problem：

Linux内核是如何初始化操作系统，并开始运行第一个程序呢？

我们都知道，系统启动过程为：bootsect.s —>setup.s —>head.s。姑且不去讨论这些汇编源程序的功能，假设操作系统的pc指针已经运行到了head.s 处的部分代码，这里做下仔细的研究。

目标代码如下(linux/boot/head.s)：

17：startup_32:18：    movl $0x10,%eax......48：    call check_x8749：    jmp after_page_tables #跳转到135行......135：after_page_tables:136：    pushl $0137：    pushl $0138：    pushl $0139：    pushl $L6140：    pushl $_main141：    jmp setup_paging #跳转到198行142：L6:143：    jmp L6;......198：setup_paging:199：    movl $1024*5,%ecx......217：    movl %eax,%cr0218：    ret

忽略其他细节问题，当head程序执行到第49行时，将跳转到135行代码出运行。在第135行代码处，便是head.s调用init中main函数的核心。回顾c函数与汇编之间相互调用的知识可知，内核栈中存在：

当代码继续跳转后，会进入198行代码，直到程序运行至ret，调用返回。此时，内核栈中指向main函数将弹栈，pc指正自动指向main函数地址入口出，从而开始执行main函数。其次，传入main函数中的三个参数均为0（初始化main函数，无需传参，因此这里默认为0）。

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目标代码如下(linux/init/main.c)：

void main(void){    .......    move_to_user_mode();//移到用户模式下执行  什么叫做移动到用户模式下？未解 o(︶︿︶)o     if(!fork()){        init();    }    for(;;)        __asm__("int $0x80"::"a"(__NR_pause):"ax");}

main函数是系统创建的第一个进程，作为第一个进程，它有自己的堆栈段，数据段，代码段等。在进入用户模式下后，便调用了fork函数来创建新的子进程，创建完进程后，立马进入暂停状态。而第二个进程将在init()函数下继续运行。init()函数中，便是用来调用linux的shell脚本程序，从而可以与用户进行交互。那么问题来了，fork是如何做到进程的创建的呢？系统如何让两个进程或多个进程并发的执行呢？进程实现的原理是什么？

进程实现的原理

一个最简单的想法，或者说是最初的想法便是让pc指针分时地进行地址跳转，这的确是最核心最正确的解决办法，可具体该怎样实现？在用户状态下，用户进行函数调用，是需要把函数参数，函数地址，局部变量等进行压栈的。而函数调用其实本事就是个让pc指针变化的事。请看图：

A函数运行一段时间后，必然会转入B函数，且调用Yield函数，在进行地址跳转之前，先将该程序下两个地址进行压栈。而一旦调Yield函数，做的操作便是，将A程序的用户栈和将被调用的B程序的用户栈进行切换。Yield的具体实现也正是这么做的，交换了两个线程控制块。由于现在esp指向了C函数的入口地址，操作系统便开始执行C函数了，同样一旦运行到D函数，再次调用Yield，进行用户栈切换，这时，当前esp=1000，当Yield函数调用结束，即ret返回，自动弹栈。PC=204，返回A程序执行。至此，两个线程便能交替的执行任务了。

