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内核初始化 第一部分
踏入内核代码的第一步（TODO: Need proofreading）
上一章是引导过程的最后一部分。从现在开始，我们将深入探究 Linux 内核的初始化过程。在解压缩完 Linux 内核镜像、并把它妥善地放入内存后，内核就开始工作了。我们在第一章中介绍了 Linux 内核引导程序，它的任务就是为执行内核代码做准备。而在本章中，我们将探究内核代码，看一看内核的初始化过程——即在启动 PID 为 1 的 init 进程前，内核所做的大量工作。
本章的内容很多，介绍了在内核启动前的所有准备工作。arch/x86/kernel/head_64.S 文件中定义了内核入口点，我们会从这里开始，逐步地深入下去。在 start_kernel 函数（定义在 init/main.c） 执行之前，我们会看到很多的初期的初始化过程，例如初期页表初始化、切换到一个新的内核空间描述符等等。
在上一章的最后一节中，我们跟踪到了 arch/x86/boot/compressed/head_64.S 文件中的 jmp 指令：
jmp *%rax
此时 rax 寄存器中保存的就是 Linux 内核入口点，通过调用 decompress_kernel （arch/x86/boot/compressed/misc.c） 函数后获得。由此可见，内核引导程序的最后一行代码是一句指向内核入口点的跳转指令。既然已经知道了内核入口点定义在哪，我们就可以继续探究 Linux 内核在引导结束后做了些什么。
内核执行的第一步
OK，在调用了 decompress_kernel 函数后，rax 寄存器中保存了解压缩后的内核镜像的地址，并且跳转了过去。解压缩后的内核镜像的入口点定义在 arch/x86/kernel/head_64.S，这个文件的开头几行如下：
__HEAD
.code64
.globl startup_64
startup_64:
...
...
...
我们可以看到 startup_64 过程定义在了 __HEAD 区段下。 __HEAD 只是一个宏，它将展开为可执行的 .head.text 区段：
#define __HEAD .section ".head.text","ax"
我们可以在 arch/x86/kernel/vmlinux.lds.S 链接器脚本文件中看到这个区段的定义：
.text : AT(ADDR(.text) - LOAD_OFFSET) {
_text = .;
...
...
...
} :text = 0x9090
除了对 .text 区段的定义，我们还能从这个脚本文件中得知内核的默认物理地址与虚拟地址。_text 是一个地址计数器，对于 x86_64 来说，它定义为：
. = __START_KERNEL;
__START_KERNEL 宏的定义在 arch/x86/include/asm/page_types.h 头文件中，它由内核映射的虚拟基址与基物理起始点相加得到：
#define _START_KERNEL (__START_KERNEL_map + __PHYSICAL_START)
#define __PHYSICAL_START ALIGN(CONFIG_PHYSICAL_START, CONFIG_PHYSICAL_ALIGN)
换句话说：
- Linux 内核的物理基址 -
0x1000000; - Linux 内核的虚拟基址 -
0xffffffff81000000.
现在我们知道了 startup_64 过程的默认物理地址与虚拟地址，但是真正的地址必须要通过下面的代码计算得到：
leaq _text(%rip), %rbp
subq $_text - __START_KERNEL_map, %rbp
没错，虽然定义为 0x1000000，但是仍然有可能变化，例如启用 kASLR 的时候。所以我们当前的目标是计算 0x1000000 与实际加载地址的差。这里我们首先将RIP相对地址（rip-relative）放入 rbp 寄存器，并且从中减去 $_text - __START_KERNEL_map 。我们已经知道， _text 在编译后的默认虚拟地址为 0xffffffff81000000， 物理地址为 0x1000000。__START_KERNEL_map 宏将展开为 0xffffffff80000000，因此对于对于第二行汇编代码，我们将得到如下的表达式：
rbp = 0x1000000 - (0xffffffff81000000 - 0xffffffff80000000)
在计算过后，rbp 的值将为 0，代表了实际加载地址与编译后的默认地址之间的差值。在我们这个例子中，0 代表了 Linux 内核被加载到了默认地址，并且没有启用 kASLR 。
在得到了 startup_64 的地址后，我们需要检查这个地址是否已经正确对齐。下面的代码将进行这项工作：
testl $~PMD_PAGE_MASK, %ebp
jnz bad_address
在这里我们将 rbp 寄存器的低32位与 PMD_PAGE_MASK 进行比较。PMD_PAGE_MASK 代表中层页目录（Page middle directory）屏蔽位（相关信息请阅读 paging 一节），它的定义如下：
#define PMD_PAGE_MASK (~(PMD_PAGE_SIZE-1))
#define PMD_PAGE_SIZE (_AC(1, UL) << PMD_SHIFT)
#define PMD_SHIFT 21
可以很容易得出 PMD_PAGE_SIZE 为 2MB 。在这里我们使用标准公式来检查对齐问题，如果 text 的地址没有对齐到 2MB，则跳转到 bad_address。
在此之后，我们通过检查高 18 位来防止这个地址过大：
leaq _text(%rip), %rax
shrq $MAX_PHYSMEM_BITS, %rax
