ブートローダーからカーネルへ

以前の記事を読んだら、低レベルプログラミングのための私の新しい趣味について知っています。 x86_64 Linux向けのx86_64プログラミングに関する記事をいくつか書いたと同時に、Linuxカーネルのソースコードを掘り下げました。

私は、低レベルのものがどのように機能するかを理解することに非常に興味があります：プログラムが私のコンピューターで実行される方法、それらがメモリに配置される方法、カーネルがプロセスとメモリを管理する方法、ネットワークスタックが低レベルで動作する方法など。 そこで、 x86_64アーキテクチャ用のLinuxカーネルに関する別のシリーズの記事を書くことにしました。

私はプロのカーネル開発者ではなく、職場でカーネルコードを作成しないことに注意してください。 これはただの趣味です。 低レベルのものが好きで、それらを掘り下げることは興味深いです。 そのため、混乱や質問/コメントが表示される場合は、 Twitterでメール、またはチケットを作成してください。 ありがたいです。

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これは公式のドキュメントではなく、単にトレーニングと知識の共有であることに注意してください。

必要な知識

• Cコードについて
• アセンブラーコードの理解（AT＆T構文）

いずれにせよ、あなたがそのようなツールを学び始めたばかりなら、この記事と以下の記事で何かを説明しようとします。 さて、紹介が終了したら、Linuxカーネルと低レベルのものに飛び込む時が来ました。

Linux 3.18カーネルの時代にこの本を書き始めましたが、それ以来多くのことが変わりました。 変更がある場合は、それに応じて記事を更新します。

魔法の電源ボタン、次は？

これらはLinuxカーネルに関する記事ですが、少なくともこのセクションではまだ到達していません。 ラップトップまたはデスクトップコンピューターの魔法の電源ボタンを押すと、すぐに機能し始めます。 マザーボードは電源に信号を送ります。 信号を受信した後、コンピューターに必要な電気量を供給します。 マザーボードが「Power OK」信号を受信するとすぐに、CPUを起動しようとします。 彼は、残りのすべてのデータを自分のレジスターにダンプし、それぞれに事前定義された値を設定します。

プロセッサ80386以降のバージョンでは、再起動後にCPUレジスタに次の値が含まれている必要があります。

  IP 0xfff0
 CSセレクター0xf000
 CSベース0xffff0000 

プロセッサはリアルモードで動作し始めます 。 少し戻って、このモードのメモリセグメンテーションを理解してみましょう。 リアルモードは、すべてのx86互換プロセッサ（ 8086から最新の64ビットIntelプロセッサまで）でサポートされています。 8086プロセッサは20ビットのアドレスバスを使用します。つまり、 0-0xFFFFFまたは1 アドレス空間で0-0xFFFFFできます。 ただし、最大アドレスが2^16-1または0xffff （64キロバイト）の16ビットレジスタしかありません。

使用可能なアドレス空間全体を使用するには、 メモリセグメンテーションが必要です。 すべてのメモリは、 65536バイト（64 KB）の固定サイズの小さなセグメントに分割されます。 16ビットのレジスタでは64 KBを超えるメモリにアクセスできないため、別の方法が開発されました。

アドレスは2つの部分で構成されます。1）ベースアドレスを持つセグメントセレクタ。 2）ベースアドレスからのオフセット。 リアルモードでは、セグメント * 16ベースアドレスは * 16です。 したがって、メモリ内の物理アドレスを取得するには、セグメントセレクターの一部を16倍して、それにオフセットを追加する必要があります。

   =   * 16 +  

たとえば、 CS:IPレジスタの値が0x2000:0x0010場合、対応する物理アドレスは次のようになります。

 >>> hex((0x2000 << 4) + 0x0010) '0x20010' 

ただし、最大セグメントのセレクターとオフセット0xffff:0xffffを取得すると、アドレスが取得されます。

 >>> hex((0xffff << 4) + 0xffff) '0x10ffef' 

つまり、最初のメガバイトの後の65520バイトです。 リアルモードでは1メガバイトしか使用できないため、A20回線を無効にすると0x00ffefは0x10ffefなります。

さて、これでリアルモードとこのモードでのメモリアドレス指定について少し理解できました。 リセット後のレジスタ値の説明に戻ります。

CSレジスタは、可視セグメントセレクターと非表示のベースアドレスの2つの部分で構成されています。 ベースアドレスは通常、セグメントセレクタの値に16を掛けることで形成されますが、ハードウェアリセット中、CSレジスタのセグメントセレクタは0xf000で、ベースアドレスは0xffff0000です。 プロセッサは、CSが変更されるまでこの特別なベースアドレスを使用します。

