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《Linux内核设计的艺术》小结

2017年02月14日

简介

《Linux内核设计的艺术》基于linux0.11内核,借助简单明了的代码,很直接的阐述了现代操作系统的一些基本思想。一位大佬对 linux 解读也非常不错 sunym1993/flash-linux0.11-talk

2018.10.12 补充,The Linux Kernel,基于内核2.0.33, 当你对0.xx,1.xx 版本的内核有一定了解之后,可以尝试深入一下,了解下前人的演进思路。

汇编阶段/为main函数运行做准备

从大的方向说,整个linux启动过程中,分别是BIOS、汇编程序、OS三方在使用内存。因为计算机只能执行内存中的程序,它们在运行的时候,往内存里加载了什么很大程度上说明了它们要做什么。

进内存

你管这破玩意叫操作系统源码

boot/
	bootsect.s		# 在硬盘的 1 扇区
	setup.s			# 在硬盘的 2~5 扇区
	head.s			# 剩下的全部代码(head.s 作为开头,与各种 .c 和其他 .s 等文件一起)编译并链接成 system,放在硬盘的随后 240 个扇区
fs/	
include/
init/
kernel/
lib/
Makefile
mm/
tools/

当你按下开机键的那一刻,在主板上提前写死的固件程序 BIOS 会将硬盘中启动区的 512 字节的数据,原封不动复制到内存中的 0x7c00 位置处,并跳转到这里运行。对于我们理解操作系统而言,此时的 BIOS 仅仅就是个代码搬运工,把 512 字节的二进制数据从硬盘搬运到了内存中而已。作为操作系统的开发人员,我们仅需要把操作系统最开始的那段代码(bootsect.s)编译出来,并存储在硬盘的 0 盘 0 道 1 扇区即可。之后,BIOS 会帮我们把它放到内存里,并跳转过去执行。

CPU 访问内存有三种途径——访问代码的 cs:ip,访问数据的 ds:XXX,以及访问栈的 ss:sp。PS: 汇编代码的画风就是 几个段寄存器操作指令 + 寄存器对应的xx段操作指令,比如设置堆栈寄存器 + 执行堆栈操作(push)

bootsect.s初步做一下内存规划,设置下各个段寄存器值,就可以开始干活儿了。接下来把剩下的操作系统代码从硬盘请到内存,之后调整内存布局,system 被放在了内存地址零位置处,之前的 bootsect 、setup,正逐步被其他数据所覆盖掉。

bios ==> bootsect.s ==> setup.s ==> 要和其他全部操作系统代码做链接的 head.s。此时处于实模式,由bios 提供中断服务。之后打开 A20 地址线,将 cr0 这个寄存器某个位 0 置 1,就从实模式切换到保护模式了。

// setup.s
// 打开 A20 地址线
mov al,#0xD1        ; command write
out #0x64,al
mov al,#0xDF        ; A20 on
out #0x60,al
...
// 将 cr0 这个寄存器的位 0 置 1
mov ax,#0x0001  ; protected mode (PE) bit
lmsw ax      	; This is it;
# 此时已经是保护模式了,之前也说过,保护模式下内存寻址方式变了,段寄存器里的值被当作零段选择子
# 段间跳转指令 jmpi,后面的 8 表示 cs 寄存器的值,0 表示 ip 寄存器的值
# 最终这个跳转指令,就是跳转到内存地址的 0 地址处
jmpi 0,8     	; jmp offset 0 of segment 8 (cs)

搭架子

跳转到零地址处,也就是 system 模块这里(也就是head.s)来运行。重新设置 idt 和 gdt,开启分页机制。在没有开启分页机制时,由程序员给出的逻辑地址,需要先通过分段机制转换成物理地址。但在开启分页机制后,逻辑地址仍然要先通过分段机制进行转换,只不过转换后不再是最终的物理地址,而是线性地址,然后再通过一次分页机制转换,得到最终的物理地址。

分页机制如何变换?离不开计算机的一个硬件叫 MMU,作为操作系统这个软件层,只需要提供好页目录表和页表,这种页表方案叫做二级页表,第一级叫页目录表 PDE,第二级叫页表 PTE。之后再开启分页机制的开关。其实就是更改 cr0 寄存器中的一位(31 位)。PS:在 Intel 的保护模式下,分段机制是没有开启和关闭一说的,它必须存在。

