@ -134,11 +134,11 @@ Be careful parts of head_64.S assume startup_32 is at address 0.
Протокол: 2.07+
- Если 0, перезагрузить регистры сегмента в 32-битной точке входа.
- Если 1, не перезагружать регистры сегмента в 32-битной точке входа.
Предполагается, что %cs %ds %ss %es установлены в плоские сегменты
Предполагается, что %cs %ds %ss %es установлены в плоские сегменты
с базовым адресом 0 (или эквивалент для их среды).
```
Таким образом, если бит `KEEP_SEGMENTS` в `loadflags` не установлен, то сегментные регистры `ds`, `ss` и `es` должны быть сброшены в плоский сегментс базовым адресом `0`. Что мы и делаем:
Таким образом, если бит `KEEP_SEGMENTS` в `loadflags` не установлен, то сегментные регистры `ds`, `ss` и `es` должны быть установлены в индекс сегмента данныхс базовым адресом `0`. Что мы и делаем:
```C
testb $(1 <<6),BP_loadflags(%esi)
@ -173,7 +173,7 @@ call label
label: pop %reg
```
После этого регистр будет содержать адрес метки. Давайте посмотрим на аналогичный код поиска адреса `startup_32` в ядре Linux:
После этого регистр `%reg`будет содержать адрес метки. Давайте посмотрим на аналогичный код поиска адреса `startup_32` в ядре Linux:
```assembly
leal (BP_scratch+4)(%esi), %esp
@ -182,7 +182,7 @@ label: pop %reg
subl $1b, %ebp
```
Как вы помните из предыдущей части, регистр `esi` содержит адрес структуры [boot_params](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h#L113), которая была заполнена до перехода в защищённый режим. Структура `boot_params` содержит специальное поле `scratch`со смещением `0x1e4`. Это 4 байтное поле будет временным стеком для инструкции `call`. Мы получаем адрес поля `scratch` + 4 байта и помещаем его в регистр `esp`. Мы добавили `4` байта к базовому адресу поля `BP_scratch`, поскольку поле является временным стеком, а стек на архитектуре `x86_64` растёт сверху вниз. Таким образом, наш указатель стека будет указывать на вершину стека. Далее мы видим наш шаблон, который я описал ранее. Мы переходим на метку `1f` и помещаем её адрес в регистр `ebp`, потому что после выполнения инструкции `call` на вершине стека находится адрес возврата. Теперь у нас есть адрес метки `1f` и мы легко сможем получить адрес `startup_32`. Нам просто нужно вычесть адрес метки из адреса, который мы получили из стека:
Как вы помните из предыдущей части, регистр `esi` содержит адрес структуры [boot_params](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h#L113), которая была заполнена до перехода в защищённый режим. Структура `boot_params` содержит специальное поле `scratch`со смещением `0x1e4`. Это 4 байтное поле будет временным стеком для инструкции `call`. Мы получаем адрес поля `scratch` + `4` байта и помещаем его в регистр `esp`. Мы добавили `4` байта к базовому адресу поля `BP_scratch`, поскольку поле является временным стеком, а стек на архитектуре `x86_64` растёт сверху вниз. Таким образом, наш указатель стека будет указывать на вершину стека. Далее мы видим наш шаблон, который я описал ранее. Мы переходим на метку `1f` и помещаем её адрес в регистр `ebp`, потому что после выполнения инструкции `call` на вершине стека находится адрес возврата. Теперь у нас есть адрес метки `1f` и мы легко сможем получить адрес `startup_32`. Нам просто нужно вычесть адрес метки из адреса, который мы получили из стека:
```
startup_32 (0x0) +-----------------------+
@ -235,10 +235,14 @@ gs 0x18 0x18
Если мы выполним следующую инструкцию, `subl $1b, %ebp`, мы увидим следующее:
```
nexti
(gdb) nexti
...
...
...
ebp 0x100000 0x100000
...
...
...
```
Да, всё верно. Адрес `startup_32` равен `0x100000`. После того как мы узнали адрес метки `startup_32`, мы можем начать подготовку к переходу в [long mode](https://en.wikipedia.org/wiki/Long_mode). Наша следующая цель - настроить стек и убедится в том, что CPU поддерживает long mode и [SSE](http://en.wikipedia.org/wiki/Streaming_SIMD_Extensions).
@ -300,8 +304,8 @@ no_longmode:
Это создает образ ядра, который сохраняет информацию о релокации
поэтому он может быть загружен где-либо, кроме стандартного 1 Мб.