開始アドレスは、EIPレジスタの値にベースアドレスを追加することにより形成されます。

 >>> 0xffff0000 + 0xfff0 '0xfffffff0' 

0xfffffff0を取得します。これは、4 GB未満の16バイトです。 この点をリセットベクトルと呼びます。 これは、リセット後にCPUが最初の命令の実行を待つメモリ内の場所です。ジャンプ操作（ jmp ）は、通常BIOSエントリポイントを示します。 たとえば、 corebootのソースコード（ src/cpu/x86/16bit/reset16.inc ）を見ると、次のように表示されます。

  .section ".reset", "ax", %progbits .code16 .globl _start _start: .byte 0xe9 .int _start16bit - ( . + 2 ) ... 

ここでは、オペレーションコード（ opcode ） jmp 、つまり0xe9が表示され、宛先アドレス_start16bit - ( . + 2)です。

また、 resetセクションは16バイトであり、アドレス0xfffff0 （ src/cpu/x86/16bit/reset16.ld ）から実行するようにコンパイルされていることが0xfffff0ます。

 SECTIONS { /* Trigger an error if I have an unuseable start address */ _bogus = ASSERT(_start16bit >= 0xffff0000, "_start16bit too low. Please report."); _ROMTOP = 0xfffffff0; . = _ROMTOP; .reset . : { *(.reset); . = 15; BYTE(0x00); } } 

BIOSが起動します。 BIOSハードウェアを初期化して確認した後、ブートデバイスを見つける必要があります。 起動順序はBIOS設定に保存されます。 ハードドライブから起動しようとすると、BIOSはブートセクターを見つけようとします。 MBRパーティションディスクでは、ブートセクターは最初のセクターの最初の446バイトに格納されます。各セクターは512バイトです。 最初のセクターの最後の2バイトは0x55と0xaaです。 BIOSが起動デバイスであることを示しています。

例：

 ; ; :       Intel x86 ; [BITS 16] boot: mov al, '!' mov ah, 0x0e mov bh, 0x00 mov bl, 0x07 int 0x10 jmp $ times 510-($-$$) db 0 db 0x55 db 0xaa 

収集して実行します：

nasm -f bin boot.nasm && qemu-system-x86_64 boot

QEMUは、作成したばかりのbootバイナリをディスクイメージとして使用するコマンドを受け取りboot 。 上記で生成されたバイナリファイルは、ブートセクタの要件（ 0x7c00から始まり、マジックシーケンスで終わる）を満たすため、QEMUはバイナリをディスクイメージのマスターブートレコード（MBR）と見なします。

表示されます：



この例では、コードが16ビットのリアルモードで0x7c00れ、メモリのアドレス0x7c00から開始することが0x7c00ます。 開始後、 0x10割り込みが発生し、単に文字が出力されます! ; 残りの510バイトをゼロで埋め、2つのマジックバイト0xaaと0x55終了します。

objdumpユーティリティを使用してバイナリダンプを表示できます。

nasm -f bin boot.nasm
objdump -D -b binary -mi386 -Maddr16,data16,intel boot

もちろん、実際のブートセクターには、ゼロの束と感嘆符の代わりに、ブートプロセスとパーティションテーブルを継続するコードがあります:)。 この瞬間から、BIOSはブートローダーに制御を渡します。

注 ：上記で説明したように、CPUはリアルモードです。 メモリ内の物理アドレスの計算は次のとおりです。

   =   * 16 +  

16ビットの汎用レジスタのみがあり、16ビットレジスタの最大値は0xffffであるため、最大値での結果は次のようになります。

 >>> hex((0xffff * 16) + 0xffff) '0x10ffef' 

ここで、 0x10ffefは1 + 64 - 16 です。 8086プロセッサ （リアルモードを備えた最初のプロセッサ）には、20ビットのアドレス行があります。 2^20 = 1048576であるため、実際に利用可能なメモリは1 MBです。

一般に、リアルモードメモリのアドレス指定は次のとおりです。

  0x00000000-0x000003FF-リアルモードの割り込みベクターのテーブル
 0x00000400-0x000004FF-BIOSデータ領域
 0x00000500-0x00007BFF-使用されていません
 0x00007C00-0x00007DFF-ブートローダー
 0x00007E00-0x0009FFFF-使用されていません
 0x000A0000-0x000BFFFF-ビデオRAM（VRAM） 
 0x000B0000-0x000B7777-モノクロビデオメモリ
 0x000B8000-0x000BFFFF-カラーモードビデオメモリ
 0x000C0000-0x000C7FFF-ビデオROM BIOS
 0x000C8000-0x000EFFFF-シャドウエリア（BIOSシャドウ）
 0x000F0000-0x000FFFFF-システムBIOS 

