简析linux内核的内核执行流程图

简析linux核的执行流程

----从bootsect.s到main.c（核版本0.11）Linux启动的第一阶段（从开机到main.c）

3个任务：

A、启动BIOS，准备实模式下的中断向量表和中断服务程序。

B、从启动盘加载操作系统程序到存。

C、为执行32的main函数做过渡准备。

存变化如下：

①、0xFE000到0xFFFFF是BIOS启动块，其中上电后第一条指令在0xFFFF0。

②、而后0x00000到0x003FF总共1KB存放中断向量表，而接下去的地址到0x004FF共256B存放BIOS数据，从0x0E05B 开始的约8KB的存中存放中断服务程序。

③、利用BIOS中断0x19h把硬盘的第一扇区bootsect.s的代码加载到存中，即0x07c00处，后转到该处执行。

④、将bootsect.s的代码复制到0x90000处。

⑤、利用中断0x13h将setup.s程序加载到存0x90200处。

⑥、再将剩余的约240个扇区的容加载到0x10000~0x2EFFF 处。

⑦、开始转到setup.s处执行，第一件事就利用BIOS提供的中断服务程序从设备上获取核运行的所需系统数据并存在0x90000的地址处，这时将原来bootsect.s的代码覆盖得只剩2Byte的空间。

⑧、关中断并将系统代码复制到0x00000处，将原来放在这里的中断向量表与BIOS数据区覆盖掉，地址围是

0x00000~0x1EFFF。同时制作两表与两寄存器。

⑨开地址线A20，寻址空间达到4GB，后对8259重新编程，改变中断号。

⑩、转到head.s（大小是25K+184B）执行，执行该程序完后是这样的：

0x00000~0x04FFF:页目录与4个页表，每一项是4KB,共20KB；0x05000~0x05400:共1KB的空间是软盘缓冲区；

0x05401~0x054b8:共184B没用；

0x054b9~0x05cb8：共2KB的空间存中断描述符表；

0x05cb9~0x064b8：共2KB的空间存全局描述符表；

之后就是main函数的代码了！

第二阶段、从main.c函数到系统准备完毕阶段。

第一步：创建进程0，并让进程0具备在32位保护模式下载主机中的运算能力。流程是：

复制根设备和硬盘参数表（main.c中的102、110、111行）

物理存规划格局（main.c的112行~126行，其中有

rd_init函数定义在kernel/ramdisk.c中，此函数用于虚拟盘初始化；而mem_init函数是用于存管理结构初始化，定义在mem/memory.c中，该函数页面使用

虚拟盘设置与初始化次数均设置成100，然后再依据主存的

起始位置和终止位置将处于主存的所有页面的使

用次数全部清零，系统以后把使用次数为0的页面视为空闲页面。）

存管理结构mem_map初始化

异常处理类中断服务程序挂接（在main.c的127行，trap()函数定义

kernel/trap.c，目的是将各种中断与中断描述符表挂

接。）

初始化块设备与字符设备请求项结构（在main.c的128、129行，

blk_dev_init() 定义在

kernel/blk_dev/ll_rw_blk.c，

chr_dev_init()定义在

kernel/chr_dev/tty_io.c）

将串口与显示器外设的中断服务程序挂接（在main.c的130行，

tty_init()定义在kernel/chr_dev/tty_io.c）

开启时间设置（在main.c的131行，time_init()定义于main.c函数

76行startup_time）

系统开始激活进程0（在main.c的131行，sched_init()定义在kernel/

sched.c函数中，该函数实现进程相关事务设置

依据时钟中断设置，系统调用服务程序挂接。系

统调用函数是对用户程序的最基本支持，利用的是进程相关事务初始化设置系统调用软中断，详细见下面讲

的。）

时钟中断设置

系统调用服务程序挂接

初始化缓冲区管理结构（在main.c中133行，

buffer_init(buffer_memory_end)定义

fs/buffer.c）

初始化硬、软盘（main.c中134、135行，hd_init与floppy_init 定义于kernel/blk_drv/hd.c和

kernel/blk_drv/floppy.c）

开中断（main.c中136行，sti（））

第二步：以进程0为母本创建进程1，使进程1不仅仅具备进程0所拥有的能力，而且还能以文件的形式与外设进行数据交互。流程是：操作系统为进程0创建进程1做准备main.c中137行，move_to_