Примечание: Если CONFIG_RELOCATABLE=y, то ядро запускается с адреса,
на который он был загружен, а физический адрес времени компиляции
Примечание: Если CONFIG_RELOCATABLE=y, то ядро запускается с адреса,
на который он был загружен, а физический адрес времени компиляции
(CONFIG_PHYSICAL_START) используется как минимальная локация.
Как мы можем видеть, он просто расширяет адрес до значения выравнивания `CONFIG_PHYSICAL_ALIGN` и представляет собой физический адрес, по которому будет загружено ядро. После сравнения `LOAD_PHYSICAL_ADDR` и значения регистра `ebx`, мы добавляем смещение от `startup_32`, по которому будет происходить декомпрессия образа ядра. Если во время компиляции параметр `CONFIG_RELOCATABLE` не включён, мы просто помещаем адрес по умолчанию и добавляем к нему `z_extract_offset`.
После всех расчётов у нас в распоряжении `ebp`, содержащий адрес, по которому будет происходить загрузка, и `ebx`, содержащий адрес, по которому ядро будет перемещено после декомпрессии.
После всех расчётов у нас в распоряжении `ebp`, содержащий адрес, по которому будет происходить загрузка, и `ebx`, содержащий адрес, по которому ядро будет перемещено после декомпрессии. Но это еще не конец. Сжатый образ ядра должен быть перемещён в конец буфера декомпрессии, чтобы упростить вычисления местоположения, по которому ядро будет расположено позже:
```assembly
movl BP_init_size(%esi), %eax
subl $_end, %eax
addl %eax, %ebx
```
мы помещаем значение из `boot_params.BP_init_size` (или значение заголовка настройки ядра из `hdr.init_size`) в регистр `eax`. `BP_init_size` содержит наибольшее значение между сжатым и распакованным [vmlinux](https://en.wikipedia.org/wiki/Vmlinux). Затем мы вычитаем адрес символа `_end` из этого значения и добавляем результат вычитания в регистр `ebx`, который хранит базовый адрес для декомпрессии ядра.
Теперь, когда у нас есть базовый адрес, на который мы будем перемещать сжатое ядро, нам необходимо сделать последний шаг, прежде чем мы сможем перейти в 64-битный режим. Во-первых, нам необходимо обновить [глобальную таблицу дескрипторов](https://en.wikipedia.org/wiki/Global_Descriptor_Table):
Теперь, когда у нас есть базовый адрес, на который мы будем перемещать сжатое ядро, нам необходимо сделать последний шаг, прежде чем мы сможем перейти в 64-битный режим. Во-первых, нам необходимо обновить [глобальную таблицу дескрипторов](https://en.wikipedia.org/wiki/Global_Descriptor_Table)с 64-битными сегментами, потому что перемещаемое ядро может быть запущено по любому адресу ниже 512 Гб:
```assembly
leal gdt(%ebp), %eax
movl %eax, gdt+2(%ebp)
addl %ebp, gdt+2(%ebp)
lgdt gdt(%ebp)
```
Здесь мы помещаем базовый адрес из регистра `ebp`со смещением `gdt` в регистр `eax`. Далее мы помещаем этот адрес в регистр `ebp`со смещением `gdt+2` и загружаем `глобальную таблицу дескрипторов`с помощью инструкции `lgdt`. Чтобы понять магию смещений `gdt`, нам необходимо посмотреть на определение `глобальной таблицы дескрипторов`. Мы можем найти его в этом же [файле](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S) исходного кода:
Здесь мы настраиваем базовый адрес `глобальной таблицы дескрипторов` на адрес, где мы фактически загружены, и загружаем таблицу с помощью инструкции `lgdt`.
