嵌入式开发之路

📘 第 21 章：系统启动

Properties2
description从按下电源键到出现登录提示符，完整拆解 Linux 内核的引导链路：BIOS → Boot Loader → setup() → startup_32() → start_kernel()。
tagslinux内核

26分钟阅读

这一篇在干嘛？

按下电源开关的那一刻，内存里是随机的垃圾数据，什么操作系统都没有——那 Linux 是怎么”无中生有”跑起来的？本章按时间顺序讲完整个引导（bootstrap）链路：BIOS 自检、引导加载程序载入内核镜像、setup() 初始化硬件、startup_32() 解压内核并搭好分页，最后 start_kernel() 把内核每个子系统唤醒。搞懂它，你就能看懂内核启动日志的每一行，也能从容应对 grub、bzImage 这些日常词汇。

引导为什么难 | 史前时代：BIOS | 上古时代：Boot Loader | 中世纪：setup() 函数 | 文艺复兴：startup_32() 函数 | 现代：start_kernel() 函数

引导为什么难

“bootstrap”这个词的本义是”提着自己的靴带把自己拉起来”——一个近乎悖论的形象。在操作系统领域，它指的是：把操作系统的至少一部分装入主内存，让处理器去执行它；同时初始化内核数据结构、创建若干用户进程，并把控制权移交给其中一个。

这件事之所以”冗长而乏味”，根源在于起点太糟糕了：计算机上电之初，几乎每个硬件设备——包括 RAM——都处于随机、不可预测的状态。没有任何代码可以被”信任”，甚至没有代码可以被”找到”。此外，引导过程与计算机体系结构高度相关，本章沿本书惯例只讨论 80x86 架构。

整个引导过程可以按”文明进化”的阶段来记忆，这也是原书章节标题的妙处：

电源 → BIOS（史前） → Boot Loader（上古） → setup()（中世纪）
     → startup_32()（文艺复兴） → start_kernel()（现代） → 登录提示符

每一阶段都只做”最少必要的事”，然后把接力棒交给下一阶段。

史前时代：BIOS

计算机通电后的一瞬间，它几乎毫无用处：RAM 芯片里是随机数据，没有操作系统在运行。要开始引导，需要一个”第一推动力”。硬件上由一个特殊电路把 CPU 的 RESET 引脚电平拉高；RESET 之后，处理器的某些寄存器（包括 cs 和 eip）被设为固定值，CPU 开始执行物理地址 0xfffffff0 处的代码。

这个地址被硬件映射到一块只读的持久化内存芯片，即通常所说的 ROM。存放在 ROM 里的那组程序，在 80x86 架构上传统称为 BIOS（Basic Input/Output System，基本输入/输出系统），因为它包含若干由中断驱动的底层过程，所有操作系统在引导阶段都用它们来处理硬件设备。有些操作系统（如 MS-DOS）甚至大量依赖 BIOS 来实现大部分系统调用。

有两个关键事实值得记住：

  1. 进入保护模式后，Linux 就不再使用 BIOS 了，而是为计算机上的每种硬件设备提供自己的设备驱动。原因是 BIOS 过程必须在实模式下执行，哪怕共享函数有好处也无法做到——它和内核活在两个世界。
  2. BIOS 使用实模式地址，因为这是计算机开机时唯一可用的寻址方式。实模式地址由段 seg 和偏移 off 组成，物理地址 = seg*16+off。因此 CPU 的地址翻译电路不需要 GDT、LDT 或页表。反过来说，初始化 GDT、LDT 和页表的那段代码，自己必须运行在实模式下——这就是引导初期种种”别扭”操作的根源。

Linux 被迫在引导阶段使用 BIOS，因为它必须借助 BIOS 从磁盘或其他外部设备取回内核镜像。BIOS 的引导过程本质上做四件事：

  1. 对硬件做一系列测试，确定哪些设备存在、是否工作正常——这一阶段常称为 POST（Power-On Self-Test，上电自检），期间会显示若干消息，比如 BIOS 版本横幅。近来的 80x86、AMD64 和 Itanium 计算机遵循 ACPI（高级配置与电源接口）标准，兼容 ACPI 的 BIOS 引导代码会构建几张描述系统中硬件设备的表，格式与厂商无关，操作系统内核可以读取这些表来学习如何操纵设备。
  2. 初始化硬件设备。这个阶段在现代基于 PCI 的架构上至关重要：它保证所有硬件设备在 IRQ 线和 I/O 端口上互不冲突地工作。此阶段结束时，会显示出一张已安装 PCI 设备的表。
  3. 搜索要引导的操作系统：依据 BIOS 设置，按预定义、可定制的次序尝试访问系统中每个软盘、硬盘和 CD-ROM 的第一个扇区（引导扇区，boot sector）。
  4. 一旦找到有效设备，就把其第一个扇区的内容复制到 RAM 中物理地址 0x00007c00 开始处，然后跳转到该地址执行刚载入的代码。

