x86 處理器中，操作系統(tǒng)提供系統(tǒng)函數(shù)的最簡(jiǎn)單的方法就是：

把所有的系統(tǒng)函數(shù)都放在一個(gè)單獨(dú)的代碼段中，把這個(gè)段的索引號(hào)以及每一個(gè)系統(tǒng)函數(shù)的偏移地址告訴應(yīng)用程序。

這樣的話，應(yīng)用程序就可以通過這 2 個(gè)信息調(diào)用到系統(tǒng)函數(shù)了。

假如：有 2 個(gè)系統(tǒng)函數(shù) os_func1 和 os_func2，放在一個(gè)獨(dú)立的段中：

既然 OS 中多了一個(gè)代碼段，那么 bootloader 就需要幫助它在 GDT 中多創(chuàng)建一個(gè)段描述符：

在應(yīng)用程序的 header 中，預(yù)留一個(gè)足夠大的空間來存放每一個(gè)系統(tǒng)函數(shù)的跳轉(zhuǎn)信息(系統(tǒng)函數(shù)的段索引號(hào)和函數(shù)的偏移地址)：

應(yīng)用程序有了這個(gè)信息之后，當(dāng)需要調(diào)用 os_func1 時(shí)，就直接跳轉(zhuǎn)到相應(yīng)的段索引號(hào):函數(shù)偏移地址，就可以調(diào)用到這個(gè)系統(tǒng)函數(shù)了。

這里同樣的會(huì)引出 2 個(gè)問題：

如果操作系統(tǒng)提供的系統(tǒng)函數(shù)很多，應(yīng)用程序也很多，那么操作系統(tǒng)在加載每一個(gè)應(yīng)用程序時(shí)，豈不是要忙死了?而且應(yīng)用程序也不知道應(yīng)該保留多大的空間來存放這些系統(tǒng)函數(shù)的跳轉(zhuǎn)信息;
在執(zhí)行系統(tǒng)函數(shù)時(shí)，此時(shí)代碼段、數(shù)據(jù)段都是屬于操作系統(tǒng)的勢(shì)力范圍，但是棧基址和棧頂指針使用的仍然是應(yīng)用程序擁有的棧，這樣合理嗎?

對(duì)于第一個(gè)問題，所以 Linux 中通過中斷，提供一個(gè)統(tǒng)一的調(diào)用入口地址，然后通過一個(gè)寄存器來區(qū)分是哪一個(gè)函數(shù)。

對(duì)于第二個(gè)問題，Linux 在加載每一個(gè)應(yīng)用程序時(shí)，會(huì)在內(nèi)核中建立與該應(yīng)用程序相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，并且在內(nèi)核中創(chuàng)建一塊內(nèi)存空間，專門用作：從這個(gè)應(yīng)用程序跳轉(zhuǎn)到內(nèi)核中執(zhí)行代碼時(shí)，所使用的棧空間。

但是，還有一些問題依然存在，例如：

應(yīng)用程序雖然可以調(diào)用操作系統(tǒng)提供的函數(shù)了，但是操作系統(tǒng)如何對(duì)內(nèi)核代碼進(jìn)行保護(hù)?;
Linux 為應(yīng)用程序建立內(nèi)部棧的底層支撐是什么?這就涉及到 x86 中復(fù)雜的特權(quán)級(jí)的相關(guān)內(nèi)容了，下一篇文章，我們就向這些細(xì)節(jié)問題繼續(xù)探索。