Чтобы понять магию смещений `gdt`, нам нужно взглянуть на определение `глобальной таблицы дескрипторов`. Мы можем найти его определение в том же [файле](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S) исходного кода:
```assembly
.data
@ -360,7 +373,7 @@ gdt:
.word gdt_end - gdt
.long gdt
.word 0
.quad 0x0000000000000000 /* Нулевой дескриптор */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* __KERNEL32_CS *//
.quad 0x00af9a000000ffff /* __KERNEL_CS */
.quad 0x00cf92000000ffff /* __KERNEL_DS */
.quad 0x0080890000000000 /* Дескриптор TS */
@ -368,14 +381,11 @@ gdt:
gdt_end:
```
Мы видим, что она расположена в секции `.data` и содержит пять дескрипторов: нулевой дескриптор, сегмент кода ядра, сегмент данных ядра и два дескриптора задач. Мы уже загрузили `глобальную таблицу дескрипторов` в предыдущей [части](linux-bootstrap-3.md), и теперь мы делаем почти то же самое здесь, но теперь дескрипторы с`CS.L = 1` и `CS.D = 0` для выполнения в 64-битном режиме. Как мы видим, определение `gdt` начинается с двух байт: `gdt_end - gdt`, который представляет последний байт `gdt` или лимит таблицы. Следующие 4 байта содержат базовый адрес `gdt`. Вы должны помнить, что `глобальная таблица дескрипторов` хранится в 48-битном `GDTR`, который состоит из двух частей:
Мы видим, что она расположена в секции `.data` и содержит пять дескрипторов: `32-битный` дескриптор для сегмента кода ядра, `64-битный` сегмент ядра, сегмент данных ядра и два дескриптора задач.
* размер (16-бита) глобальной таблицы дескрипторов;
* адрес (32-бита) глобальной таблицы дескрипторов.
Мы уже загрузили `глобальную таблицу дескрипторов` в предыдущей [части](linux-bootstrap-3.md), и теперь мы делаем почти то же самое здесь, но теперь дескрипторы с`CS.L = 1` и `CS.D = 0` для выполнения в 64-битном режиме. Как мы видим, определение `gdt` начинается с двух байт: `gdt_end - gdt`, который представляет последний байт `gdt` или лимит таблицы. Следующие 4 байта содержат базовый адрес `gdt`.
Таким образом, мы помещаем адрес `gdt` в регистр `eax`, а затем помещаем его в `.long gdt` или `gdt+2` в нашем ассемблерном коде. Теперь мы имеем сформированную структуру для регистра `GDTR` и можем загрузить `глобальную таблицу дескрипторов`с помощью инструкции `lgtd`.
После того как `глобальная таблица дескрипторов` загружена, нам необходимо включить режим [PAE](http://en.wikipedia.org/wiki/Physical_Address_Extension), поместив значение регистра `cr4` в `eax`, установить в нём пятый бит и загрузить его снова в `cr4`:
После того как `глобальная таблица дескрипторов` загружена с помощью инструкции `lgdt`, нам необходимо включить режим [PAE](http://en.wikipedia.org/wiki/Physical_Address_Extension), поместив значение регистра `cr4` в `eax`, установить в нём пятый бит и загрузить его снова в `cr4`:
```assembly
movl %cr4, %eax
@ -430,11 +440,13 @@ Long mode является расширением унаследованного
```assembly
leal pgtable(%ebx), %edi
xorl %eax, %eax
movl $((4096*6)/4), %ecx
movl $(BOOT_INIT_PGT_SIZE/4), %ecx
rep stosl
```
Мы помещаем адрес `pgtable + ebx` (вы помните, что `ebx` содержит адрес, по которому ядро будет перемещено после декомпрессии) в регистр `edi`, очищаем регистр `eax` и устанавливаем регистр `ecx` в `6144`. Инструкция `rep stosl` записывает значение `eax` в `edi`, увеличивает значение в регистре `edi` на `4` и уменьшает значение в регистре `ecx` на `1`. Эта операция будет повторятся до тех пор, пока значение регистра `ecx` больше нуля. Вот почему мы установили `ecx` в `6144`.
Мы помещаем адрес `pgtable + ebx` (вы помните, что `ebx` содержит адрес, по которому ядро будет перемещено после декомпрессии) в регистр `edi`, очищаем регистр `eax` и устанавливаем регистр `ecx` в `6144`.
Инструкция `rep stosl` записывает значение `eax` в `edi`, увеличивает значение в регистре `edi` на `4` и уменьшает значение в регистре `ecx` на `1`. Эта операция будет повторятся до тех пор, пока значение регистра `ecx` больше нуля. Вот почему мы установили `ecx` в `6144` (или `BOOT_INIT_PGT_SIZE/4`).
Структура `pgtable` определена в конце файла [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S):
@ -442,10 +454,21 @@ Long mode является расширением унаследованного
.section ".pgtable","a",@nobits
.balign 4096
pgtable:
.fill 6*4096, 1, 0
.fill BOOT_PGT_SIZE, 1, 0
```
Как мы видим, она находится в секции `.pgtable` и имеет размер `24`Кб.