从这里开始，控制权就离开了固化在芯片里的 BIOS，交到了磁盘上的代码手里。

上古时代：Boot Loader

**引导加载程序（boot loader）**是 BIOS 调用来把操作系统内核镜像装入 RAM 的程序。它在 IBM PC 架构上的工作方式大致是：

  • 从软盘引导：第一个扇区里的指令被装入 RAM 并执行，这些指令再把包含内核镜像的其余扇区全部复制进 RAM。
  • 从硬盘引导则不同：硬盘的第一个扇区称为 MBR（Master Boot Record，主引导记录），里面包含分区表和一个小程序；这个小程序去装载”要启动的那个操作系统所在分区”的第一个扇区。有些操作系统（如 Windows 98）依靠分区表中的活动标志（active flag）识别该分区——按这个思路，只有内核镜像存放在活动分区里的操作系统才能被引导。

Linux 更灵活：它用一个复杂的程序（boot loader）替换掉 MBR 里那个简陋的小程序，让用户可以选择引导哪个操作系统。

顺带一提内核镜像自身的演变：2.4 及更早的 Linux 内核镜像的头 512 字节里自带一个微型”boot loader”，因此把镜像从第一扇区开始复制就能让软盘可引导；Linux 2.6 的内核镜像不再包含这个引导程序，想从软盘引导就必须把合适的 boot loader 放进磁盘第一扇区。如今软盘引导已经和硬盘、CD-ROM 引导没有本质区别了。

两阶段引导与 LILO/GRUB

从磁盘引导 Linux 内核需要两阶段引导加载程序。80x86 系统上著名的 Linux 引导加载程序叫 LILO（LInux LOader）；还有 GRUB（GRand Unified Bootloader）也被广泛使用。GRUB 比 LILO 更先进，因为它认识好几种基于磁盘的文件系统，从而能从文件中读取引导程序的一部分——这也是今天绝大多数发行版选择 GRUB 的原因（本章背景补充：GRUB 的配置写在 /boot/grub/grub.conf 或 menu.lst 中，可以在启动菜单里直接编辑内核参数；而 LILO 每次改配置后都必须重跑 lilo 命令把映射写回磁盘，否则改动不生效）。

LILO 可以安装在 MBR 上（替换掉装载活动分区引导扇区的小程序），也可以装在每个磁盘分区的引导扇区上。两种安装方式的最终效果一样：引导时执行加载程序，用户可以选择装载哪个操作系统。

LILO 实际上太大，一个扇区（512 字节）装不下，所以它被拆成两部分：

  1. 第一部分很小，放在 MBR 或分区引导扇区里，由 BIOS 装入 RAM 中 0x00007c00 开始处。这个小程序把自己搬到地址 0x00096a00，建立实模式栈（范围 0x00098000 到 0x000969ff），再把 LILO 第二部分装入 RAM 中 0x00096c00 开始处，然后跳过去执行。
  2. 第二部分从磁盘读出可引导操作系统的映射表，给用户一个提示符以便从中选择。用户选定要装载的内核（或者超时后由 LILO 选择默认项）之后，引导加载程序要么把相应分区的引导扇区复制进 RAM 执行，要么直接把内核镜像复制进 RAM。

假设要引导的是 Linux 内核镜像，LILO 借助 BIOS 例程本质上有序地执行下列操作：

  1. 调用 BIOS 过程显示 “Loading” 消息；
  2. 调用 BIOS 过程从磁盘装入内核镜像的初始部分：内核镜像的前 512 字节放进 RAM 的 0x00090000 处，setup() 函数的代码（见下节）放进 RAM 的 0x00090200 开始处；
  3. 调用 BIOS 过程装入内核镜像的其余部分，放到低地址 0x00010000（对应 make zImage 编译的小内核镜像）或高地址 0x00100000（对应 make bzImage 编译的大内核镜像）。下文分别称为内核镜像”装载到低端”或”装载到高端”。大内核镜像的支持使用的引导方案与小镜像基本相同，只是把数据放到不同的物理内存地址，以避免第 2 章”物理内存布局”提到的 ISA 孔（0xa0000~0xfffff 那段被老式 ISA 设备占用的地址区间）带来的问题；
  4. 跳转到 setup() 代码。