jnz bad_address
这个地址必须不超过 46 个比特，即小于2的46次方：
#define MAX_PHYSMEM_BITS 46
OK，至此我们完成了一些初步的检查，可以继续进行后续的工作了。
修正页表基地址
在开始设置 Identity 分页之前，我们需要首先修正下面的地址：
addq %rbp, early_level4_pgt + (L4_START_KERNEL*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (510*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (511*8)(%rip)
addq %rbp, level2_fixmap_pgt + (506*8)(%rip)
如果 startup_64 的值不为默认的 0x1000000 的话， 则包括 early_level4_pgt、level3_kernel_pgt 在内的很多地址都会不正确。rbp寄存器中包含的是相对地址，因此我们把它与 early_level4_pgt、level3_kernel_pgt 以及 level2_fixmap_pgt 中特定的项相加。首先我们来看一下它们的定义：
NEXT_PAGE(early_level4_pgt)
.fill 511,8,0
.quad level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
NEXT_PAGE(level3_kernel_pgt)
.fill L3_START_KERNEL,8,0
.quad level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
.quad level2_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
NEXT_PAGE(level2_kernel_pgt)
PMDS(0, __PAGE_KERNEL_LARGE_EXEC,
KERNEL_IMAGE_SIZE/PMD_SIZE)
NEXT_PAGE(level2_fixmap_pgt)
.fill 506,8,0
.quad level1_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
.fill 5,8,0
NEXT_PAGE(level1_fixmap_pgt)
.fill 512,8,0
看起来很难理解，实则不然。首先我们来看一下 early_level4_pgt。它的前 (4096 - 8) 个字节全为 0，即它的前 511 个项均不使用，之后的一项是 level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE。我们知道 __START_KERNEL_map 是内核的虚拟基地址，因此减去 __START_KERNEL_map 后就得到了 level3_kernel_pgt 的物理地址。现在我们来看一下 _PAGE_TABLE，它是页表项的访问权限：
#define _PAGE_TABLE (_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_USER | \
_PAGE_ACCESSED | _PAGE_DIRTY)
更多信息请阅读 分页 部分.
level3_kernel_pgt 中保存的两项用来映射内核空间，在它的前 510（即 L3_START_KERNEL）项均为 0。这里的 L3_START_KERNEL 保存的是在上层页目录（Page Upper Directory）中包含__START_KERNEL_map 地址的那一条索引，它等于 510。后面一项 level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE 中的 level2_kernel_pgt 比较容易理解，它是一条页表项，包含了指向中层页目录的指针，它用来映射内核空间，并且具有如下的访问权限：
#define _KERNPG_TABLE (_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_ACCESSED | \
_PAGE_DIRTY)
level2_fixmap_pgt 是一系列虚拟地址，它们可以在内核空间中指向任意的物理地址。它们由level2_fixmap_pgt作为入口点、10MB 大小的空间用来为 vsyscalls 做映射。level2_kernel_pgt 则调用了PDMS 宏，在 __START_KERNEL_map 地址处为内核的 .text 创建了 512MB 大小的空间（这 512 MB空间的后面是模块内存空间）。
现在，在看过了这些符号的定义之后，让我们回到本节开始时介绍的那几行代码。rbp 寄存器包含了实际地址与 startup_64 地址之差，其中 startup_64 的地址是在内核链接时获得的。因此我们只需要把它与各个页表项的基地址相加，就能够得到正确的地址了。在这里这些操作如下：
addq %rbp, early_level4_pgt + (L4_START_KERNEL*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (510*8)(%rip)
addq %rbp, level3_kernel_pgt + (511*8)(%rip)
addq %rbp, level2_fixmap_pgt + (506*8)(%rip)
换句话说，early_level4_pgt 的最后一项就是 level3_kernel_pgt，level3_kernel_pgt 的最后两项分别是 level2_kernel_pgt 和 level2_fixmap_pgt， level2_fixmap_pgt 的第507项就是 level1_fixmap_pgt 页目录。