最终的内存布局变成了这个样子。我们的学习过程,主心骨其实就是看看,操作系统在经过一番折腾后,又在内存中建立了什么数据结构,而这些数据结构后面又是如何用到的

设置分页代码的那个地方(head.s 里),后面这个操作就是用来跳转到 main.c 的。

after_page_tables:
    push 0
    push 0
    push 0
    push L6
    push _main
    jmp setup_paging
...
setup_paging:
    ...	
    ret	# 把栈顶的元素值(此时的 _main)当做返回地址

小结

《Linux内核设计的艺术》os的加载

  1. OS代码在磁盘中,计算机却只能执行内存中的程序。
  2. 一般程序由操作系统加载,操作系统自身没办法,只有由汇编程序加载。而汇编程序由谁加载呢?BIOS。
  3. BIOS也是一个OS,其工作是将磁盘的第一扇区内容加载到内存(所以叫bootsect.s,即boot sector)。
  4. 因为第一扇区承载的代码有限,所以加载os的汇编程序分为几个,依次接力执行。

中断的设置,就引出了 CPU 与操作系统处理中断的流程。分段和分页的设置,引出了逻辑地址到物理地址的转换:逻辑地址到线性地址的转换,依赖 Intel 的分段机制;而线性地址到物理地址的转换,依赖 Intel 的分页机制。分段和分页,就是 Intel 管理内存的两大利器,也是内存管理最最最最底层的支撑。而 Intel 本身对于访问内存就分成三类:代码、数据、栈。而 Intel 也提供了三个段寄存器来分别对应着三类内存:

  1. 代码段寄存器(cs),cs:eip 表示了我们要执行哪里的代码。
  2. 数据段寄存器(ds),ds:xxx 表示了我们要访问哪里的数据。
  3. 栈段寄存器(ss),ss:esp 表示了我们的栈顶地址在哪里。

分段和分页,以及这几个寄存器的设置,其实本质上就是安排我们今后访问内存的方式,做了一个初步规划,包括去哪找代码、去哪找数据、去哪找栈,以及如何通过分段和分页机制将逻辑地址转换为最终的物理地址。 c 语言虽然很底层了,但也有其不擅长的事情,就交给汇编语言来做,所以我称第一部分为进入内核前的苦力活。

C阶段/操作系统是一个main函数

摘自loveveryday/linux0.11 短短几行,包含了操作系统的全部核心思想。

// init/main.c
void main(void){
	// 参数的取值和计算,  setup.s  将获取的信息保存在 内存地址 0x90000 处
	...
	// 各种初始化 init 操作
	mem_init(main_memory_start,memory_end);
	trap_init();	// 陷阱门(硬件中断向量)初始化。(kernel/traps.c)
	blk_dev_init();	// 块设备初始化。(kernel/blk_dev/ll_rw_blk.c)
	chr_dev_init();	// 字符设备初始化。(kernel/chr_dev/tty_io.c)空,为以后扩展做准备。
	tty_init();		// tty 初始化。(kernel/chr_dev/tty_io.c)
	time_init();	// 设置开机启动时间 -> startup_time。
	sched_init();	// 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) (kernel/sched.c)
	buffer_init(buffer_memory_end);// 缓冲管理初始化,建内存链表等。(fs/buffer.c)
	hd_init();		// 硬盘初始化。(kernel/blk_dev/hd.c)
	floppy_init();	// 软驱初始化。(kernel/blk_dev/floppy.c)
	sti();			// 所有初始化工作都做完了,开启中断。
	// 切换到用户态模式,下面过程通过在堆栈中设置的参数,利用中断返回指令切换到任务0。
	move_to_user_mode();	// 移到用户模式。(include/asm/system.h)
	if (!fork()) {			// fork对新进程进行了设置,使其可以独立运行
		init(); // 如果是在进程0中,fork返回进程1的进程号1,进而跳过init。如果在进程1中,则fork返回0,执行init。
	}
	/*
	* 注意!! 对于任何其它的任务,'pause()'将意味着我们必须等待收到一个信号才会返
	* 回就绪运行态,但任务0(task0)是唯一的意外情况(参见'schedule()'),因为任
	* 务0 在任何空闲时间里都会被激活(当没有其它任务在运行时),
	* 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运行,如果没
	* 有的话我们就回到这里,一直循环执行'pause()'。
	*/
	for(;;) pause();	
}
void init(void){
	// 读取硬盘参数包括分区表信息并建立虚拟盘和安装根文件系统设备。
	// 该函数是在25 行上的宏定义的,对应函数是sys_setup(),在kernel/blk_drv/hd.c。
	setup((void *) &drive_info);
	(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);	// 用读写访问方式打开设备“/dev/tty0”,
										// 这里对应终端控制台。
										// 返回的句柄号0 -- stdin 标准输入设备。
	(void) dup(0);		// 复制句柄,产生句柄1 号-- stdout 标准输出设备。
	(void) dup(0);		// 复制句柄,产生句柄2 号-- stderr 标准出错输出设备。
	...
	if (!(pid=fork())) {
		// 以下为进程2执行的内容
		close(0);
		if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))
			_exit(1);	// 如果打开文件失败,则退出(/lib/_exit.c)。
		execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);	// 装入/bin/sh 程序并执行。(/lib/execve.c)
		_exit(2);	// 若execve()执行失败则退出(出错码2,“文件或目录不存在”)。
	}
	// 下面是父进程执行的语句。wait()是等待子进程停止或终止,其返回值应是子进程的
	// 进程号(pid)。这三句的作用是父进程等待子进程的结束。&i 是存放返回状态信息的
	// 位置。如果wait()返回值不等于子进程号,则继续等待。
		if (pid>0)
			while (pid != wait(&i))
			{	/* nothing */;}
			