記事の冒頭で、プロセッサの最初の命令は0xFFFFFFF0にあり、これは0xFFFFF （1 MB）よりもはるかに大きいと書かれています。 CPUはリアルモードでこのアドレスにどのようにアクセスできますか？ corebootドキュメントの回答：

0xFFFE_0000 - 0xFFFF_FFFF: 128 ROM

実行の開始時には、BIOSはRAMではなくROMにあります。

ブートローダー

Linuxカーネルは、 GRUB 2やsyslinuxなどのさまざまなブートローダーでロードできます。 カーネルには、Linuxサポートを実装するためのブートローダー要件を定義するブートプロトコルがあります。 この例では、GRUB 2を使用しています。

ブートプロセスを続行すると、BIOSはブートデバイスを選択し、制御をブートセクターに転送し、実行はboot.imgで始まります。 サイズが限られているため、これは非常に単純なコードです。 メインのGRUB 2イメージに移動するためのポインターが含まれており、 diskboot.imgで始まり、通常は最初のパーティションの前の未使用スペースの最初のセクターの直後に保存されます。 上記のコードは、ファイルシステムを処理するためのGRUB 2カーネルとドライバーを含む残りのイメージをメモリにロードします。 その後、 grub_main関数が実行されます。

grub_main関数は、コンソールを初期化し、モジュールのベースアドレスを返し、ルートデバイスを設定し、grub構成ファイルをロード/解析し、モジュールをロードします。 実行の最後に、grubを通常モードにします。 grub_normal_execute関数（ grub-core/normal/main.cソースファイルから）は、最後の準備を完了し、オペレーティングシステムを選択するためのメニューを表示します。 grubメニュー項目の1つを選択すると、 grub_menu_execute_entry関数がbootこれにより、grub bootコマンドが実行され、選択したOSがロードされます。

カーネルブートプロトコルで示されているように、ブートローダーはカーネルインストールヘッダーのいくつかのフィールドを読み取り、入力する必要があります。 0x01f1は、カーネルインストールコードからのオフセット0x01f1から始まります。 このオフセットは、 リンカスクリプトに示されています 。 カーネルヘッダーarch / x86 / boot / header.Sは次で始まります ：

  .globl hdr hdr: setup_sects: .byte 0 root_flags: .word ROOT_RDONLY syssize: .long 0 ram_size: .word 0 vid_mode: .word SVGA_MODE root_dev: .word 0 boot_flag: .word 0xAA55 

ブートローダーは、このヘッダーと他のヘッダー（この例のようにLinuxブートプロトコルでタイプwriteとしてのみマークされている）をコマンドラインから受け取った値またはブート時に計算した値で埋める必要があります。 ここで、すべてのヘッダーフィールドの説明と説明については説明しません。 カーネルがそれらをどのように使用するかについては後で説明します。 すべてのフィールドの説明については、ダウンロードプロトコルを参照してください。

カーネルブートプロトコルで確認できるように、メモリは次のように表示されます。

  | 保護されたカーネルモード|
 100000 + ------------------------ +
          |  I / Oマッピング|
 0A0000 + ------------------------ +
          | 予備  BIOSの場合| 可能な限り無料で残す
          〜〜
          | コマンドライン|  （X + 10000未満の場合もあります）
 X + 10000 + ------------------------ +
          | スタック/ヒープ| 実際のカーネルモードコードを使用するには
 X + 08000 + ------------------------ +
          | カーネルのインストール| 実際のカーネルモードコード
          | カーネルブートセクター| レガシーカーネルブートセクター
        X + ------------------------ +
          | ローダー|  <-エントリポイント0x7C00ブートセクタ
 001000 + ------------------------ +
          | 予備  MBR / BIOSの場合|
 000800 + ------------------------ +
          | 通常使用  MBR |
 000600 + ------------------------ +
          | 中古  BIOSのみ|
 000000 + ------------------------ +

そのため、ローダーが制御をカーネルに転送するとき、次のアドレスで開始します。

 X + sizeof (KernelBootSector) + 1 

Xはカーネルブートセクタのアドレスです。 この例では、メモリダンプに見られるように、 Xは0x10000です。



ブートローダーはLinuxカーネルをメモリに移動し、ヘッダーフィールドに入力してから、対応するメモリアドレスに移動しました。 これで、カーネルのインストールコードに直接アクセスできます。

