2023-06-08 22:04:30 +08:00
# 概述
下述资料，大部分都是采摘于网上对应的博客，感觉内容不错，简单做了一下归纳，感谢大拿们的精彩分享！
2023-06-08 22:05:20 +08:00
有些流程是重复描述的，我没有调整，多读几次加深印象!
2023-06-08 22:04:30 +08:00
2023-06-08 22:02:39 +08:00
# 启动
启动可以分为两种，一种为冷启动，是指计算机在关机状态下按 POWER 键启动，又叫硬件启动，比如开机，这种启动方式在启动之前计算机处于断电状态，像内存这种需要加电维持的存储部件里面的内容都丢失了，加电开机那一刻里面的值都是随机的，操作系统会对其进行初始化。
而热启动是在加电的情况下启动，又叫软件启动，比如重启，这种启动方式在启动之前和启动之后电没断过，内存等存储部件里面的值不会改变，但毕竟是启动过程，操作系统会对其进行初始化
不论是哪种启动，都会向 CPU 发送启动的信号， ， ，
系统 BIOS 所在的 ROM 是被设计成 CPU 可直接寻址的，而且地址范围也是固定的，从 0xF0000H 至 0xFFFFFH 共 64 KB。PC 按通电源后，电源设备开始向主板和其他设备供电，此时电压还不太稳定，主板上的控制芯片组会向 CPU 发出并保持一个 RESET（ ） ， ） ， ， ，
各厂家的 BIOS 程序不尽相同，但基本都是完成 POST 自检及本地设备的枚举和初始化，包括对硬件执行一系列的测试，用来检测现在都有什么设备以及这些设备是否能正常工作，在这个阶段中，会显示一些信息，例如 BIOS 版本号等；初始化硬件设备，这个阶段在现代基于 PCI 的体系结构中相当重要，因为它可以保证所有的硬件设备操作不会引起 IRQ 线与 I/O 端口的冲突，在本阶段的最后，会显示系统中所安装的所有 PCI 设备的一个列表等。
BIOS 自检和初始化完成后，开始执行 BIOS 引导程序。由于系统 BIOS 空间只有 64KB 大小，把 Linux 内核放在这个空间里让 BIOS 引导程序直接引导是不可能的，只能把内核放在硬盘里（或其他设备，如 USB 或网络上， BIOS 根据启动顺序的设置依次查找），然后再从硬盘里引导 Linux 内核。但是，这时系统还处于实模式中，寻址能力只有 1MB， ，
引导装入程序通常放在第一块硬盘（或其他设备）的第一个扇区里，这个扇区就是主引导扇区，包括硬盘主引导记录 MBR（ ） （ ） ， ， （ ）
# BIOS
启动的瞬间会将寄存器 CS 和 IP 初始化：
刚启动的时候正处于实模式，实模式下地址总线只用了 20 位，只有 2^20 = 1M 的寻址空间，也就是只用到的内存的低 1M ， ，
但实模式下寄存器只用到了 16 位寄存器，如何使用寄存器来寻址 20 位的地址空间？
"地址 = 段基址 + 偏移量"的方式来访问，但是实模式下的寄存器只能使用 16 位，所以规定实模式下 "地址 = 段基址 X 16 + 偏移量" 。
因此根据 CS = 0xf000, IP = 0xfff0， < < 4 + 0xfff0 = 0xffff0 。
这个地址是啥？ 来看内存低 1M 的内存布局：
| 起始 | 结束 | 大小 | 用途 |
| --- | --- | --- | --- |
| FFFF0 | FFFFF | 16B | BIOS 入口地址，此地址也属于 BIOS 代码，同样属于顶部的 640 KB 字节，只是为了强调 其入口地址才单独贴出来。此处 16 字节的内容时跳转指令 jmp f000:e05b |
| F0000 | FFFEF | 64KB-16B | 系统 BIOS 范围是 F0000~FFFFF 共 640KB， ，
| C8000 | EFFFF | 160KB | 映射硬件适配器的 ROM 或内存映射模式 I/O |
| C0000 | C7FFF | 32KB | 显示适配器 BIOS |
| B8000 | BFFFF | 32KB | 用于文本模式显示适配器 |
| B0000 | B7FFF | 32KB | 用于黑白显示适配器 |
| A0000 | AFFFF | 64KB | 用于彩色显示适配器 |
| 9FC00 | 9FFFF | 1KB | EBDA (Extended BIOS Data Area) 扩展 BIOS 数据区 |
| 7E00 | 9FBFF | 622080B 约 608KB | 可用区域 |
| 7C00 | 7DFF | 512B | MBR 被 BIOS 加载到此处，共 512 字节 |
| 500 | 7BFF | 30464B 约 30KB | 可用区域 |