Как мы видим, она находится в секции `.pgtable` и его размер зависит от опции конфигурации ядра `CONFIG_X86_VERBOSE_BOOTUP`:
```C
# ifdef CONFIG_X86_VERBOSE_BOOTUP
# define BOOT_PGT_SIZE (19*4096)
# else /* !CONFIG_X86_VERBOSE_BOOTUP */
# define BOOT_PGT_SIZE (17*4096)
# endif
# else /* !CONFIG_RANDOMIZE_BASE */
# define BOOT_PGT_SIZE BOOT_INIT_PGT_SIZE
# endif
```
После того как мы получили буфер для `pgtable`, мы можем начать с создания таблицы страниц верхнего уровня - `PML4` - следующим образом:
@ -523,6 +546,7 @@ pgtable:
После этого мы помещаем адрес в стек и включаем поддержку подкачки страниц путём установки битов `PG` и `PE` в регистре `cr0`:
Мы остановились прямо перед переходом к 64-битной точке входа - `startup_64`, расположенной в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S). В предыдущей части мы уже видели переход к `startup_64` в `startup_32`:
Мы остановились прямо перед переходом к `64-битной` точке входа - `startup_64`, расположенной в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S). В предыдущей части мы уже видели переход к `startup_64` в `startup_32`:
```assembly
pushl $__KERNEL_CS
@ -24,7 +24,7 @@
lret
```
в предыдущей части, `startup_64` начал свою работу. Так как мы загрузили новую глобальную таблицу дескрипторов, и был переход CPU в другой режим (в нашем случае в 64-битный режим), мы можем видеть настройку сегментов данных в начале `startup_64`:
Так как мы загрузили новую `глобальную таблицу дескрипторов`, и был переход CPU в другой режим (в нашем случае в `64-битный` режим), мы можем видеть настройку сегментов данных в начале `startup_64`:
```assembly
.code64
@ -38,7 +38,7 @@ ENTRY(startup_64)
movl %eax, %gs
```
Все сегментные регистры, кроме `cs`, теперь указывают на `ds`, равный `0x18` (если вы не понимаете, почему `0x18`, прочтите предыдущую часть).
Все сегментные регистры, кроме регистра `cs`, теперь сброшены после того как мы перешли в `long mode`.
Следующий шаг - вычисление разницы между адресом, по которому скомпилировано ядро, и адресом, по которому оно было загружено:
@ -97,7 +97,7 @@ boot_stack_end:
popq %rsi
```
Прежде всего, мы помещаем `rsi` в стек. Нам нужно сохранить значение `rsi`, потому что теперь этот регистр хранит указатель на `boot_params`, которая является структурой режима реальных адресов, содержащая связанные с загрузкой данные (вы должны помнить эту структуру, мы заполняли её в начале кода настройки ядра). В конце этого кода мы снова восстановим указатель на `boot_params` в `rsi`.
Прежде всего, мы помещаем `rsi` в стек. Нам нужно сохранить значение `rsi`, потому что теперь этот регистр хранит указатель на `boot_params`, которая является структурой режима реальных адресов, содержащая связанные с загрузкой данные (вы должны помнить эту структуру, мы заполняли её в начале кода настройки ядра). В конце этого кода мы снова восстановим указатель на `boot_params` в `rsi`.
Следующие две инструкции `leaq` вычисляют эффективные адреса `rip` и `rbx`со смещением `_bss - 8` и помещают их в `rsi` и `rdi`. Зачем мы вычисляем эти адреса? На самом деле сжатый образ ядра находится между этим кодом копирования (от `startup_32` до текущего кода) и кодом декомпрессии. Вы можете проверить это, посмотрев сценарий компоновщика - [arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/vmlinux.lds.S):
@ -144,7 +144,7 @@ relocated:
...
```
`.rodata..compressed` содержит сжатый образ ядра. Таким образом, `rsi` будет содержать абсолютный адрес `_bss - 8`, а`rdi` будет содержать относительный адрес релокации `_bss - 8`. Когда мы сохраняем эти адреса в регистрах, мы помещаем адрес `_bss` в регистр `rcx`. Как вы можете видеть в скрипте компоновщика `vmlinux.lds.S`, он находится в конце всех секций с кодом настройки/ядра. Теперь мы можем начать копирование данных из `rsi` в `rdi` по `8` байт с помощью инструкции `movsq`.