注意：Liunx内核中，并没有实现线程的机制，但为了阐述进程的实现原理，理解线程的实现原理是必要的。也正如我们在操作系统学到的那样：

线程是独立调度的基本单位，用户级线程没有进入系统内核，调用计算机资源，仅仅在用户状态下运行即可。

进程之所以是资源分配的基本单位，除了要完成用户态栈的切换，还需要内核栈的切换，其次进程的创建fork函数是系统调用，它将通过中断进入系统，调度计算机的资源。

所以，通过上述总结，进程调度的实现原理就是在线程调度的基础上，加上了内核栈与用户栈的关联步骤，并且在内核态进行两个栈的切换，即PCB的切换。来分析代码咯！

目标代码（linux/kernel/sys_call.s）：

_system_call:  cmpl $nr_system_calls-1,%eax # 调用号如果超出范围的话就在eax 中置-1 并退出。  ja bad_sys_call  push %ds # 保存原段寄存器值。  push %es  push %fs  pushl %edx # ebx,ecx,edx 中放着系统调用相应的C 语言函数的调用参数。  pushl %ecx # push %ebx,%ecx,%edx as parameters  pushl %ebx # to the system call  movl $0x10,%edx # set up ds,es to kernel space  mov %dx,%ds # ds,es 指向内核数据段(全局描述符表中数据段描述符)。  mov %dx,%es  movl $0x17,%edx # fs points to local data space  mov %dx,%fs # fs 指向局部数据段(局部描述符表中数据段描述符)。  # 下面这句操作数的含义是：调用地址 = _sys_call_table + %eax * 4。参见列表后的说明。  # 对应的C 程序中的sys_call_table 在include/linux/sys.h 中，其中定义了一个包括72 个  # 系统调用C 处理函数的地址数组表。  call _sys_call_table(,%eax,4)  pushl %eax # 把系统调用号入栈。  movl _current,%eax # 取当前任务（进程）数据结构地址??eax。  # 下面97-100 行查看当前任务的运行状态。如果不在就绪状态(state 不等于0)就去执行调度程序。  # 如果该任务在就绪状态但counter[??]值等于0，则也去执行调度程序。  cmpl $0,state(%eax) # state  jne reschedule  cmpl $0,counter(%eax) # counter  je reschedule  

在系统调用这章，详细讨论了sys_call_table的作用。今天我们便要研究透这段代码（这里插段自己学习的经验总结，遇到源码看不懂的问题，没关系，遇到知识瓶颈再正常不过了，不要花太多时间硬啃，可以放一放。随着你每天日积月累的总结，当时看不懂不代表现在看不懂，当再次回顾代码时，可以把新学的内容套用上，便能慢慢研究透源代码了）。

代码4-9行，进行了一系列的压栈操作，这便是所谓的对当前操作系统状态进行一个保存，记录当前进程运行的信息。内核栈如下：

小伙伴可能要问了，4-9行明明没有ss:sp、EFLAGS、ret的内容啊，怎么会出现在内核栈呢。还记得前文所述的进程与线程的区别嘛？进程是通过中断来完成创建的，因此在调用fork函数时，便自动产生软中断，一旦中断发生，便由硬件自动返程ss:sp、EFLAGS、ret的压栈。

仔细看上图，ss:sp指向的便是进程在用户状态下的用户栈地址。这也就实现了进程的内核栈与用户栈的关联。

注意：

ds，es，fs为当前进程的数据段。edx，ecx，ebx是系统调用规定的必要参数，ebx为系统调用的第一个参数，以此类推，edx为第三个参数。代码10-14进行内核态的切换，寄存器指向内核数据段切换到内核态后，便可以执行sys_fork函数了。同样在该目标代码中出现：

.align 2_sys_fork:    call _find_empty_process    testl %eax,%eax    js lf    push %gs    pushl %esi    pushl %edi    pushl %ebp    pushl %eax    call _copy_process    addl $20,%espl:  ret

首先调用find-empty-process函数，具体代码不再阐述了，可以翻看linux内核剖析。具体位置在linux/kernel/fork.c下，该函数的主要作用为:last_pid与当前系统内的进程号进行比较，如果当前进程号=last_pid且当前任务处于运行状态，则last_pid++；直到找到一个可用的进程号，然后返回，此时eax存放的内容便是last_pid。

