内核引导过程. Part 5.

内核解压

这是内核引导过程系列文章的第五部分。在前一部分我们看到了切换到64位模式的过程，在这一部分我们会从这里继续。我们会看到跳进内核代码的最后步骤：内核解压前的准备、重定位和直接内核解压。所以…让我们再次深入内核源码。

内核解压前的准备

我们停在了跳转到64位入口点——startup_64的跳转之前，它在源文件 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 里面。在之前的部分，我们已经在startup_32里面看到了到startup_64的跳转：

  1.     pushl    $__KERNEL_CS
  2.     leal    startup_64(%ebp), %eax
  3.     ...
  4.     ...
  5.     ...
  6.     pushl    %eax
  7.     ...
  8.     ...
  9.     ...
  10.     lret

由于我们加载了新的全局描述符表并且在其他模式有CPU的模式转换（在我们这里是64位模式），我们可以在startup_64的开头看到数据段的建立：

  1.     .code64
  2.     .org 0x200
  3. ENTRY(startup_64)
  4.     xorl    %eax, %eax
  5.     movl    %eax, %ds
  6.     movl    %eax, %es
  7.     movl    %eax, %ss
  8.     movl    %eax, %fs
  9.     movl    %eax, %gs

除cs之外的段寄存器在我们进入长模式时已经重置。

下一步是计算内核编译时的位置和它被加载的位置的差：

  1. #ifdef CONFIG_RELOCATABLE
  2.     leaq    startup_32(%rip), %rbp
  3.     movl    BP_kernel_alignment(%rsi), %eax
  4.     decl    %eax
  5.     addq    %rax, %rbp
  6.     notq    %rax
  7.     andq    %rax, %rbp
  8.     cmpq    $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %rbp
  9.     jge    1f
  10. #endif
  11.     movq    $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %rbp
  12. 1:
  13.     movl    BP_init_size(%rsi), %ebx
  14.     subl    $_end, %ebx
  15.     addq    %rbp, %rbx

rbp包含了解压后内核的起始地址，在这段代码执行之后rbx会包含用于解压的重定位内核代码的地址。我们已经在startup_32看到类似的代码（你可以看之前的部分计算重定位地址），但是我们需要再做这个计算，因为引导加载器可以用64位引导协议，而startup_32在这种情况下不会执行。

下一步，我们可以看到栈指针的设置和标志寄存器的重置：

  1.     leaq    boot_stack_end(%rbx), %rsp
  3.     pushq    $0
  4.     popfq

如上所述，rbx寄存器包含了内核解压代码的起始地址，我们把这个地址的boot_stack_entry偏移地址相加放到表示栈顶指针的rsp寄存器。在这一步之后，栈就是正确的。你可以在汇编源码文件 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 的末尾找到boot_stack_end的定义：

  1.     .bss
  2.     .balign 4
  3. boot_heap:
  4.     .fill BOOT_HEAP_SIZE, 1, 0
  5. boot_stack:
  6.     .fill BOOT_STACK_SIZE, 1, 0
  7. boot_stack_end:

它在.bss节的末尾，就在.pgtable前面。如果你查看 arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S 链接脚本，你会找到.bss和.pgtable的定义。

由于我们设置了栈，在我们计算了解压了的内核的重定位地址后，我们可以复制压缩了的内核到以上地址。在查看细节之前，我们先看这段汇编代码：

  1.     pushq    %rsi
  2.     leaq    (_bss-8)(%rip), %rsi
  3.     leaq    (_bss-8)(%rbx), %rdi
  4.     movq    $_bss, %rcx
  5.     shrq    $3, %rcx
  6.     std
  7.     rep    movsq
  8.     cld
  9.     popq    %rsi

首先我们把rsi压进栈。我们需要保存rsi的值，因为这个寄存器现在存放指向boot_params的指针，这是包含引导相关数据的实模式结构体（你一定记得这个结构体，我们在开始设置内核的时候就填充了它）。在代码的结尾，我们会重新恢复指向boot_params的指针到rsi.