`.rodata..compressed` содержит сжатый образ ядра. Таким образом, `rsi` будет содержать абсолютный адрес `_bss - 8`, а`rdi` будет содержать относительный адрес релокации `_bss - 8`. Когда мы сохраняем эти адреса в регистрах, мы помещаем адрес `_bss` в регистр `rcx`. Как вы можете видеть в скрипте компоновщика `vmlinux.lds.S`, он находится в конце всех секций с кодом настройки/ядра. Теперь мы можем начать копирование данных из `rsi` в `rdi` по `8` байт с помощью инструкции `movsq`.
Обратите внимание на инструкцию `std` перед копированием данных: она устанавливает флаг `DF`, означающий, что `rsi` и `rdi` будут уменьшаться. Другими словами, мы будем копировать байты задом наперёд. В конце мы очищаем флаг `DF`с помощью инструкции `cld` и восстанавливаем структуру `boot_params` в `rsi`.
@ -171,24 +171,21 @@ relocated:
Нам нужно инициализировать секцию `.bss`, потому что скоро мы перейдём к коду на [C](https://en.wikipedia.org/wiki/C_%28programming_language%29). Здесь мы просто очищаем `eax`, помещаем адрес `_bss` в `rdi` и `_ebss` в `rcx`, и заполняем его нулями с помощью инструкции `rep stosq`.
В конце мы видим вызов функции `decompress_kernel`:
В конце мы видим вызов функции `extract_kernel`:
```assembly
pushq %rsi
movq $z_run_size, %r9
pushq %r9
movq %rsi, %rdi
leaq boot_heap(%rip), %rsi
leaq input_data(%rip), %rdx
movl $z_input_len, %ecx
movq %rbp, %r8
movq $z_output_len, %r9
call decompress_kernel
popq %r9
call extract_kernel
popq %rsi
```
Мы снова устанавливаем `rdi` в указатель на структуру `boot_params` и вызываем `decompress_kernel` из [arch/x86/boot/compressed/misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c) с семью аргументами:
Мы снова устанавливаем `rdi` в указатель на структуру `boot_params` и сохраняем его в стек. В то же время мы устанавливаем `rsi` для указания на область, которая должа использоваться для распаковки ядра. Последним шагом является подготовка параметров `extract_kernel` и вызов этой функции для распаковки ядра. Функция `extract_kernel` определена в [arch/x86/boot/compressed/misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c) и принимает шесть аргументов:
* `rmode` - указатель на структуру [boot_params](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973//arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h#L114), которая заполнена загрузчиком или во время ранней инициализации ядра;
* `heap` - указатель на `boot_heap`, представляющий собой начальный адрес ранней загрузочной кучи;
@ -196,14 +193,13 @@ relocated:
* `input_len` - размер сжатого ядра;
* `output` - начальный адрес будущего распакованного ядра;
* `output_len` - размер распакованного ядра;
* `run_size` - объём пространства, необходимый для запуска ядра, включая секции `.bss` и `.brk`.
Все аргументы буду передаваться через регистры согласно [двоичному интерфейсу приложений System V (ABI)](http://www.x86-64.org/documentation/abi.pdf). Мы закончили подготовку и переходим к декомпрессии ядра.
Как мы видели в предыдущем абзаце, функция `decompress_kernel` определена [arch/x86/boot/compressed/misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c) и содержит семь аргументов. Эта функция начинается с инициализации видео/консоли, которую мы уже видели в предыдущих частях. Нам нужно сделать это ещё раз, потому что мы не знаем, находились ли мы в [режиме реальных адресов](https://en.wikipedia.org/wiki/Real_mode), использовался ли загрузчик, или загрузчик использовал 32 или 64-битный протокол загрузки.
Как мы видели в предыдущем абзаце, функция `extract_kernel` определена [arch/x86/boot/compressed/misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c) и содержит шесть аргументов. Эта функция начинается с инициализации видео/консоли, которую мы уже видели в предыдущих частях. Нам нужно сделать это ещё раз, потому что мы не знаем, находились ли мы в [режиме реальных адресов](https://en.wikipedia.org/wiki/Real_mode), использовался ли загрузчик, или загрузчик использовал `32` или `64-битный` протокол загрузки.