常见坑：zImage 与 bzImage 不是"压缩与否"的区别

很多人望文生义以为 b 代表”不压缩”——其实两者都是压缩镜像，b 指 big：bzImage 只是允许内核被装到 1 MB 以上的高端内存（0x00100000），从而突破 zImage 的大小限制。现代发行版的内核全是 bzImage。

中世纪：setup() 函数

setup() 是一段汇编语言函数，链接器把它放在内核镜像文件的偏移 0x200 处——这正是上一节引导加载程序能轻易找到它、并把它复制到 RAM 物理地址 0x00090200 开始处的原因。

setup() 的任务：初始化计算机中的硬件设备，并为执行内核程序建立环境。虽然 BIOS 已经初始化过大部分硬件，但 Linux 不信任 BIOS 的结果，而是用自己的方式重新初始化设备，以增强可移植性和健壮性。setup() 本质上执行下列操作：

  1. 在遵循 ACPI 的系统上，调用 BIOS 例程在 RAM 里构建一张描述系统物理内存布局的表（在引导内核消息里找 “BIOS-e820” 标签就能看到它；e820 这个名字来自调用 BIOS 中断时 AX 寄存器填的值 0xe820）。较老的系统上则调用一个只返回系统可用 RAM 数量的 BIOS 例程；
  2. 设置键盘的重复延迟和速率（用户按住某键超过一定时间后，键盘设备会一遍遍把相应的 keycode 发给 CPU）；
  3. 初始化视频适配卡；
  4. 重新初始化磁盘控制器并确定硬盘参数；
  5. 检测 IBM Micro Channel 总线（MCA）；
  6. 检测 PS/2 指点设备（总线鼠标）；
  7. 检测高级电源管理（APM）BIOS 支持；
  8. 如果 BIOS 支持增强磁盘驱动服务（EDD），调用相应的 BIOS 过程在 RAM 中建一张描述系统可用硬盘的表（读取 sysfs 特殊文件系统 firmware/edd 目录下的文件可以看到表中信息）；
  9. 如果内核镜像被装载到低端（物理地址 0x00010000），就把它搬到物理地址 0x00001000；装载到高端则不动。这一步是必要的：为了能把内核镜像存进软盘并缩短引导时间，磁盘上的内核镜像是压缩的，而解压缩例程需要一块空闲空间——紧随镜像之后的临时缓冲区；
  10. 设置 8042 键盘控制器上的 A20 引脚。A20 引脚是 80286 时代引入的一个”补丁”，目的是让物理地址与古老的 8088 微处理器兼容。不幸的是，切换到保护模式之前必须正确设置 A20 引脚，否则 CPU 会把每个物理地址的第 21 位永远当作 0。设置 A20 引脚是个相当凌乱的操作；
  11. 建立临时的中断描述符表（IDT）和临时的全局描述符表（GDT）；
  12. 复位浮点单元（FPU），如果有的话；
  13. 重新编程可编程中断控制器（PIC），屏蔽除 IRQ2（两个 PIC 之间的级联中断）之外的所有中断；
  14. 通过设置 cr0 状态寄存器里的 PE 位，把 CPU 从实模式切换到保护模式。注意 cr0 里的 PG 位被清零，所以分页仍然关闭；
  15. 跳转到 startup_32() 汇编语言函数。

文艺复兴：startup_32() 函数

有意思的是，有两个不同的 startup_32() 函数。本节先讲第一个，代码在 arch/i386/boot/compressed/head.S 文件里。setup() 结束时，这个函数已经被移到物理地址 0x00100000 或 0x00001000 处——取决于内核镜像装载到高端还是低端。