	...
}

所以说,操作系统是一个main函数。PS,主进程衍生出许多子进程,跟主线程衍生出许多子线程很像。

  寻址模式 访问权限 主要工作 效果 其它
汇编加载os bootsect.s、setup.s实模式;head.s保护模式 内核态 加载OS,设置GDT,抛弃BIOS中断体系建立新的,初始化页目录表和4张页表 初步建立进程管理信息数据结构,部分基本的中断,关中断,准备好保护模式(需要GDT)和分页模式,为main(只能运行在32位保护模式)函数/第一个进程的执行做好准备 通过物理地址访问外设
进程0 保护模式 内核态 初始化内存管理结构、挂接中断服务程序、支持访问硬盘等 支持系统调用(中断 ==> 中断处理 ==> 内核)等 进程0的task_struct、tss、ldt在代码设计阶段就设置好的
进程1 保护模式 用户态 安装根文件系统,打开终端设备文件等 以文件的形式和外设交流,比如:进程2可以执行bash  
进程2 保护模式 用户态 加载shell程序等    

2019.4.22补充:其实你看C系Redis源码分析 也是类似,先初始化domain内的各种抽象,然后开始干活,只是linux 的各种“抽象”偏硬件。

redis.c
int main(int argc, char **argv) {
	...
	// 初始化服务器
	initServerConfig();
	...
	// 将服务器设置为守护进程
	if (server.daemonize) daemonize();
	// 创建并初始化服务器数据结构
	initServer();
	...
	// 运行事件处理器,一直到服务器关闭为止
	aeSetBeforeSleepProc(server.el,beforeSleep);
	aeMain(server.el);
	// 服务器关闭,停止事件循环
	aeDeleteEventLoop(server.el);
	return 0
}

OS驱动进程执行,中断驱动OS执行

  1. 操作系统本身是个可执行代码,根据pc的指向执行,特别的是os可以自己更改pc的值(jump命令),所以不同于一般的功能代码。
  2. 为了支持多任务,os除了提供进程管理数据结构来维护进程的边界外,还必须防止一个进程自high(比如陷入死循环)。而对于一个死循环进程,os是没办法管理的。因此,必须周期性的将控制权移交到os手中。
  3. 代码是由进程驱动的,操作系统则是由中断驱动的(用户输入引发的IO中断以及时钟中断)。中断有上下文,进程也有上下文,进程和io中断之间以发送和接收缓冲区沟通
  4. os会将自己一部分函数挂在中断向量上。中断控制器可编程,彼此会相互影响。也可以说,中断是client,OS是server,OS是挂在中断向量上的中断处理程序的集合。
  5. 中断相当于硬件的call,因为中断不可预见,自然OS保存不了中断的现场。中断call的上下文由cpu维护,中断和进程的执行是独立的。