在这之后我们就得到了：
early_level4_pgt[511] -> level3_kernel_pgt[0]
level3_kernel_pgt[510] -> level2_kernel_pgt[0]
level3_kernel_pgt[511] -> level2_fixmap_pgt[0]
level2_kernel_pgt[0] -> 512 MB kernel mapping
level2_fixmap_pgt[507] -> level1_fixmap_pgt
需要注意的是，我们并不修正 early_level4_pgt 以及其他页目录的基地址，我们会在构造、填充这些页目录结构的时候修正。我们修正了页表基地址后，就可以开始构造这些页目录了。
Identity Map Paging
现在我们可以进入到对初期页表进行 Identity 映射的初始化过程了。在 Identity 映射分页中，虚拟地址会被映射到地址相同的物理地址上，即 1 : 1。下面我们来看一下细节。首先我们找到 _text 与 _early_level4_pgt 的 RIP 相对地址，并把他们放入 rdi 与 rbx 寄存器中。
leaq _text(%rip), %rdi
leaq early_level4_pgt(%rip), %rbx
在此之后我们使用 rax 保存 _text 的地址。同时，在全局页目录表中有一条记录中存放的是 _text 的地址。为了得到这条索引，我们把 _text 的地址右移 PGDIR_SHIFT 位。
movq %rdi, %rax
shrq $PGDIR_SHIFT, %rax
leaq (4096 + _KERNPG_TABLE)(%rbx), %rdx
movq %rdx, 0(%rbx,%rax,8)
movq %rdx, 8(%rbx,%rax,8)
其中 PGDIR_SHIFT 为 39。PGDIR_SHIFT表示的是在虚拟地址下的全局页目录位的屏蔽值（mask）。下面的宏定义了所有类型的页目录的屏蔽值：
#define PGDIR_SHIFT 39
#define PUD_SHIFT 30
#define PMD_SHIFT 21
此后我们就将 level3_kernel_pgt 的地址放进 rdx 中，并将它的访问权限设置为 _KERNPG_TABLE（见上），然后将 level3_kernel_pgt 填入 early_level4_pgt 的两项中。
然后我们给 rdx 寄存器加上 4096（即 early_level4_pgt 的大小），并把 rdi 寄存器的值（即 _text 的物理地址）赋值给 rax 寄存器。之后我们把上层页目录中的两个项写入 level3_kernel_pgt：
addq $4096, %rdx
movq %rdi, %rax
shrq $PUD_SHIFT, %rax
andl $(PTRS_PER_PUD-1), %eax
movq %rdx, 4096(%rbx,%rax,8)
incl %eax
andl $(PTRS_PER_PUD-1), %eax
movq %rdx, 4096(%rbx,%rax,8)
下一步我们把中层页目录表项的地址写入 level2_kernel_pgt，然后修正内核的 text 和 data 的虚拟地址：
leaq level2_kernel_pgt(%rip), %rdi
leaq 4096(%rdi), %r8
1: testq $1, 0(%rdi)
jz 2f
addq %rbp, 0(%rdi)
2: addq $8, %rdi
cmp %r8, %rdi
jne 1b
这里首先把 level2_kernel_pgt 的地址赋值给 rdi，并把页表项的地址赋值给 r8 寄存器。下一步我们来检查 level2_kernel_pgt 中的存在位，如果其为0，就把 rdi 加上8以便指向下一个页。然后我们将其与 r8（即页表项的地址）作比较，不相等的话就跳转回前面的标签 1 ，反之则继续运行。
接下来我们使用 rbp （即 _text 的物理地址）来修正 phys_base 物理地址。将 early_level4_pgt 的物理地址与 rbp 相加，然后跳转至标签 1：
addq %rbp, phys_base(%rip)
movq $(early_level4_pgt - __START_KERNEL_map), %rax
jmp 1f
其中 phys_base 与 level2_kernel_pgt 第一项相同，为 512 MB的内核映射。
跳转至内核入口点之前的最后准备
此后我们就跳转至标签1来开启 PAE 和 PGE （Paging Global Extension），并且将phys_base的物理地址（见上）放入 rax 就寄存器，同时将其放入 cr3 寄存器：
1:
movl $(X86_CR4_PAE | X86_CR4_PGE), %ecx
movq %rcx, %cr4
addq phys_base(%rip), %rax
movq %rax, %cr3
接下来我们检查CPU是否支持 NX 位：
movl $0x80000001, %eax
cpuid
movl %edx,%edi
首先将 0x80000001 放入 eax 中，然后执行 cpuid 指令来得到处理器信息。这条指令的结果会存放在 edx 中，我们把他再放到 edi 里。
现在我们把 MSR_EFER （即 0xc0000080）放入 ecx，然后执行 rdmsr 指令来读取CPU中的Model Specific Register (MSR)。
movl $MSR_EFER, %ecx
rdmsr
返回结果将存放于 edx:eax 。下面展示了 EFER 各个位的含义：
63 32
--------------------------------------------------------------------------------
