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。
1
init
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。
start_kernel
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。
rax
decompress_kernel
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：
startup_64
__HEAD
.head.text
#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：
.text
_text
. = __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：
__START_KERNEL
#define _START_KERNEL (__START_KERNEL_map + __PHYSICAL_START) #define __PHYSICAL_START ALIGN(CONFIG_PHYSICAL_START, CONFIG_PHYSICAL_ALIGN)
换句话说：
0x1000000
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：
rip-relative
rbp
$_text - __START_KERNEL_map
__START_KERNEL_map
0xffffffff80000000
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 。
0
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：
PMD_PAGE_MASK
Page middle directory
#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。
PMD_PAGE_SIZE
2MB
text
bad_address
在此之后，我们通过检查高 18 位来防止这个地址过大：
18
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：
46
#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。
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：
early_level4_pgt
level3_kernel_pgt
level2_fixmap_pgt
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：
511
level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE
_PAGE_TABLE
#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：
510
L3_START_KERNEL
level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
level2_kernel_pgt
#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）。
10
PDMS
512
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：
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。
level1_fixmap_pgt
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。
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。
1 : 1
_early_level4_pgt
rdi
rbx
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。
PGDIR_SHIFT
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：
39
#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。
rdx
_KERNPG_TABLE
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：
4096
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。
r8
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：
phys_base
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。
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：
PAE
PGE
cr3
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。
0x80000001
eax
cpuid
edx
edi
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)。
MSR_EFER
0xc0000080
ecx
rdmsr
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：
edx:eax
EFER
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
SCE
SYSCALL
SYSRET
20
NX
EFER_SCE
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：
_EFER_NX
cr0
X86_CR0_PE
X86_CR0_MP
X86_CR0_ET
X86_CR0_NE
X86_CR0_WP
X86_CR0_AM
X86_CR0_PG
#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：
stack_start
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：
GLOABL
#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:
THREAD_SIZE
KASAN_STACK_ORDER
#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：
PAGE_SIZE
16
线程
thread_info
union thread_union { struct thread_info thread_info; unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)]; };
例如，init_thread_union定义如下：
init_thread_union
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：
INIT_THREAD_INFO
task_struct
#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：
thread_union
+-----------------------+ | | | | | | | 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。
8
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
lgdt early_gdt_descr(%rip)
其中 early_gdt_descr 定义如下：
early_gdt_descr
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：
全局描述附表
#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:
early_gdt_descr_base
gdt_page
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:
desc_struct
gdt
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。
GDT
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：
INIT_PER_CPU_VAR
init_per_cpu__
#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:
init_per_cpu__gdt_page
#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。
INIT_PER_CPU
__per_cpu_load
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 Concepts/per-cpu 有关于 per-CPU 变量的更详细的介绍。
per-CPU
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：
gs
irqstack
movl $MSR_GS_BASE,%ecx movl initial_gs(%rip),%eax movl initial_gs+4(%rip),%edx wrmsr
其中， MSR_GS_BASE 为：
MSR_GS_BASE
#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。
wrmsr
initial_gs
cs
fs
ds
ss
0xc0000101
gs.base
接下来我们把实模式中的 bootparam 结构的地址放入 rdi (要记得 rsi 从一开始就保存了这个结构体的指针)，然后跳转到C语言代码：
rsi
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：
initial_code
__KERNEL_CS
lreq
.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：
x86_64_start_kernel
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（刚才我们把实模式下数据的地址保存到了 rdi 寄存器中）。
real_mode_data
这个函数是内核中第一个执行的C语言代码！
在我们真正到达“内核入口点”-init/main.c中的start_kernel函数之前，我们还需要最后的准备工作：
首先在 x86_64_start_kernel 函数中可以看到一些检查工作：
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 ，包含模块的内核 text 段的空间大小不能小于内核镜像大小等等。BUILD_BUG_ON 宏定义如下：
BUILD_BUG_ON
#define BUILD_BUG_ON(condition) ((void)sizeof(char[1 - 2*!!(condition)]))
我们来理解一下这些巧妙的设计是怎么工作的。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。执行2*!!(condition)之后数值变为 2 或 0。因此，这个宏执行完后可能产生两种不同的行为：
MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map
!!conditions
condition != 0
!!(condition)
2*!!(condition)
2
就是这么简单，通过C语言中某些常量导致编译错误的技巧实现了这一设计。
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，因此需要保存每个CPU中 cr4 的内容。在这之后将会调用 reset_early_page_tables 函数，它重置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：
cr4_init_shadow
cr4
reset_early_page_tables
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：
PTRS_PER_PGD
next_early_pgt
__pa_nodebug
((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。
__bss_stop
__bss_start
_bss
IDT（中断描述符表）
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。
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