| 400 | 4FF | 256B | BIOS Data Area( BIOS 数据区 ) |
| 000 | 3FF | 1KB | Interrupt Vector Table ( 中断向量表 ) |
看最上面两行，可以知道 0xffff0 地址上存放的是一个跳转指令， ，
* 自检，然后对一些硬件设备做简单的初始化
* 构建中断向量表加载中断服务程序
* 将硬盘(通常引导设备就是硬盘)最开始那个扇区 MBR 加载到
# MBR
关于 MBR(Master Boot Record)，我在捋一捋磁盘及分区一文讲的比较详细了，这里不赘述，简单再说一下 MBR 的结构：
1. 引导程序和一些参数，
2. 分区表 DPT，
3. 结尾标记签名， ，
MBR 的代码在分区表中寻找可以引导存在操作系统的分区，也就是寻找标记为 0x80 的活动分区，然后加载该活动分区的引导块，再执行其中的操作系统引导程序 Bootloader。
# Bootloader
Bootloader， ， ， ， ，
在 Bootloader 里面还做了一些其他事情，比如进入保护模式，开启分页机制，建立内存的映射等等。像 GRUB， ，
# GRUB引导过程
GRUB（ ） ， （ ） ， （ ）
GRUB 的实质是一个 mini os， ， ， ， ， （ ）
stage1 被编译成了一个 512 字节的 img，
stage1_5 写进了 MBR 后的 15 个扇区中（因为 e2fs_stage1_5 大小为 7.5k)。硬盘上第一个文件系统分区的开始扇区最小也只能从 0 柱面， ， ， （ ） ， ： ，
stage2 是 grub 最核心的部分有 100 多KB， ，
# OS
操作系统内核加载到内存之后，就做一些初始化工作建立好工作环境，比如各个硬件的初始化，重新设置 GDT，
# Multiprocessor
上述的启动过程是单处理情况下的启动过程，多处理器的情况下有些不同，用一句话先来简单概括多处理器情况下的启动：先启动一个 CPU，
先启动的这个 CPU 称作 BSP(BootStrap Processor)，其他处理器叫做 AP(Application Processor)。BSP 是由系统硬件或者 BIOS 动态选择决定的。
多处理器启动过程大致分为以下几个大步骤：
1. BIOS 启动 BSP，
2. BSP 从 MP Configuration Table 中获取多处理器的的配置信息
3. BSP 启动 APs，
4. APs 启动，各个 APs 处理器要像 BSP 一样建立自己的一些机制，比如保护模式，分页，中断等等
这里我们主要关注第二点，获取多处理器的配置信息
# BSP启动详解
1. 在 BIOS POST 阶段，
2. 进到 OS 后，内核最开始的代码还是由 BSP 执行，初始化后进入正式的 SMP Boot 流程。
3. 在 BSP 执行后，将 processor 设置为 CPU 0 并广播一条 SIPI 消息给其他 AP，
4. 第一个获得 SIPI 消息的 AP 获取 BIOS 初始化信号量，执行初始化代码，添加 APIC ID 并将 processor 加1， ，
5. 所有的 AP 都执行完初始化后，
用一句话来概括多处理器情况下的启动：先启动一个 CPU，
先启动的这个 CPU 称作 BSP(BootStrap Processor)，其他处理器叫做 AP(Application Processor)。硬件会动态选择系统总线上的一个 processor 作为 BSP， ， （ ） ，
选择的方式为上电后所有的 CPU 都执行 NOP 指令，看看哪个 CPU 先发送了 NOP， ， ， ，
在 BIOS 中， ， （ ） ， （ ） ，
通常BSP的初始化顺序为：
1. 初始化内存。
2. 加载microcode
3. 初始化MTRRs
4. 初始化Cache
5. 加载 AP start-up code 到 1Mbyte 以下的 4K 内存中。
6. Enable APIC (SVR bit8）
7. Program ICR寄存器，
8. 在AP start-up code里,每个AP将会增加一个COUNT变量表示AP已经起来了
9. 广播INIT-SIPI-SIPI IPI sequence to the Aps,这时所有的AP才会真正被唤醒起来执行
https://zhuanlan.zhihu.com/p/598552628
https://peterhu.github.io/posts/2020/08/19/CPU%E5%A4%9A%E6%A0%B8%E5%88%9D%E5%A7%8B%E5%8C%96.html
# UP
UP（ ） ： ，