После первых шагов инициализации мы сохраняем указатели на начало и конец свободной памяти:
@ -212,7 +208,7 @@ free_mem_ptr = heap;
free_mem_end_ptr = heap + BOOT_HEAP_SIZE;
```
где `heap` является вторым параметром функции `decompress_kernel`, который мы получили в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S):
где `heap` является вторым параметром функции `extract_kernel`, который мы получили в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S):
```assembly
leaq boot_heap(%rip), %rsi
@ -225,34 +221,20 @@ boot_heap:
.fill BOOT_HEAP_SIZE, 1, 0
```
где `BOOT_HEAP_SIZE` - это макрос, который раскрывается в `0x8000` (`0x400000` в случае `bzip2` ядра) и представляет собой размер кучи.
где `BOOT_HEAP_SIZE` - это макрос, который раскрывается в `0x10000` (`0x400000` в случае `bzip2` ядра) и представляет собой размер кучи.
После инициализации указателей кучи, следующий шаг - вызов функции `choose_random_location` из [arch/x86/boot/compressed/kaslr.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/kaslr.c#L425). Как можно догадаться из названия функции, она выбирает ячейку памяти, в которой будет разархивирован образ ядра. Может показаться странным, что нам нужно найти или даже `выбрать` место для декомпрессии сжатого образа ядра, но ядро Linux поддерживает технологию [kASLR](https://en.wikipedia.org/wiki/Address_space_layout_randomization), которая позволяет загрузить распакованное ядро по случайному адресу из соображений безопасности. Давайте откроем файл [arch/x86/boot/compressed/kaslr.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/kaslr.c#L425) и посмотри на `choose_random_location`.
Во-первых, если опция `CONFIG_HIBERNATION` установлена, `choose_random_location` пытается найти опцию `kaslr`, в противном случае опцию `nokaslr`:
Во-первых, если опция `CONFIG_HIBERNATION` установлена, `choose_random_location` пытается найти опцию `nokaslr` в коммандной строке ядра Linux:
```C
#ifdef CONFIG_HIBERNATION
if (!cmdline_find_option_bool("kaslr")) {
debug_putstr("KASLR disabled by default...\n");
goto out;
}
#else
if (cmdline_find_option_bool("nokaslr")) {
debug_putstr("KASLR disabled by cmdline...\n");
goto out;
}
#endif
```
Если опция конфигурации ядра `CONFIG_HIBERNATION` включена во время конфигурации ядра и в командной строке отсутствует опция `kaslr`, выводится надпись `KASLR disabled by default...` и совершается переход на метку `out`:
```C
out:
return (unsigned char *)choice;
if (cmdline_find_option_bool("nokaslr")) {
debug_putstr("KASLR disabled by cmdline...\n");
return;
}
```
где мы просто возвращаем параметр `output`, который мы передали в `choose_random_location`, без изменений. Если опция `CONFIG_HIBERNATION` выключена и опция `nokaslr` присутствует, мы снова переходим на метку `out`.
и выходим, если опция присутствует.
На время предположим, что ядро сконфигурировано с включённой рандомизацией и попытаемся понять, что такое `kASLR`. Мы можем найти информацию об этом в [документации](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/Documentation/kernel-parameters.txt):
@ -260,19 +242,18 @@ out:
kaslr/nokaslr [X86]
Включение/выключение базового смещения ASLR ядра и модуля
(рандомизация размещения адресного пространства), если оно встроено в ядро.
Если выбран CONFIG_HIBERNATION, kASLR отключён по умолчанию.
(рандомизация размещения адресного пространства), если оно встроено в ядро.
Если выбран CONFIG_HIBERNATION, kASLR отключён по умолчанию.
Если kASLR включён, спящий режим будет выключен.
```
Это означает, что мы можем передать опцию `kaslr` в командную строку ядра и получить случайный адрес для распаковки ядра (вы можете прочитать больше о ASLR [здесь](https://en.wikipedia.org/wiki/Address_space_layout_randomization)). Итак, наша текущая цель - найти случайный адрес, где мы сможем `безопасно` распаковать ядро Linux. Повторюсь: `безопасно`. Что это означает в данном контексте? Вы можете помнить, что помимо кода декомпрессора и непосредственно образа ядра в памяти есть несколько небезопасных мест. Например, образ [initrd](https://en.wikipedia.org/wiki/Initrd) также находится в памяти, и мы не должны перекрывать его распакованным ядро.