カーネルインストールフェーズの開始

最後に、私たちは中心にいます！ 技術的にはまだ実行されていません。 まず、カーネルのインストール部分では、解凍プログラムやメモリ管理を含むものなど、何かを構成する必要があります。 このすべての後、彼女は本当のコアを開梱してそこに行きます。 インストールは、 _start文字を使用してarch / x86 / boot / header.Sで開始されます 。

一見すると、これは少し奇妙に見えるかもしれません。彼の前にはいくつかの指示があります。 しかし、昔、Linuxカーネルには独自のブートローダーがありました。 たとえば、実行すると、

qemu-system-x86_64 vmlinuz-3.18-generic

表示されます：



実際、 header.Sファイルは、マジックナンバーMZ （上記のダンプのスクリーンショットを参照）、エラーメッセージのテキスト、およびPEヘッダーで始まります。

 #ifdef CONFIG_EFI_STUB # "MZ", MS-DOS header .byte 0x4d .byte 0x5a #endif ... ... ... pe_header: .ascii "PE" .word 0 

UEFIサポートのあるオペレーティングシステムをロードする必要があります。 次の章でそのデバイスを検討します。

カーネルをインストールするための実際のエントリポイント：

 // header.S line 292 .globl _start _start: 

ローダー（grub2など）はこのポイント（ MZからのオフセット0x200 ）を知っており、 header.S直接header.Sますが、 .bstextは.bstextセクションで始まり、エラーメッセージのテキストがあります：

 // // arch/x86/boot/setup.ld // . = 0; // current position .bstext : { *(.bstext) } // put .bstext section to position 0 .bsdata : { *(.bsdata) } 

カーネルインストールエントリポイント：

  .globl _start _start: .byte 0xeb .byte start_of_setup-1f 1: // // rest of the header // 

ここにオペレーションコードjmp （ 0xeb ）があり、これはポイントstart_of_setup-1fます。 たとえば、 Nf表記では、 2fはローカルラベル2:指し2: この例では、これはラベル1であり、遷移直後に存在し、セットアップヘッダーの残りを含みます。 インストールヘッダーの直後に、 start_of_setupラベルで始まる.entrytextセクションがあります。

これは、実際に実行される最初のコードです（もちろん、以前のジャンプ命令以外）。 カーネルのインストールの一部がローダーから制御を受け取った後、最初のjmp命令は、実際のカーネルモードの先頭から、つまり最初の512バイトの後のオフセット0x200配置されます。 これは、Linuxカーネルブートプロトコルとgrub2ソースコードの両方で確認できます。

 segment = grub_linux_real_target >> 4; state.gs = state.fs = state.es = state.ds = state.ss = segment; state.cs = segment + 0x20; 

この場合、カーネルは0x10000起動します。 これは、カーネルのインストールを開始した後、セグメントレジスタが次の値を持つことを意味します。

gs = fs = es = ds = ss = 0x10000
cs = 0x10200

start_of_setup進んだ後start_of_setupカーネルは次のことを行う必要があります。

• すべてのセグメントレジスタ値が同じであることを確認してください
• 必要に応じて、正しいスタックを構成します
• bssを構成する
• arch / x86 / boot / main.cの Cコードに移動します

これがどのように実装されているか見てみましょう。

セグメントケースアライメント

まず、カーネルはdsおよびesセグメントレジスタが同じアドレスを指していることを確認します。 次に、 cldを使用して方向フラグをクリアします。

  movw %ds, %ax movw %ax, %es cld 

先ほど書いたように、grub2はデフォルトでカーネルインストールコードを0x10000に、 csを0x10200します。これは、ファイルの先頭からではなく、ここからの遷移から実行が開始されるためです。

 _start: .byte 0xeb .byte start_of_setup-1f 

これは、 4d 5aからの512バイトのオフセットです。 他のすべてのセグメントレジスタと同様に、 csを0x10200から0x10000に揃える必要もあります。 その後、スタックをインストールします。

  pushw %ds pushw $6f lretw 

この命令は、 ds値をスタックにプッシュし、その後にラベル6のアドレスとlretw命令がlretwますlretw命令は、ラベル6のアドレスをコマンドカウンターのレジスタにロードし、値ds csロードします。 その後、 dsとcsは同じ値になります。

スタック設定

このコードのほとんどすべては、リアルモードでC環境を準備するプロセスの一部です。 次の手順は、 ssレジスタ値を確認し、 ss値が正しくない場合に正しいスタックを作成することです。

  movw %ss, %dx cmpw %ax, %dx movw %sp, %dx je 2f 

これにより、3つの異なるシナリオがトリガーされます。

• ss有効な値は0x1000 （ csを除く他のすべてのレジスタと同様）
• ss無効な値があり、 CAN_USE_HEAPフラグCAN_USE_HEAP設定されています（以下を参照）
• ss無効な値があり、 CAN_USE_HEAPフラグCAN_USE_HEAP設定されていません（以下を参照）