| |
| Reserved MBZ |
| |
--------------------------------------------------------------------------------
31 16 15 14 13 12 11 10 9 8 7 1 0
--------------------------------------------------------------------------------
| | T | | | | | | | | | |
| Reserved MBZ | C | FFXSR | LMSLE |SVME|NXE|LMA|MBZ|LME|RAZ|SCE|
| | E | | | | | | | | | |
--------------------------------------------------------------------------------
在这里我们不会介绍每一个位的含义，没有涉及到的位和其他的 MSR 将会在专门的部分介绍。在我们将 EFER 读入 edx:eax 之后，通过 btsl 来将 _EFER_SCE （即第0位）置1，设置 SCE 位将会启用 SYSCALL 以及 SYSRET 指令。下一步我们检查 edi（即 cpuid 的结果（见上）） 中的第20位。如果第 20 位（即 NX 位）置位，我们就只把 EFER_SCE写入MSR。
btsl $_EFER_SCE, %eax
btl $20,%edi
jnc 1f
btsl $_EFER_NX, %eax
btsq $_PAGE_BIT_NX,early_pmd_flags(%rip)
1: wrmsr
如果支持 NX 那么我们就把 _EFER_NX 也写入MSR。在设置了 NX 后，还要对 cr0 （control register） 中的一些位进行设置：
X86_CR0_PE- 系统处于保护模式;X86_CR0_MP- 与CR0的TS标志位一同控制 WAIT/FWAIT 指令的功能；X86_CR0_ET- 386允许指定外部数学协处理器为80287或80387;X86_CR0_NE- 如果置位，则启用内置的x87浮点错误报告，否则启用PC风格的x87错误检测；X86_CR0_WP- 如果置位，则CPU在特权等级为0时无法写入只读内存页;X86_CR0_AM- 当AM位置位、EFLGS中的AC位置位、特权等级为3时，进行对齐检查;X86_CR0_PG- 启用分页.
#define CR0_STATE (X86_CR0_PE | X86_CR0_MP | X86_CR0_ET | \
X86_CR0_NE | X86_CR0_WP | X86_CR0_AM | \
X86_CR0_PG)
movl $CR0_STATE, %eax
movq %rax, %cr0
为了从汇编执行C语言代码，我们需要建立一个栈。首先将栈指针 指向一个内存中合适的区域，然后重置FLAGS寄存器
movq stack_start(%rip), %rsp
pushq $0
popfq
在这里最有意思的地方在于 stack_start。它也定义在当前的源文件中：
GLOBAL(stack_start)
.quad init_thread_union+THREAD_SIZE-8
对于 GLOABL 我们应该很熟悉了。它在 arch/x86/include/asm/linkage.h 头文件中定义如下：
#define GLOBAL(name) \
.globl name; \
name:
THREAD_SIZE 定义在 arch/x86/include/asm/page_64_types.h，它依赖于 KASAN_STACK_ORDER 的值:
#define THREAD_SIZE_ORDER (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
首先来考虑当禁用了 kasan 并且 PAGE_SIZE 大小为4096时的情况。此时 THREAD_SIZE 将为 16 KB，代表了一个线程的栈的大小。为什么是线程？我们知道每一个进程可能会有父进程和子进程。事实上，父进程和子进程使用不同的栈空间，每一个新进程都会拥有一个新的内核栈。在Linux内核中，这个栈由 thread_info 结构中的一个union表示：
union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};
例如，init_thread_union定义如下：
union thread_union init_thread_union __init_task_data =
{ INIT_THREAD_INFO(init_task) };
其中 INIT_THREAD_INFO 接受 task_struct 结构类型的参数，并进行一些初始化操作：
#define INIT_THREAD_INFO(tsk) \
{ \
.task = &tsk, \
.flags = 0, \
.cpu = 0, \
.addr_limit = KERNEL_DS, \
}
task_struct 结构在内核中代表了对进程的描述。因此，thread_union 包含了关于一个进程的低级信息，并且其位于进程栈底：
+-----------------------+
| |
| |
| |
| Kernel stack |
| |
| |
| |
|-----------------------|
| |
| struct thread_info |
| |
+-----------------------+
需要注意的是我们在栈顶保留了 8 个字节的空间，用来保护对下一个内存页的非法访问。
在初期启动栈设置好之后，使用 lgdt 指令来更新全局描述符表：
lgdt early_gdt_descr(%rip)