函数返回可能会发生两种情况：

当eax 为负数时，直接执行ret函数，sys_fork函数调用返回

当eax为正数时，把寄存器gs、esi、edi、ebp、eax的内容压栈，并调用copy_process函数。

目标代码（linux/kernel/fork.c）：

int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,        long ebx,long ecx,long edx,        long fs,long es,long ds,        long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss){    struct task_struct *p;    int i;    struct file *f;    p = (struct task_struct *) get_free_page();    if (!p)        return -EAGAIN;    task[nr] = p;    *p = *current;    /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */    p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; //进程在建立过程中为防止被调度，设置为不可中断等待。    p->pid = last_pid; //进程的id    p->father = current->pid; //进程的父进程id    p->counter = p->priority; //进程的优先级，这个只能通过sys_nice来修改。    ......    p->tss.eax=0            //请思考作用    ......    set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));    set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));    p->state = TASK_RUNNING;    /* do this last, just in case 到此进程准备完毕，可以运行，则状态修改为就绪 */    return last_pid; //返回新建子进程的ID}

代码请注意：p->tss.eax=0，作用是什么？

copy_process函数所传入的参数对应为当前系统内核栈的参数，即nr=（%eax），ebp=（%ebp）….依此类推ss=（%ss）。该函数的主要作用是：

创建新的PCB，并且给该进程控制块分配新的物理内存

初始化PCB的内容，并且将父进程的内核栈信息全部复制给子进程的内核栈。

函数成功调用后，最终返回系统进程调用号。至此，子进程如果不出意外便算创建成功了。函数返回后，便又回到了sys_call的代码段，我们继续分析接下来的代码。

需要了解的是，子进程虽然被创建了，但目前处于就绪状态，它只是存在于内存的某处，并没有开始执行调度。因此，此时copy-process返回的便是子进程的pid，显然eax=pid且 ！0。值得注意的是，现在这个状态还是父亲进程的运行态。它将执行一系列符合条件的进程调度操作，如果幸运的话，可能也不会执行调度，直接弹栈，中断返回。

目标代码如下(linux/init/main.c)：

void main(void){        .......        move_to_user_mode();//移到用户模式下执行  什么叫做移动到用户模式下？未解 o(︶︿︶)o         if(!fork()){            init();        }        for(;;)            __asm__("int $0x80"::"a"(__NR_pause):"ax");    }

还记得操作系统初始化的这段代码嘛，这里便有一个fork调用，接着上面的分析，调用fork后，附进程的pid！=0，所以将跳过if语句往下执行，这里让进程通过sys_pause强制暂停了。再次进入中断后，操作系统开始寻找内核里存在的就绪进程，这时候发现有一个新的就绪态的子进程在默默地等待，因此通过jne reschedule执行函数的调度。reschedule将接着继续调用schedule。

目标代码（linux/kernel/sched.c）：

void schedule(void){    int i,next,c;    .......    switch_to(next);}

进入调度函数后，先忽略前述的某些优先级调度算法，直接转入switch_to函数，你会发现它是通过建立映象来完成内核栈的切换的。而内核栈切换是进程调度的核心的核心，switch_to代码的工作原理是通过TR寄存器来找到当前的tss段，当寄存器存放的内容发生改变时，便会导致TR指向的tss的内容写入CPU的所有寄存器当中，而将原来的寄存器的内容保存在原来的tss中。

代码分析：

将任务n的tss描述赋值给edx寄存器

将edx寄存器的第16位内容，传给临时变量tmp.b

执行长跳转ljmp，ljmp可分为两步：

将寄存器的内容写入当前进程的tss当中去，并且把原tss的描述符传给临时变量转给tmp.a，即给cpu寄存器拍了个照，留存下来。

将tmp.b指向的新tss的内容全部映射到寄存器中，从而完成切换。

switch_to(n)一旦完成切换，内核栈的内容便是子进程的内容了。还记得fork出p->tss.eax为什么等于0了嘛，此时切换的子进程tss.eax=0，那就意味着swicth_to后，cpu寄存器的eax=0，那么等中断返回后，！fork()条件就变成了真！还记得子进程是复制了父进程内核栈的信息了嘛，所以当子进程中断返回后，不就是返回到if后面一条语句执行吗！so，子进程便能在操作系统开始它自己的工作了。。。o(∩_∩)o