接下来两个leaq指令用_bss - 8偏移和rip和rbx计算有效地址并存放到rsi和rdi. 我们为什么要计算这些地址？实际上，压缩了的代码镜像存放在这份复制了的代码（从startup_32到当前的代码）和解压了的代码之间。你可以通过查看链接脚本 arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S 验证：

  1.     . = 0;
  2.     .head.text : {
  3.         _head = . ;
  4.         HEAD_TEXT
  5.         _ehead = . ;
  6.     }
  7.     .rodata..compressed : {
  8.         *(.rodata..compressed)
  9.     }
  10.     .text :    {
  11.         _text = .;     /* Text */
  12.         *(.text)
  13.         *(.text.*)
  14.         _etext = . ;
  15.     }

注意.head.text节包含了startup_32. 你可以从之前的部分回忆起它：

  1.     __HEAD
  2.     .code32
  3. ENTRY(startup_32)
  4. ...
  5. ...
  6. ...

.text节包含解压代码：

  1.     .text
  2. relocated:
  3. ...
  4. ...
  5. ...
  6. /*
  7.  * Do the decompression, and jump to the new kernel..
  8.  */
  9. ...

.rodata..compressed包含了压缩了的内核镜像。所以rsi包含_bss - 8的绝对地址，rdi包含_bss - 8的重定位的相对地址。在我们把这些地址放入寄存器时，我们把_bss的地址放到了rcx寄存器。正如你在vmlinux.lds.S链接脚本中看到了一样，它和设置/内核代码一起在所有节的末尾。现在我们可以开始用movsq指令每次8字节地从rsi到rdi复制代码。

注意在数据复制前有std指令：它设置DF标志，意味着rsi和rdi会递减。换句话说，我们会从后往前复制这些字节。最后，我们用cld指令清除DF标志，并恢复boot_params到rsi.

现在我们有.text节的重定位后的地址，我们可以跳到那里：

  1.     leaq    relocated(%rbx), %rax
  2.     jmp    *%rax

在内核解压前的最后准备

在上一段我们看到了.text节从relocated标签开始。它做的第一件事是清空.bss节：

  1.     xorl    %eax, %eax
  2.     leaq    _bss(%rip), %rdi
  3.     leaq    _ebss(%rip), %rcx
  4.     subq    %rdi, %rcx
  5.     shrq    $3, %rcx
  6.     rep    stosq

我们要初始化.bss节，因为我们很快要跳转到C代码。这里我们就清空eax，把_bss的地址放到rdi，把_ebss放到rcx，然后用rep stosq填零。

最后，我们可以调用extract_kernel函数：

  1.     pushq    %rsi
  2.     movq    %rsi, %rdi
  3.     leaq    boot_heap(%rip), %rsi
  4.     leaq    input_data(%rip), %rdx
  5.     movl    $z_input_len, %ecx
  6.     movq    %rbp, %r8
  7.     movq    $z_output_len, %r9
  8.     call    extract_kernel
  9.     popq    %rsi

我们再一次设置rdi为指向boot_params结构体的指针并把它保存到栈中。同时我们设置rsi指向用于内核解压的区域。最后一步是准备extract_kernel的参数并调用这个解压内核的函数。extract_kernel函数在 arch/x86/boot/compressed/misc.c 源文件定义并有六个参数：

  • rmode - 指向 boot_params 结构体的指针，boot_params被引导加载器填充或在早期内核初始化时填充
  • heap - 指向早期启动堆的起始地址 boot_heap 的指针
  • input_data - 指向压缩的内核，即 arch/x86/boot/compressed/vmlinux.bin.bz2 的指针
  • input_len - 压缩的内核的大小
  • output - 解压后内核的起始地址
  • output_len - 解压后内核的大小

所有参数根据 System V Application Binary Interface 通过寄存器传递。我们已经完成了所有的准备工作，现在我们可以看内核解压的过程。