user_mode()定义在include/asm/system.h，实现从

核态到用户态。进程0正式开始执行，而后

执行main.c的138行的“if(!fork())”，开始创建在进程槽中为进程1申请一个空闲位置并获取进程号

进程1，此时将执行unisted.h中的syscall0宏函数

，得到一个编号，对于fork函数，其值是2，具体

在这个程序中的第62行有定义，然后执行软中断复制进程0的信息之前，先将一些数据压栈

，进入系统调用阶段，跳到核态，执行

kernel/system_call.s中的代码，将一些寄存器的

值压栈后，通过刚才在unisted.h中给eax赋值

初步设置进程1管理结构的2偏移值在系统调用

sys_call_table 中找到sys_fork函数，跳到该函数执行。进入后首先申请一个空闲位置并获取进程号。

这同样在system_call.s函数中的sys_fork 进程0创建进程1的过程中发生时钟中断中的_find_copy_

process,再跳到该函数的定义处kernel/

fork.c中，后返回到sys_fork中，在从中断返回复制进程信息前，再将一些数据压栈，

此时有一个寄存器的值和前面的不一样，

那就是eax，此时是1，它从task[64]

中

得到的。之后执行copy_process，跳到调整进程1的管理结构定义处kernel/fork.c中，设置进程1的

管理结构。假如此时发生时钟中断，系统

会响应并执行kernel/system_call.s函

数

中的timer_interrupt定义处，先压栈后设置进程1的线性地址空间及物理页面进入

kernel/sched.c

的do_timer函数，别忘了此时仍在进程

0执行，然后便发现时间片还没完，所以

跳出，并返回到ret_from_sys_call。这

是

继续调整进程1的管理结构在kernel/system_call.s中定义的，

接着直接将刚才的压栈数据出栈，继续完成

刚才创建进程1的任务，即在fork.c中继续

调整进程1的管理结构，同时设置进程

进程0准备切换到进程1 1的线性地址空间及物理页面，直到

执行到这条语句“p->state=TASK_

RUNNING；return last_pid;”，标志着系统切换到进程1执行进程1创建完成。后跳出

copy_process.c

函数，返回到system_call.s，将压栈的进程1开始执行的寄存器值出栈，此时eax是1。后中断返回

，进程由从核态变为用户态，即到了

unisted.h的“if(_res>=0)”这条指令中，

_res的值就是eax的值，一判断成立，就返进程1开始以数据块的形式操作硬盘回该值。最后回到了main.c

的“if(!fork())”中，一判断不成立，跳出执

行下一条指令“for（；；）pause();”，同理

Pause函数也和fork函数一样，这里就不将找到的缓冲块与请求项挂接讲了，进入sys_pause()后将进程0

置为可中断等待状态，并调用在kernel

/sched.c定义的schedule()函数切换进程。

进程切换中断返回后执行了第一条语句

将请求项与硬盘处理函数挂接是“if(_res>=0)”，一判断，

刚存的eax值为0，返回到“if(!fork())”