其中 early_gdt_descr 定义如下：
early_gdt_descr:
.word GDT_ENTRIES*8-1
early_gdt_descr_base:
.quad INIT_PER_CPU_VAR(gdt_page)
需要重新加载 全局描述附表 的原因是，虽然目前内核工作在用户空间的低地址中，但很快内核将会在它自己的内存地址空间中运行。下面让我们来看一下 early_gdt_descr 的定义。全局描述符表包含了32项，用于内核代码、数据、线程局部存储段等：
#define GDT_ENTRIES 32
现在来看一下 early_gdt_descr_base. 首先，gdt_page 的定义在arch/x86/include/asm/desc.h中:
struct gdt_page {
struct desc_struct gdt[GDT_ENTRIES];
} __attribute__((aligned(PAGE_SIZE)));
它只包含了一项 desc_struct 的数组gdt。desc_struct定义如下:
struct desc_struct {
union {
struct {
unsigned int a;
unsigned int b;
};
struct {
u16 limit0;
u16 base0;
unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1;
unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8;
};
};
} __attribute__((packed));
它跟 GDT 描述符的定义很像。同时需要注意的是，gdt_page结构是 PAGE_SIZE( 4096) 对齐的，即 gdt 将会占用一页内存。
下面我们来看一下 INIT_PER_CPU_VAR，它定义在 arch/x86/include/asm/percpu.h，只是将给定的参数与 init_per_cpu__连接起来：
#define INIT_PER_CPU_VAR(var) init_per_cpu__##var
所以在宏展开之后，我们会得到 init_per_cpu__gdt_page。而在 linker script 中可以发现:
#define INIT_PER_CPU(x) init_per_cpu__##x = x + __per_cpu_load
INIT_PER_CPU(gdt_page);
INIT_PER_CPU 扩展后也将得到 init_per_cpu__gdt_page 并将它的值设置为相对于 __per_cpu_load 的偏移量。这样，我们就得到了新GDT的正确的基地址。
per-CPU变量是2.6内核中的特性。顾名思义，当我们创建一个 per-CPU 变量时，每个CPU都会拥有一份它自己的拷贝，在这里我们创建的是 gdt_page per-CPU变量。这种类型的变量有很多有点，比如由于每个CPU都只访问自己的变量而不需要锁等。因此在多处理器的情况下，每一个处理器核心都将拥有一份自己的 GDT 表，其中的每一项都代表了一块内存，这块内存可以由在这个核心上运行的线程访问。这里 Theory/per-cpu 有关于 per-CPU 变量的更详细的介绍。
在加载好了新的全局描述附表之后，跟之前一样我们重新加载一下各个段：
xorl %eax,%eax
movl %eax,%ds
movl %eax,%ss
movl %eax,%es
movl %eax,%fs
movl %eax,%gs
在所有这些步骤都结束后，我们需要设置一下 gs 寄存器，令它指向一个特殊的栈 irqstack，用于处理[中断]https://en.wikipedia.org/wiki/Interrupt)：
movl $MSR_GS_BASE,%ecx
movl initial_gs(%rip),%eax
movl initial_gs+4(%rip),%edx
wrmsr
其中， MSR_GS_BASE 为：
#define MSR_GS_BASE 0xc0000101
我们需要把 MSR_GS_BASE 放入 ecx 寄存器，同时利用 wrmsr 指令向 eax 和 edx 处的地址加载数据（即指向 initial_gs）。cs, fs, ds 和 ss 段寄存器在64位模式下不用来寻址，但 fs 和 gs 可以使用。 fs 和 gs 有一个隐含的部分（与实模式下的 cs 段寄存器类似），这个隐含部分存储了一个描述符，其指向 Model Specific Registers。因此上面的 0xc0000101 是一个 gs.base MSR 地址。当发生系统调用 或者 中断时，入口点处并没有内核栈，因此 MSR_GS_BASE 将会用来存放中断栈。
接下来我们把实模式中的 bootparam 结构的地址放入 rdi （），然后跳转到C语言代码：
In the next step we put the address of the real mode bootparam structure to the rdi (remember rsi holds pointer to this structure from the start) and jump to the C code with:
movq initial_code(%rip),%rax
pushq $0
pushq $__KERNEL_CS
pushq %rax
lretq
这里我们把 initial_code 放入 rax 中，并且向栈里分别压入一个无用的地址、__KERNEL_CS 和 initial_code 的地址。随后的 lreq 指令表示从栈上弹出返回地址并跳转。initial_code 同样定义在这个文件里：
.balign 8
GLOBAL(initial_code)
.quad x86_64_start_kernel
...
