Linux從頭學(xué)10：三級跳過程詳解-從 bootloader 到 操作系統(tǒng)，再到應(yīng)用程序

目錄

• bootloader 跳轉(zhuǎn)到操作系統(tǒng)

  
  

• 操作系統(tǒng)跳轉(zhuǎn)到應(yīng)用程序

  
  

• 應(yīng)用程序調(diào)用操作系統(tǒng)中的函數(shù)

  
  

不論是在x86平臺上，還是在嵌入式平臺上，系統(tǒng)的啟動一般都經(jīng)歷了 bootloader 到 操作系統(tǒng)，再到應(yīng)用程序，這樣的三級跳過程。

每一個相互交接的過程，都是我們學(xué)習(xí)的重點。

這篇文章，我們?nèi)匀灰詘86平臺為例，一起來看一下：從上電之后，系統(tǒng)是如何一步一步的進入應(yīng)用程序的入口地址。

bootloader 跳轉(zhuǎn)到操作系統(tǒng)

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

只要在GDT中創(chuàng)建了這3個描述符，然后把GDT的地址(eg: 0x0001_0000)設(shè)置到GDTR寄存器中，此時就可以進入保護模式工作了(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)使用這個示例：

關(guān)于文件頭header的內(nèi)容，與實模式下是不同的。

在實模式下，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個段的匯編地址(即：段的開始地址相對于文件開始的偏移量)，然后計算得到段的基地址，最后把段基地址寫回到header的這3個段地址空間中。

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

那么在保護模式下呢，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段的描述符才行。

很顯然，需要借助bootloader才可以完成這個目標，也就是：

1. 在 GDT 中為操作系統(tǒng)程序中的三個段，建立相應(yīng)的描述符;

   
   

2. 把每一個段的描述符索引號，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)可以用不同的實現(xiàn)方式，例如：在進入操作系統(tǒng)之后，在另外一個位置存放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，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個位置可以用來接收操作系統(tǒng)的三個段索引號。

建立操作系統(tǒng)的三個段描述符

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

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

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段的長度，具體解析請參考這篇文章：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，bootloader就可以利用這幾個信息：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 個段描述符，實際情況也許有更多的段。

OS段描述符建立之后，bootloader再把這3個段描述符在GDT中的索引號，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，需要告訴處理器兩件事情：

1. 代碼段的索引號;

   
   

2. 代碼的入口地址;

   
   

因此，把入口地址和索引號放在一起，有助于bootloader直接使用跳轉(zhuǎn)語句，進入到OS的start標記處開始執(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，這個標題是有錯誤的：

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？

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

既然是保護模式，那么操作系統(tǒng)就承擔(dān)起重要的職責(zé)：保護系統(tǒng)不會受到每一個應(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：

1. 代碼段的基地址、界限、類型和權(quán)限等信息;

   
   

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

   
   

3. 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)用程序都會有一個自己私有的局部描述符表 LDT，專門存儲應(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)建每一個段描述符。

此時的GDT就是下面這樣：

從這張圖中已經(jīng)可以看出一個問題了：

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，這個問題，以后還會進一步討論到。

不管怎樣，OS 啟動應(yīng)用程序的整體流程如下：

1. 操作系統(tǒng)把應(yīng)用程序讀取到內(nèi)存中的某個空閑位置;

   
   

2. 操作系統(tǒng)分析應(yīng)用程序 header 部分的信息;

   
   

3. 操作系統(tǒng)為應(yīng)用程序創(chuàng)建每一個段描述符，并且把索引號寫回到 header 中;

   
   

4. 跳轉(zhuǎn)到應(yīng)用程序的入口地址，應(yīng)用程序從 header 中獲取到每個段索引號，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)用是通過中斷來實現(xiàn)的，在中斷處理器程序中，再通過一個寄存器來標識：當(dāng)前應(yīng)用程序想調(diào)用哪一個系統(tǒng)函數(shù)，也就是說：每一個系統(tǒng)函數(shù)都有一個固定的數(shù)字編號。

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)的最簡單的方法就是：

把所有的系統(tǒng)函數(shù)都放在一個單獨的代碼段中，把這個段的索引號以及每一個系統(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個信息調(diào)用到系統(tǒng)函數(shù)了。

假如：有2個系統(tǒng)函數(shù)os_func1和os_func2，放在一個獨立的段中：

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

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

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

這里同樣的會引出2個問題：

1. 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)在加載每一個應(yīng)用程序時，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;

   
   

2. 在執(zhí)行系統(tǒng)函數(shù)時，此時代碼段、數(shù)據(jù)段都是屬于操作系統(tǒng)的勢力范圍，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？

   
   

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

對于第二個問題，Linux在加載每一個應(yīng)用程序時，會在內(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：從這個應(yīng)用程序跳轉(zhuǎn)到內(nèi)核中執(zhí)行代碼時，所使用的?？臻g。

但是，還有一些問題依然存在，例如：

1. 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)如何對內(nèi)核代碼進行保護？;

   
   

2. 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)級的相關(guān)內(nèi)容了，下一篇文章，我們就向這些細節(jié)問題繼續(xù)探索。

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