内核解压

就像我们在之前的段落中看到了那样，extract_kernel函数在源文件 arch/x86/boot/compressed/misc.c 定义并有六个参数。正如我们在之前的部分看到的，这个函数从图形/控制台初始化开始。我们要再次做这件事，因为我们不知道我们是不是从实模式开始，或者是使用了引导加载器，或者引导加载器用了32位还是64位启动协议。

在最早的初始化步骤后，我们保存空闲内存的起始和末尾地址。

  1. free_mem_ptr     = heap;
  2. free_mem_end_ptr = heap + BOOT_HEAP_SIZE;

在这里 heap 是我们在 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 得到的 extract_kernel 函数的第二个参数：

  1. leaq    boot_heap(%rip), %rsi

如上所述，boot_heap定义为：

  1. boot_heap:
  2.     .fill BOOT_HEAP_SIZE, 1, 0

在这里BOOT_HEAP_SIZE是一个展开为0x10000(对bzip2内核是0x400000)的宏，代表堆的大小。

在堆指针初始化后，下一步是从 arch/x86/boot/compressed/kaslr.c 调用choose_random_location函数。我们可以从函数名猜到，它选择内核镜像解压到的内存地址。看起来很奇怪，我们要寻找甚至是选择内核解压的地址，但是Linux内核支持kASLR，为了安全，它允许解压内核到随机的地址。

在这一部分，我们不会考虑Linux内核的加载地址的随机化，我们会在下一部分讨论。

现在我们回头看 misc.c. 在获得内核镜像的地址后，需要有一些检查以确保获得的随机地址是正确对齐的，并且地址没有错误：

  1. if ((unsigned long)output & (MIN_KERNEL_ALIGN - 1))
  2.     error("Destination physical address inappropriately aligned");
  4. if (virt_addr & (MIN_KERNEL_ALIGN - 1))
  5.     error("Destination virtual address inappropriately aligned");
  7. if (heap > 0x3fffffffffffUL)
  8.     error("Destination address too large");
  10. if (virt_addr + max(output_len, kernel_total_size) > KERNEL_IMAGE_SIZE)
  11.     error("Destination virtual address is beyond the kernel mapping area");
  13. if ((unsigned long)output != LOAD_PHYSICAL_ADDR)
  14.     error("Destination address does not match LOAD_PHYSICAL_ADDR");
  16. if (virt_addr != LOAD_PHYSICAL_ADDR)
  17.     error("Destination virtual address changed when not relocatable");

在所有这些检查后，我们可以看到熟悉的消息：

  1. Decompressing Linux...

然后调用解压内核的__decompress函数：

  1. __decompress(input_data, input_len, NULL, NULL, output, output_len, NULL, error);

__decompress函数的实现取决于在内核编译期间选择什么压缩算法：

  1. #ifdef CONFIG_KERNEL_GZIP
  2. #include "../../../../lib/decompress_inflate.c"
  3. #endif
  5. #ifdef CONFIG_KERNEL_BZIP2
  6. #include "../../../../lib/decompress_bunzip2.c"
  7. #endif
  9. #ifdef CONFIG_KERNEL_LZMA
  10. #include "../../../../lib/decompress_unlzma.c"
  11. #endif
  13. #ifdef CONFIG_KERNEL_XZ
  14. #include "../../../../lib/decompress_unxz.c"
  15. #endif
  17. #ifdef CONFIG_KERNEL_LZO
  18. #include "../../../../lib/decompress_unlzo.c"
  19. #endif
  21. #ifdef CONFIG_KERNEL_LZ4
  22. #include "../../../../lib/decompress_unlz4.c"
  23. #endif

在内核解压之后，最后两个函数是parse_elf和handle_relocations.这些函数的主要用途是把解压后的内核移动到正确的位置。事实上，解压过程会原地解压，我们还是要把内核移动到正确的地址。我们已经知道，内核镜像是一个ELF可执行文件，所以parse_elf的主要目标是移动可加载的段到正确的地址。我们可以在readelf的输出看到可加载的段：