...
...
可以看到 initial_code 包含了 x86_64_start_kernel 的地址，其定义在 arch/x86/kerne/head64.c：
asmlinkage __visible void __init x86_64_start_kernel(char * real_mode_data) {
...
...
...
}
这个函数接受一个参数 real_mode_data（刚才我们传入了一个实模式下的数据的地址）。
这个函数是内核中第一个执行的C语言代码！
走进 start_kernel
在我们真正到达“内核入口点”之前，还需要一些最后的准备工作：init/main.c中的start_kernel函数。
首先在 x86_64_start_kernel 函数中可以看到一些检查：
BUILD_BUG_ON(MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map);
BUILD_BUG_ON(MODULES_VADDR - __START_KERNEL_map < KERNEL_IMAGE_SIZE);
BUILD_BUG_ON(MODULES_LEN + KERNEL_IMAGE_SIZE > 2*PUD_SIZE);
BUILD_BUG_ON((__START_KERNEL_map & ~PMD_MASK) != 0);
BUILD_BUG_ON((MODULES_VADDR & ~PMD_MASK) != 0);
BUILD_BUG_ON(!(MODULES_VADDR > __START_KERNEL));
BUILD_BUG_ON(!(((MODULES_END - 1) & PGDIR_MASK) == (__START_KERNEL & PGDIR_MASK)));
BUILD_BUG_ON(__fix_to_virt(__end_of_fixed_addresses) <= MODULES_END);
这些检查包括：模块的虚拟地址不能低于内核text段基地址 __START_KERNEL_map，
BUILD_BUG_ON 宏定义如下：
There are checks for different things like virtual addresses of modules space is not fewer than base address of the kernel text - __STAT_KERNEL_map, that kernel text with modules is not less than image of the kernel and etc... BUILD_BUG_ON is a macro which looks as:
#define BUILD_BUG_ON(condition) ((void)sizeof(char[1 - 2*!!(condition)]))
我们来考虑一下这个trick是怎么工作的。首先以第一个条件 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map 为例：!!conditions 等价于 condition != 0，这代表如果 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map 为真，则 !!(condition) 为1，否则为0。随后 2*!!(condition) 将为 2 或 0。因此，这个宏将可能产生两种不同的行为：
- 编译错误。因为我们尝试取获取一个字符数组负索引处变量的大小。
- 没有编译错误。
这种C语言的trick利用常量达到了编译错误的目的。
接下来 start_kernel 调用了 cr4_init_shadow 函数，其中存储了每个CPU中 cr4 的Shadow Copy。上下文切换可能会修改 cr4 中的位，因此需要位每个CPU保存一份 cr4 的内容。在这之后将会调用 reset_early_page_tables 函数，它充值了所有的全局页目录项，同时向 cr3 中重新写入了的全局页目录表的地址：
for (i = 0; i < PTRS_PER_PGD-1; i++)
early_level4_pgt[i].pgd = 0;
next_early_pgt = 0;
write_cr3(__pa_nodebug(early_level4_pgt));
很快我们就会设置新的页表。在这里我们遍历了所有的全局页目录项（其中 PTRS_PER_PGD 为 512），将其设置为0。之后将 next_early_pgt 设置为0（会在下一篇文章中介绍细节），同时把 early_level4_pgt 的物理地址写入 cr3。__pa_nodebug 是一个宏，将被扩展为：
((unsigned long)(x) - __START_KERNEL_map + phys_base)
此后我们清空了从 __bss_stop 到 __bss_start 的 _bss 段，下一步将是建立初期 IDT（中断描述符表） 的处理代码，内容很多，我们将会留到下一个部分再来探究。
总结
第一部分关于Linux内核的初始化过程到这里就结束了。
如果你有任何问题或建议，请在twitter上联系我 0xAX，或者通过邮件与我沟通，还可以新开issue。
下一部分我们会看到初期中断处理程序的初始化过程、内核空间的内存映射等。