从这个角度讲,BIOS和OS都是OS,它们都有中断向量表,但因为BIOS不用支持多任务,所以不需要有GDT,BIOS不需要进程调度,所以不需要时钟。但它们都需要处理磁盘中断,在BIOS退出运行后,汇编程序借助BIOS的磁盘中断程序来加载磁盘上的OS和访问显示器。

现代操作系统最重要的特征——支持实时多任务,所以必然支持保护和分页。笔者在从Go并发编程模型想到的中也提到,我们在编写线程安全代码碰到的一切问题,本源是进程调度引发的进程执行中断。所以,支持多任务是现代操作系统复杂性的根本原因,也是我们理解OS大部分设计意图的出发点。直接体现在进程管理信息数据结构的设计上。

进程管理信息数据结构

本段摘自page43

task_struct

Linux0.11是一个支持多进程的现代操作系统,这就意味着,各个用户进程在运行过程中,彼此不能相互干扰,这样才能保证进程在主机中的正常运算。然而,进程自身并没有一个天然的边界来对其进行保护,要靠系统人为地给他设计一套边界来保护它,这套边界就是系统为进程提供的进程管理信息数据结构。这套进程管理信息数据结构包括:

  1. 进程管理结构task_struct,task_struct每个进程所独有的结构,标识了进程的各项属性值,包括剩余时间片、进程执行状态、局部数据描述符表LDT和任务状态描述符表TSS(两个表的指针)等。
  2. 进程槽task[64]
  3. 全局描述符表GDT,GDT存储着一套针对所有进程的索引结构,通过索引项,系统可以间接地与每个进程的中的LDT和TSS建立关系。

它们都是由于系统对多进程的支持才存在的,如果没有多进程,它们就没有存在的必要了。

GDTR、LDTR、TR

此处,笔者学到的一点是:对于进程切换,以前只考虑切换寄存器的值(即TSS数据),并没有考虑到LDTR、LDT等变化。这部分参见GDT、GDTR、LDT、LDTR的学习

进程最终是要编译成汇编程序(汇编语言到二进制没有复杂的语法解析等)来执行的,一个汇编程序由代码段、数据段和堆栈段等组成。PS:结合硬件对软件设计的影响 又有一点软硬件融合的味道。

  硬件的支持(从上到下为新增) 数据结构支持(要硬件参与解析) 执行步骤 备注
顺序的二进制程序 PC寄存器、数据寄存器   OS根据PC寄存器指向,一步步向下执行 数据地址直接写在代码
分段程序 各种段寄存器   多个段寄存器,OS根据es:pc指向,一步步向下运行 段内地址可以从0开始
多个分段程序 GDTR、LDTR、TR等 GDT、LDT、TSS等 1. LDTR ==> GDT ==> LDT ==> 数据段、代码段、堆栈段等; 2.TR ==> GDT ==> TSS  

我们可以看到:

  1. 有了GDTR,系统在初始化时,就不必将GDT置于特定的位置。(IDTR和IDT(中断向量表)的关系也是如此),由此我们可以揣摩一些硬件和OS数据结构的关系:它们协作起来支持某个机制。
  2. 知道了GDT等是干什么的,就可以顺畅的分析OS启动时为什么要初始化GDT,OS进程初始化时,为什么要设置LDT。

其它

从中可以看到

  1. 理解了进程管理信息数据结构、保护模式这一套理念后,就可以理解汇编程序(bootsect.s,setup.s,head.s)的大部分工作意图。书中P40的两个问题非常有价值:为什么没有最先调用main函数?为什么加载工作完成后,仍然没有执行main函数,而是打开A20、pe和pg,建立IDT和GDT…,然后才开始执行main函数?
  2. 从linux0.11看,根文件系统和一般文件系统的区别是,包含一些init可执行文件,比如bash。
  3. 启动过程就是不停向上抽象的过程。比如,一开始只能通过汇编物理地址访问外设,后来可以文件形式访问外设;一开始用BIOS默认的中断体系,当OS自己的中断体系建立后,就可以软中断提供系统调用。