判断为真，执行init（）函数，这在main.c

定义。进入init.c后其程序执行流程见附录，进行硬盘读盘前的工作准备各个程序执行目的正如左边写的一

样。

给硬盘下达读盘命令

进程1由于等待读盘操作挂起

系统切换到进程0执行

进程0执行过程中发生硬盘中断

硬盘中断服务程序响应后，进程0继续执行

再次响应硬盘中断，并唤醒进程1

读盘操作完成后进程1继续执行

进程1继续设置硬盘管理结构

进程1获取软盘超级块，为加载根文件系统做准备

进程1备份超级块数据

进程1将根文件系统从软盘拷贝到虚拟盘

进程1开始加载根文件系统

进程1准备加载根文件系统超级块

进程1继续加载根文件系统

进程1准备获取根目录节点

进程1加载根目录节点

进程1结束加载根文件系统的过程

进程1与核文件表挂接，为打开文件做准备

确定打开操作的起点

获取枝梢i节点---dev目录文件的i节点

确定dev的目录文件i节点为枝梢节点

继续返回枝梢i节点

查找tty0文件的i节点

将tty0设备文件的i节点，返回给sys_open系统调用

分析tty0文件i节点

设置文件管理结构并返回给用户进程

进程复制tty0文件句柄

进程1继续复制tty0文件句柄

第三步：以进程1为母本创建进程2，使进程2在全面具备进程1所拥有的能力和环境的基础上，进一步具备支持”人机交互“的能力，

最终实现准备阶段完成。流程如下：

进程1准备创建进程2与进程0创建进程1一样，创建进程2，复

制进程1的管理结构，复制页表、页目录

项等，创建进程2后即执行到init/main.c 中

复制进程2的管理结构并进行调整176行与186行，分别是：

if(!(pid

=fork())中子进程即进程2执行，而父进程（

进程1）执行186行的if(pid>0），父进程调整进程2管理结构中与文件有关的容进入wait函数，等待！

进入wait函数后还做了一些动作：首先

查找自己的子进程，确定是进程2后，判断进程1执行过程中发生时钟中断进程2是否处于终止状态或是

僵死状态，一判断不是，就将进程1设置为

可中断等待状态，继而调用schedule()函数进程1从时钟中断返回准备切换到进程2执行切换到进程2。

进入进程2后开始加载shell程序。首先执

行init/main.c中180行的“close(0);”，就是

进程1查找它自己的子进程解除filp[20]与file_table[64]的第一项

关系，这是从进程1继承过来的。然

后

是

“if(open("etc/rc",O_RDONLY,0)）”，

对进程2的状态进行处理其中是将进程2的管理结构指针表filp

[20]的第一项与file_table[64]的第一项建立

一个关于资源配置的文件，而后再执行

切换到进程2执行execve函数，并映射到sys_execve系统调用。

再调用do_execve函数，目的便是将参数

与环境变量加载到主存的页面中去，中断为打开/etc/rc文件做准备返回，但此时在该函数里已经将EIP的

值指向了shell程序的入口地址，所以返回后

执行的是shell的第一条指令，但这时却发现

进程2打开”/etc/rc“配置文件存中没有这一条指令的映射，

所以发生“缺页中断”，然后调用page_fault

函数中的do_no_page。

通过压栈为加载shell文件做准备

为参数和环境变量设置做准备

得到shell文件i节点

为加载参数和环境变量做准备

根据i节点，为shell文件进行检测检测shell文件头

备份文件头并进行分析

对shell文件进行进一步分析

拷贝参数与环境变量

调整进程2的管理结构

继续调整进程2的管理结构

释放进程2继承的页面

检测协处理器

调整shell程序所在的线性地址空间为shell程序准备参数与环境变量继续调整进程2的管理结构

调整EIP，使其指向shell程序的入口地址

Shell程序执行发生缺页中断

缺页中断中shell程序加载前检测

为即将载入的容申请页面

为shell载入新获得的页面

根据shell进程的情况，调整页面容

将线性地址空间与程序所在的物理页面相对应

Shell程序开始执行，执行的容是/etc/

rc里面的命令，其中便有创建update

Shell进程准备创建update进程程，该进程是为同步缓冲区与硬盘而

设的进程，它会时不时的进入睡眠状

态，经过一定的时间再被唤醒然后更新进程2开始执行/etc/rc文件缓冲区与硬盘的数据。之后创建完成后

Shell进程退出，退出操作当然得释放它占

用的资源或者是清除掉，或者是将使用次数准备加载update进程减1。然后为进程1找到一个子进程，

那就是update进程了，发信号告诉进程1

shell进程退出，进程1唤醒执行，重新进入Shell程序检测“etc/rc”文件main.c函数中执行180行后面的程序

再次创建shell进程，现在进程号是4，同样

与之前的一样，但此时稍微有点不同的是Shell进程退出open的参数是/dev/tty0，这是一个设备

文件，与之前的/etc/rc文件不一样，致使这次

创建完毕后并不会退出shell进程了，这段区

Shell进程退出善后处理别是在以下的附录程序中。这样就是完成

了所有准备工作，接下去的除了安装文件

系统就没有再别的事了，此时shell

进程1清理shell进程管理结构程序就等着用户输入命令然后执行，

剩下的所有操作就是留给用户自己了，一旦

用户执行什么命令，包括在shell中输入，系统开始重建shell 以及点击应用程序图标，都通过一定的方

式映射到核中执行

至此系统可以开始正常运转了！！！！！！！！！

参考书籍：《linux核设计的艺术》新设计团队（著）

《linux核完全注释》炯（著）

附录2：fs/sys_read(unsigned int fd,char *buf,int count)

{

......

68 if(S_ISCHR(inode->i_mode)

69return

rw_char(READ,inode->i_zone[0],buf,count,&file->f_p os);

......

72

if(S_ISDIR(inode->i_mode)||S_ISREG(inode->i_mode)

){

73 if(conut+file->f_pos>i_size) .........

看69行是说如果读的文件是字符设备文件，那么返回读的字符串，72行则是如果读的是一般文件，另作处理，在这里第一次读的是一般文件，返回值是ERROR，第二次就不一样了，所以就不会出现退出的情况！