  1. readelf -l vmlinux
  3. Elf file type is EXEC (Executable file)
  4. Entry point 0x1000000
  5. There are 5 program headers, starting at offset 64
  7. Program Headers:
  8.   Type           Offset             VirtAddr           PhysAddr
  9.                  FileSiz            MemSiz              Flags  Align
  10.   LOAD           0x0000000000200000 0xffffffff81000000 0x0000000001000000
  11.                  0x0000000000893000 0x0000000000893000  R E    200000
  12.   LOAD           0x0000000000a93000 0xffffffff81893000 0x0000000001893000
  13.                  0x000000000016d000 0x000000000016d000  RW     200000
  14.   LOAD           0x0000000000c00000 0x0000000000000000 0x0000000001a00000
  15.                  0x00000000000152d8 0x00000000000152d8  RW     200000
  16.   LOAD           0x0000000000c16000 0xffffffff81a16000 0x0000000001a16000
  17.                  0x0000000000138000 0x000000000029b000  RWE    200000

parse_elf函数的目标是加载这些段到从choose_random_location函数得到的output地址。这个函数从检查ELF签名标志开始：

  1. Elf64_Ehdr ehdr;
  2. Elf64_Phdr *phdrs, *phdr;
  4. memcpy(&ehdr, output, sizeof(ehdr));
  6. if (ehdr.e_ident[EI_MAG0] != ELFMAG0 ||
  7.     ehdr.e_ident[EI_MAG1] != ELFMAG1 ||
  8.     ehdr.e_ident[EI_MAG2] != ELFMAG2 ||
  9.     ehdr.e_ident[EI_MAG3] != ELFMAG3) {
  10.         error("Kernel is not a valid ELF file");
  11.         return;
  12. }

如果是无效的，它会打印一条错误消息并停机。如果我们得到一个有效的ELF文件，我们从给定的ELF文件遍历所有程序头，并用正确的地址复制所有可加载的段到输出缓冲区：

  1.     for (i = 0; i < ehdr.e_phnum; i++) {
  2.         phdr = &phdrs[i];
  4.         switch (phdr->p_type) {
  5.         case PT_LOAD:
  6. #ifdef CONFIG_RELOCATABLE
  7.             dest = output;
  8.             dest += (phdr->p_paddr - LOAD_PHYSICAL_ADDR);
  9. #else
  10.             dest = (void *)(phdr->p_paddr);
  11. #endif
  12.             memmove(dest, output + phdr->p_offset, phdr->p_filesz);
  13.             break;
  14.         default:
  15.             break;
  16.         }
  17.     }

这就是全部的工作。

从现在开始，所有可加载的段都在正确的位置。

在parse_elf函数之后是调用handle_relocations函数。这个函数的实现依赖于CONFIG_X86_NEED_RELOCS内核配置选项，如果它被启用，这个函数调整内核镜像的地址，只有在内核配置时启用了CONFIG_RANDOMIZE_BASE配置选项才会调用。handle_relocations函数的实现足够简单。这个函数从基准内核加载地址的值减掉LOAD_PHYSICAL_ADDR的值，从而我们获得内核链接后要加载的地址和实际加载地址的差值。在这之后我们可以进行内核重定位，因为我们知道内核加载的实际地址、它被链接的运行的地址和内核镜像末尾的重定位表。

在内核重定位后，我们从extract_kernel回来，到 arch/x86/boot/compressed/head_64.S.

内核的地址在rax寄存器，我们跳到那里：

  1. jmp    *%rax

就是这样。现在我们就在内核里！

结论

这是关于内核引导过程的第五部分的结尾。我们不会再看到关于内核引导的文章（可能有这篇和前面的文章的更新），但是会有关于其他内核内部细节的很多文章。

下一章会描述更高级的关于内核引导过程的细节，如加载地址随机化等等。

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