# SMP
对称多处理器结构 , 英文名称为 " Symmetrical Multi-Processing " , 简称 SMP 。
SMP 又称为 UMA , 全称 " Uniform Memory Access " , 中文名称 " 统一内存访问架构 " 。
在 " 对称多处理器结构 " 的 系统中 , 所有的处理器单元的地位都是平等的 , 一般指的是服务器设备上 , 运行的 多个 CPU , 没有 主次/从属 关系，都是平等的。
这些处理器 共享 所有的设备资源 , 所有的资源对处理器单元具有相同的可访问性 , 如 : 磁盘 , 内存 , 总线等 ，
要注意， ， ， ，
# 内核针对多处理器 CPU 下的调度
BIOS 调入执行启动引导区程序后，这段程序录入 Linux 操作系统的启动部分，解压缩 Linux 内核核心映像，然后转入 start_kernel 函数开始执行。在这以前，系统没有对 AP 做任何处理。在 start_kernel 函数中，主要处理例如 cache、内存等初始化工作，
在 [linux/init/main.c] 中
~~~c
static void __init smp_init(void)
{
smp_boot_cpus();
smp_threads_ready=1;
smp_commence();
}
~~~
在函数 smp_boot_cpus 中，要建立并初始化各 AP， ：
在 [linux/arch/i386/kernel/smpboot.c] 中
~~~C
void __init smp_boot_cpus(void)
{
……
for (apicid = 0; apicid < NR_CPUS ; apicid + + ) {
if (apicid == boot_cpu_id)
continue; // 是BP， ，
if (!(phys_cpu_present_map & (1 < < apicid ) ) )
continue; // 如果CPU不存在，
if ((max_cpus >= 0) & & (max_cpus < = cpucount+1))
continue; //如果超过最大支持范围，不需要初始化
do_boot_cpu(apicid);// 对每个AP调用do_boot_cpu函数
……
}
……
}
~~~
下面我们看一下do_boot_cpu中做了什么工作：
在[linux/arch/i386/kernel/smpboot.c]中
~~~c
static void __init do_boot_cpu (int apicid)
{
struct task_struct *idle; // 空闲进程结构
……
if (fork_by_hand() < 0 ) / / 在每个cpu上建立0号进程 ， 这些进程共享内存
……
idle->thread.eip = (unsigned long) start_secondary;
// 将空闲进程结构的eip设置为 start_secondary 函数的入口处
……
start_eip = setup_trampoline(); // 得到trampoline.S代码的入口地址
stack_start.esp = (void *) (1024 + PAGE_SIZE + (char * )idle);
……
*((volatile unsigned short * ) phys_to_virt(0x469)) = start_eip >> 4;
Dprintk("2.\n");
*((volatile unsigned short * ) phys_to_virt(0x467)) = start_eip & 0xf;
Dprintk("3.\n");
// 将trampoline.S的入口地址写入热启动的中断向量(warm reset vector)40:67
……
apic_write_around(APIC_ICR2, SET_APIC_DEST_FIELD(apicid));
// 确定发送对象
apic_write_around(APIC_ICR, APIC_INT_LEVELTRIG | APIC_DM_INIT);
// 发送INIT IPI
……
apic_write_around(APIC_ICR2, SET_APIC_DEST_FIELD(apicid));
//确定发送对象
apic_write_around(APIC_ICR, APIC_DM_STARTUP | (start_eip >> 12));
//发送STARTUP IPI
……
}
~~~
现在对上面初始设置做如下概括 [1]：
BSP 将 AP 在一开始被唤醒后需要执行的代码（ ） （
） ， ， ，