Следующая функция поможет нам найти безопасное место, где мы можем распаковать ядро. Это функция `mem_avoid_init`. Она определена в том же [файле](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/kaslr.c) исходного кода и принимает 4 аргумента, которые мы видели в функции `decompress_kernel`:
Следующая функция поможет нам создать страницы отображений "один в один" (identity mapping), чтобы избежать небезопасных мест в ОЗУ и распаковывать ядро. И после этого мы должны найти безопасное место, где мы можем распаковать ядро. Это функция `mem_avoid_init`. Она определена в том же [файле](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/kaslr.c) исходного кода и принимает три аргумента, которые мы видели в функции `extract_kernel`:
* `input_data` - указатель на начало сжатого ядра, или, другими словами, указатель на `arch/x86/boot/compressed/vmlinux.bin.bz2`;
* `input_len` - размер сжатого ядра;
* `output` - начальный адрес будущего распакованного ядра;
* `output_len` - размер распакованного ядра.
Основной точкой этой функции является заполнение массива структур `mem_vector`:
@ -336,7 +317,9 @@ Offset Proto Name Meaning
Итак, мы берём `ext_ramdisk_image` и `ext_ramdisk_size`, сдвигаем их влево на `32` (теперь они будут содержать младшие 32 бита в старших битах) и получаем начальный адрес и размер `initrd`. Далее мы сохраняем их в массиве `mem_avoid`.
Следующим шагом после того как мы собрали все небезопасные области памяти в массиве `mem_avoid`, будет поиск случайного адреса, который не пересекается с небезопасными областями, используя функцию `find_random_addr`. Прежде всего, мы можем видеть выравнивание выходного адреса в функции `find_random_addr`:
Следующим шагом после того как мы собрали все небезопасные области памяти в массиве `mem_avoid`, будет поиск случайного адреса, который не пересекается с небезопасными областями, используя функцию `find_random_phys_addr`.
Прежде всего, мы можем видеть выравнивание выходного адреса в функции `find_random_addr`:
Вы можете помнить опцию конфигурации `CONFIG_PHYSICAL_ALIGN` из предыдущей части. Эта опция предоставляет значение, по которому ядро должно быть выровнено, и по умолчанию оно составляет `0x200000`. После получения выровненного выходного адреса, мы просматриваем области памяти, которые мы получили с помощью BIOS-сервиса [e820](https://en.wikipedia.org/wiki/E820) и собираем подходящие для распакованного образа ядра:
Напомним, что мы собрали `e820_entries` во [второй части](https://github.com/proninyaroslav/linux-insides-ru/blob/master/Booting/linux-bootstrap-2.md#Обнаружение-памяти). Функция `process_e820_entry` совершает некоторые проверки: что область памяти `e820` не является `non-RAM`, что начальный адрес области памяти не больше максимального допустимого смещения `aslr` offset, и что область памяти находится выше минимальной локации загрузки:
Напомним, что мы собрали `e820_entries` во [второй части](https://github.com/proninyaroslav/linux-insides-ru/blob/master/Booting/linux-bootstrap-2.md#Обнаружение-памяти). Функция `process_e820_entries` совершает некоторые проверки: что область памяти `e820` не является `non-RAM`, что начальный адрес области памяти не больше максимального допустимого смещения `aslr` offset, и что область памяти находится выше минимальной локации загрузки:
```C
struct mem_vector region, img;
if (entry->type != E820_RAM)
return;
if (entry->addr >= CONFIG_RANDOMIZE_BASE_MAX_OFFSET)
return;
if (entry->addr + entry->size <minimum)
return;
for (i = 0; i <boot_params->e820_entries; i++) {
...
...
...
process_mem_region(®ion, minimum, image_size);
...
...
...
}
```
После этого мы сохраняем начальный адрес и размер области памяти `e820` в структуре `mem_vector` (мы видели определение этой структуры выше):
и вызываем `process_mem_region` для допустимых областей памяти. Функция `process_mem_region` обрабатывает данные области памяти и сохраняет их в массив структур `slot_area` - `slot_areas`.