第一个 startup_32() 执行以下操作：

  1. 初始化段寄存器和一个临时栈；
  2. 清除 eflags 寄存器的所有位；
  3. 把内核未初始化数据区（由 _edata 和 _end 符号标识，见第 2 章”物理内存布局”）填充为 0；
  4. 调用 decompress_kernel() 函数解压内核镜像。屏幕上先显示 “Uncompressing Linux…” 消息，解压完成后显示 “OK, booting the kernel.”。如果内核镜像装载到低端，解压后的内核放在物理地址 0x00100000；如果装载到高端，解压后的内核先放在压缩镜像之后的一个临时缓冲区里，随后再被搬到最终位置——物理地址 0x00100000 开始处；
  5. 跳转到物理地址 0x00100000。

解压后的内核镜像开头是另一个 startup_32() 函数，这次包含在 arch/i386/kernel/head.S 文件里。两个函数重名不会出问题（除了让读者犯迷糊）——因为两者都是靠跳转到各自的初始物理地址来执行的，根本不是通过符号名调用。

第二个 startup_32() 的任务是为第一个 Linux 进程（进程 0）建立执行环境。它执行以下操作：

  1. 用最终值初始化段寄存器；
  2. 把内核的 bss 段（见第 20 章”程序段与进程内存区域”）填充为 0；
  3. 初始化 swapper_pg_dir 和 pg0 中的临时内核页表，把线性地址恒等映射到相同的物理地址（原理见第 2 章”内核页表”）；
  4. 把页全局目录的地址存入 cr3 寄存器，并设置 cr0 中的 PG 位开启分页；
  5. 为进程 0 建立内核态栈（见第 3 章”内核线程”）；
  6. 再次清除 eflags 寄存器的所有位；
  7. 调用 setup_idt() 用空中断处理函数填充 IDT（见第 4 章”IDT 的初步初始化”）；
  8. 把从 BIOS 获得的系统参数和传给操作系统的参数放进第一个页框（见第 2 章”物理内存布局”）；
  9. 识别处理器的型号；
  10. 用 GDT 和 IDT 表的地址装载 gdtr 和 idtr 寄存器；
  11. 跳转到 start_kernel() 函数。

到这里，CPU 已经运行在解压后的真内核、开启了分页、有了页表和描述符表——虽然还只是”毛坯房”，但地基已经打好。

现代：start_kernel() 函数

start_kernel() 完成 Linux 内核的初始化。几乎每个内核组件都在这个函数里初始化，摘几个重要的：

  • 调度器：调用 sched_init() 初始化（见第 7 章）；
  • 内存管理区：调用 build_all_zonelists() 初始化（见第 8 章”内存管理区”）；
  • 伙伴系统分配器：调用 page_alloc_init() 和 mem_init() 初始化（见第 8 章”伙伴系统算法”）；
  • IDT 的最终初始化：调用 trap_init()（异常处理，见第 4 章）和 init_IRQ()（IRQ 数据结构，见第 4 章）；
  • TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ 软中断：调用 softirq_init() 初始化（见第 4 章”软中断”）；
  • 系统日期和时间：由 time_init() 初始化（见第 6 章”Linux 计时体系结构”）；
  • slab 分配器：由 kmem_cache_init() 初始化（见第 8 章”普通与专用缓存”）；
  • CPU 时钟速度：调用 calibrate_delay() 测定（见第 6 章”延迟函数”；就是启动日志里那句著名的 “Calibrating delay loop…”）；
  • 进程 1 的内核线程：调用 kernel_thread() 创建。这个内核线程再创建其他内核线程，并执行 /sbin/init 程序（详见第 3 章”内核线程”）。

在 start_kernel() 开始后不久显示 “Linux version 2.6.11…” 消息，最后一阶段里内核线程和 init 程序还会显示许多其他消息。最终，熟悉的登录提示符出现在控制台上（如果启动时开启了 X 窗口系统，则出现在图形屏幕上）——它告诉用户：Linux 内核已经起来并正常运转了。

通关标准

合上书能默写出五级引导链各自的核心使命与代表性操作：BIOS（POST、初始化 PCI、找引导扇区、把第一扇区载入 0x7c00）→ boot loader（两阶段 LILO/GRUB，zImage 装低端 0x10000 / bzImage 装高端 0x100000，跳 setup()）→ setup()（BIOS-e820 内存表、移动镜像、开 A20、建临时 GDT/IDT、置 PE 进保护模式）→ 第一个 startup_32()（decompress_kernel 解压到 0x100000）→ 第二个 startup_32()（临时页表、开 PG 分页、进程 0 内核栈、填 IDT）→ start_kernel()（初始化一切子系统，创建进程 1 执行 /sbin/init）。

关系图谱

反向链接