部分继续执行。为了 AP 有足够的时间响应中断，
在这以后，事实上 AP 已经在工作了，我们跟随 AP，
入口处，
在 [linux/arch/i386/kernel/trampoline.S] 中
~~~C
……
inc %ax #protected mode (PE) bit
lmsw %ax # 进入保护模式
jmp flush_instr
flush_instr:
ljmpl $__KERNEL_CS, $0x00100000
# 一个长跳转， ，
……
~~~
AP 转入 head.S 继续执行，但是执行的代码与 BSP 所执行的并不完全一致：
在 [linux/arch/i386/kernel/head.S] 中
~~~C
ENTRY(stext)
ENTRY(_stext)
startup_32:
……
incb ready # 该段代码每执行一次， ，
……
movb ready, %cl
cmpb $1,%cl
je 1f # 当执行 CPU 为 BSP 时，
call SYMBOL_NAME(initialize_secondary) # 执行 initialize_secondary 函数
jmp L6
1:
call SYMBOL_NAME(start_kernel) # 执行 start_kernel() 函数
L6:
jmp L6
ready: .byte 0 # ready 为字节变量，初始值为 0
~~~
AP 执行 head.S 的过程是当执行到上述代码的时候，由于 ready 的值被改变，不再等于 1，
，调用 initialize_secondary 函数，而不是像 BSP 一样执行标号 1 处的代码（ ）
initialize_secondary 函数里面的代码很简单：
在 [linux/arch/i386/kernel/smpboot.c] 中
~~~c
void __init initialize_secondary(void)
{
asm volatile(
"movl %0,%%esp\n\t"
"jmp *%1"
:
:"r" (current->thread.esp),"r" (current->thread.eip));
}
~~~
这是一段内嵌汇编程序，将程序跳转至 current->thread.esp（ ）
行 start_secondary 函数，进入空闲状态。
在 [linux/arch/i386/kernel/smpboot.c] 中
~~~c
int __init start_secondary(void *unused)
{
cpu_init();
smp_callin();
while (!atomic_read(& smp_commenced))
rep_nop();
local_flush_tlb();
return cpu_idle(); // 进入空闲进程
}
~~~
至此，一个 AP 的初始化过程就完成了。
总结
下面简要的再把Linux的SMP启动过程做一总结。
在 SMP 中，首先要对各个处理器进行初始化。然后 BSP 工作，而其它的 CPU（ ）
中断屏蔽状态休眠。BSP 继续进行启动过程，在执行到操作系统的 start_kernel 之前，
处理器系统所做的工作是相同的。在 start_kernel 中，
方式是通过 APIC 发送 IPI。当 BSP 初始化完毕所有的 AP 之后，就继续执行 start_kernel 中的其余部分代码。
而 AP 在接收到 IPI 之后，跳转到事先设置好的地址处执行 trampoline.S 和 head.S。在执行 head.S 的过程中
直接跳入事先创建好的空闲进程，进入空闲状态，等待以后的系统调度。
内核调度
在 [kernel/sched.c] 中, 内核为每一颗 CPU 分配了一个 runqueue ，我们的线程驱动就是每个 CPU 调用此队列的任务进行执行驱动
# 内核是怎么知道各个硬件的信息的？
答案就是通过 SMBios 表，此表由 UEFI 或者 Legacy BIOS 提供的, 从 SMBIOS 的 spec 中可以看到，对于基于 Legacy BIOS 的系统而言，系统软件可以通过在物理内存范围 000F0000h ～
而对于基于 UEFI 的系统而言，
每个硬件方法不同。比如说内存，内存条上有一个 smbus 总线的 eeprom， ， ，
# 内核线程的实现
https://segmentfault.com/a/1190000040253849
# 锁的实现
特别注意锁的悬停 ( mutex 的实现原理 )
所有的锁的机制都是类似于“自旋锁”的机制，
https://segmentfault.com/a/1190000040360086