すべてのシナリオを順番に検討してください。

• ss有効な値（ 0x1000 ）があります。 この場合、ラベル2に進みます。

 2: andw $~3, %dx jnz 3f movw $0xfffc, %dx 3: movw %ax, %ss movzwl %dx, %esp sti 

ここでは、 dxレジスタ（ブートローダーによって示されるsp値を含む）のアライメントを4バイトに設定し、ゼロをチェックします。 ゼロの場合、値0xfffc dx （最大セグメントサイズ64 KBの前に4バイトで整列されたアドレス）を入力します。 ゼロに等しくない場合、ブートローダーで指定されたsp値（この場合は0xf7f4 ）を引き続き使用します。 次に、 ssにax値を入力します。これにより、正しいセグメントアドレス0x1000が保存され、正しいsp設定されます。 これで正しいスタックができました。

• 2番目のシナリオでは、 ss != dsです。 まず、値_end （インストールコードの終了アドレス）をdx loadflags 、 testb命令を使用してヘッダーフィールドloadflagsをチェックし、ヒープを使用できるかどうかをチェックします。 loadflagsは、次のように定義されるビットマスクヘッダーです。

 #define LOADED_HIGH (1<<0) #define QUIET_FLAG (1<<5) #define KEEP_SEGMENTS (1<<6) #define CAN_USE_HEAP (1<<7) 

そして、ブートプロトコルに示されているように：

: loadflags

.

7 (): CAN_USE_HEAP
1, ,
heap_end_ptr . ,
.

CAN_USE_HEAPビットがCAN_USE_HEAP場合、 dxで値heap_end_ptr （ _endを指す）を設定し、それにSTACK_SIZEを追加します（最小スタックサイズは1024バイトです）。 その後、ラベル2に移動し（前の場合と同様）、正しいスタックを作成します。

• CAN_USE_HEAP設定されていない場合CAN_USE_HEAP 、 _endから_end + STACK_SIZEまでの最小スタックを使用します。

BSSセットアップ

メインCコードに進む前に、さらに2つのステップが必要です。これは、 BSSエリアをセットアップし、「マジック」署名を検証することです。 最初に署名検証：

  cmpl $0x5a5aaa55, setup_sig jne setup_bad 

この命令は、単にsetup_sigとマジック番号0x5a5aaa55を比較します。 それらが等しくない場合、致命的なエラーが報告されます。

マジックナンバーが同じで、正しいセグメントレジスタのセットとスタックがある場合、Cコードに進む前にBSSセクションを構成するためだけに残ります。

BSSセクションは、静的に割り当てられた初期化されていないデータを格納するために使用されます。 Linuxは、このメモリ領域がリセットされていることを慎重にチェックします。

  movw $__bss_start, %di movw $_end+3, %cx xorl %eax, %eax subw %di, %cx shrw $2, %cx rep; stosl 

まず、開始アドレス__bss_startが di移動します。 次に、アドレス_end + 3 （4バイトのアライメントで+3）がcx移動されます。 eaxレジスタがクリアされ（ xor命令を使用）、bss（ cx-di ）セクションのサイズが計算され、 cx配置されます。 次に、 cxは4つに分割され（「ワード」のサイズ）、 stosl命令がstosl使用さstosl 、 di指すアドレスに値 （ゼロ）を格納し、自動的にdiを4増やし、 がゼロになるまでこれを繰り返します。 このコードの最終的な効果は、メモリ内のすべてのワードに__bss_startから_endまでゼロが書き込まれることです：

メインに移動

それだけです：スタックとBSSがあるので、 main() C関数に移動できます：

  calll main 

main()関数はarch / x86 / boot / main.cにあります。 次のパートで彼女について話します。

おわりに

これで、Linuxカーネルデバイスに関する最初のパートは終わりです。質問や提案がある場合は、Twitterでメール、またはチケットを作成してください。次の部分では、我々は、Linuxカーネル、メモリなどのサブプログラムの実装のインストール中に実行されるCの最初のコード、表示されますmemset、memcpy、earlyprintk、早期実施と、コンソールの初期化、および多くを。

参照資料

• インテル80386プログラマーズリファレンス1986
• Intelアーキテクチャ用の最小限のブートローダー
• 8086
• 80386
• ベクターをリセット
• リアルモード
• Linuxカーネルブートプロトコル
• Coreboot開発者ガイド
• ラルフブラウンの割り込みリスト
• 動力源
• 「電源は問題ありません」という信号