```C
region.start = entry->addr;
region.size = entry->size;
```
Во время сохранения значений мы также выравниваем `region.start`, как это делали в функции `find_random_addr` и проверяем, что мы не получили адрес, который находится за пределами области оригинальной памяти:
На следующем этапе мы уменьшаем размер области памяти, чтобы не включить отклонённые области в начале, и гарантируем, что последний адрес в области памяти меньше, чем `CONFIG_RANDOMIZE_BASE_MAX_OFFSET`, поэтому конец образа ядра будет меньше чем максимальное смещение `aslr`:
После завершения `process_mem_region`у нас будет массив адресов, безопасных для распакованного ядра. Затем мы вызываем функцию `slots_fetch_random`, чтобы получить случайный элемент из этого массива:
И наконец, мы просматриваем все небезопасные области памяти и проверяем, что область не перекрывает небезопасные области, такие как командная строка ядра, initrd и т.д:
```C
for (img.start = region.start, img.size = image_size ;
mem_contains(®ion, &img) ;
img.start += CONFIG_PHYSICAL_ALIGN) {
if (mem_avoid_overlap(&img))
continue;
slots_append(img.start);
for (i = 0; i <slot_area_index;i++){
if (slot >= slot_areas[i].num) {
slot -= slot_areas[i].num;
continue;
}
```
Если область памяти не перекрывает небезопасные области, мы вызываем функцию `slots_append`с начальным адресом области. Функция `slots_append` просто собирает начальные адреса областей памяти в массив `slots`:
static unsigned long slots[CONFIG_RANDOMIZE_BASE_MAX_OFFSET /
CONFIG_PHYSICAL_ALIGN];
static unsigned long slot_max;
```
После завершения `process_e820_entry`у нас будет массив адресов, безопасных для распакованного ядра. Затем мы вызываем функцию `slots_fetch_random` для того, чтобы получить случайный адрес из этого массива:
```C
if (slot_max == 0)
return 0;
return slots[get_random_long() % slot_max];
if (region.start + region.size > CONFIG_RANDOMIZE_BASE_MAX_OFFSET)
где функция `get_random_long` проверяет различные флаги CPU, такие как `X86_FEATURE_RDRAND` или `X86_FEATURE_TSC`, и выбирает метод для получения случайного числа (это может быть инструкция RDRAND, счётчик временных меток, программируемый интервальный таймер и т.д.). После извлечения случайного адреса, `choose_random_location` завершает свою работу.
где функция `kaslr_get_random_long` проверяет различные флаги CPU, такие как `X86_FEATURE_RDRAND` или `X86_FEATURE_TSC`, и выбирает метод для получения случайного числа (это может быть инструкция RDRAND, счётчик временных меток, программируемый интервальный таймер и т.д.). После извлечения случайного адреса, `choose_random_location` завершает свою работу.
Теперь вернёмся к [misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c#L404). После получения адреса для образа ядра мы должны были совершить некоторые проверки и убедиться в том, что полученный случайный адрес правильно выровнен и является корректным.
Теперь мы вернёмся к [misc.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/misc.c#L404). После получения адреса для образа ядра мы должны были совершить некоторые проверки и убедиться в том, что полученный случайный адрес правильно выровнен и является корректным.
После этого мы увидим знакомое сообщение:
```
Decompressing Linux...
Decompressing Linux...
```
и вызываем функцию `__decompress`, которая будет распаковывать ядро. Функция `__decompress` зависит от того, какой алгоритм декомпрессии был выбран во время компиляции:
@ -525,9 +475,9 @@ if (ehdr.e_ident[EI_MAG0] != ELFMAG0 ||
}
```
С этого момента все загружаемые сегменты находятся в правильном месте. Последняя функция - `handle_relocations` - корректирует адреса в образе ядра и вызывается только в том случае, если `kASLR` был включён во время конфигурации ядра.
С этого момента все загружаемые сегменты находятся в правильном месте. Реализация последней функции - `handle_relocations` зависит от опции конфигурации ядра `CONFIG_X86_NEED_RELOCS` и если она включена, то эта функция корректирует адреса в образе ядра и вызывается только в том случае, если `kASLR` был включён во время конфигурации ядра.
После перемещения ядра мы возвращаемся из `decompress_kernel` обратно в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S). Адрес ядра находится в регистре `rax` и мы совершаем переход по нему:
После перемещения ядра мы возвращаемся из `extract_kernel` обратно в [arch/x86/boot/compressed/head_64.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/16f73eb02d7e1765ccab3d2018e0bd98eb93d973/arch/x86/boot/compressed/head_64.S). Адрес ядра находится в регистре `rax` и мы совершаем переход по нему:
Это конец пятой и последней части процесса загрузки ядра Linux. Мы больше не увидим статей о загрузке ядра (возможны обновления этой и предыдущих статей), но будет много статей о других внутренних компонентах ядра.
Это конец пятой и последней части процесса загрузки ядра Linux. Мы больше не увидим статей о загрузке ядра (возможны обновления этой и предыдущих статей), но будет много статей о других внутренних компонентах ядра.
Следующая глава посвящена инициализации ядра, и мы увидим первые шаги в коде инициализации ядра Linux.
proninyaroslav
7 years ago