标签：kernel 内核情景分析 指令预取队列 2.4内核 jmp指令
在arch\i386\kernel\head.S文件中，自line 100开始有这么几行：
movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* ..and set paging (PG) bit */ jmp 1f /* flush the prefetch-queue */ 1: movl $1f,%eax jmp *%eax /* make sure eip is relocated */ 1: /* Set up the stack pointer */ lss stack_start,%esp
我看了很久都不明白第一次跳转到底是为了什么，情景分析那本书上说这是为了刷新指令预取队列，我把Intel手册翻了个遍也没找到关于预取队列的详细信息，维基百科上介绍的也不够详细。
在我终于弄明白之后，写一写我的分析过程，这份博客写写改改，用时一下午加一晚上才完工，一边写一边发现了很多自己得过且过的问题，写博客的过程也是查资料的过程，还是比较累的，如果写的有错误，欢迎指出。下面分析的过程也是思考的过程。
首先从setup.S看起，在arch\i386\boot\setup.S中line 113处有这么几行代码：
code32_start: # here loaders can put a different # start address for 32-bit code. #ifndef __BIG_KERNEL__ .long 0x1000 # 0x1000 = default for zImage #else .long 0x100000 # 0x100000 = default for big kernel #endif
因为我们编译的是bzImage，所以code32_start标号处的数值为0x100000，占用四字节。
再看line 532处的几行代码：
# we get the code32 start address and modify the below ‘jmpi‘ # (loader may have changed it) movl %cs:code32_start, %eax movl %eax, %cs:code32
在执行这些代码时CPU还处于实模式，所以CS里面是段基址，不是selector！第一句是把code32_start处的一个双字（四字节）装入eax，这个双字的值就是0x100000；然后第二句把eax即0x100000赋值到code32标号所指的内存位置里。那么这个位置在哪呢？请继续看下面line 719的代码：
# NOTE: For high loaded big kernels we need a # jmpi 0x100000,__KERNEL_CS # # but we yet haven‘t reloaded the CS register, so the default size # of the target offset still is 16 bit. # However, using an operant prefix (0x66), the CPU will properly # take our 48 bit far pointer. (INTeL 80386 Programmer‘s Reference # Manual, Mixing 16-bit and 32-bit code, page 16-6) .byte 0x66, 0xea # prefix + jmpi-opcode code32: .long 0x1000 # will be set to 0x100000 # for big kernels .word __KERNEL_CS #这个数字是0x10
0x100000这个数字最终被写到了code32这个标号处，覆盖了原来的0x1000。那么当执行到line 719时会发生什么呢？
0xea这个数字其实是jmpi指令的机器码，而0x66则告诉处理器jmpi要按照保护模式的方式来取操作数，即先取出一个4字节的双字操作数置入EIP，然后继续取出一个2字节的字操作数置入CS。如果不加0x66前缀那么jmpi指令只会取2字节的操作数置入EIP，显然这是不对的。至于为什么这个前缀是0x66，这个问题要去问Intel了。注意当代码执行到此，code32处的值早已经被覆盖成了这个样子：
code32: .long 0x100000 .word __KERNEL_CS #这个数字是0x10
所以jmpi指令会先后取出0x100000和0x10分别置入EIP和CS。如果将这几行用伪代码来表示，既然0xea是jmpi的机器码，0x66是前缀，我们姑且创造一条新的汇编指令pjmpi，那么上面几行表示出来就是这样的：
pjmpi 0x100000,0x10
这样就很清晰了，0x100000置入EIP，0x10置入CS。 到此为止，CS里面的数值0x10就是selector，对应的描述符中指明该代码段的基地址为0，又因为EIP=0x100000，所以经过分段机制后可得线性地址为0x100000，数值上没变。此时尚未开启分页机制，该线性地址当作物理地址，它被送上地址总线准备从此处取指令。那么0x100000这个地址处能取出什么指令呢？
物理地址0x100000这个数值其实是1MB处。那里就是内核的主代码，也就是head.S的入口点startup_32。于是CPU会取出head.S中的第一条指令开始执行，往后就是继续执行head.S剩余的部分了。
看到这里必须明确：CS中是_KERNELCS代码段selector，EIP中的虚拟地址值虽然需要经过分段机制才能当作物理地址，但是段基址为0，对数值没影响，物理地址和虚拟地址数值上相等。每次取指令后EIP自动增加一个数，这个数就是刚才取的指令的长度，靠这种方式EIP从虚拟地址0x100000开始递增，逐次取指令执行指令。
进入head.S后，从startup32入口开始的执行过程如下：先将数据段选择子KERNELDS置入ds等寄存器，然后设置好页表的内容，而页目录表的内容是直接写到head.S文件中的，这样页目录表和页表都具备了，再然后就是将页目录表的物理地址置入cr3寄存器，再将cr0的PG标志位置1，从此分页机制开启了！
紧接着就是刷新指令预取队列的代码了，自line 103开始就是这几行令人费解的代码了：
jmp 1f /* flush the prefetch-queue */ 1: movl $1f,%eax jmp *%eax /* make sure eip is relocated */ 1: /* Set up the stack pointer */ lss stack_start,%esp
这里为何要跳转两次？情景分析里说的理由太过牵强，书中解释也是令人费解。我在ChinaUnix找到了同样提出此问题的帖子：http://bbs.chinaunix.net/thread-1926314-1-1.html 正当大家越讨论越糊涂时，第16楼出现了正确的答案：进行两次jmp纯粹是多余的，仅靠其中一次跳转就能完成任务。而经过我的实验与研究，我发现这两次跳转完全可以全部删掉，根本不影响系统的启动。我的回帖在18楼。
为什么这么说呢？ 在讲解原因之前，必须先说点Intel处理器的规定，因为待会儿要看汇编语言和机器语言的代码才能彻底弄明白一切。
jmp跳转分为远跳转（far）和近跳转（near and short），远跳转是指覆写CS的跳转，近跳转是指不重写CS的跳转。
近跳转又分两种：
绝对跳转（absolute）和相对跳转（relative），绝对跳转在汇编里的写法是 jmp register/memory-location ，即跳转的目的地址存储在寄存器内或内存位置内，CPU直接把这个目的地址覆写到EIP中，EIP=absolute_address；
相对跳转的写法是 jmp label ，汇编语言中一般写作跳到某个标号label，在机器语言层面上这个标号被汇编成一个叫做relative offset的立即数。即jmp后面的数字是一个相对偏移量，CPU将这个偏移量加到EIP上去产生目的地址，EIP=EIP+offset。注意当CPU正在执行jmp指令时，EIP指向jmp的后一条指令，所以这个相对偏移就是jmp后一条指令的地址到目的地址之间的差值，（跳转的目的地址）-（jmp后一条指令的地址）= offset。
在机器语言层面上：
绝对跳转的机器码是ff，后面的操作数代表目的地址存放的位置，比如e0代表eax寄存器，那么ffe0就表示将eax中的目的地址数值取出来，直接覆写至EIP寄存器，下一次取指令就从目的地址取了。
相对跳转的机器码是eb，后面的操作数是相对偏移，在汇编器进行汇编操作时会自动进行运算：（跳转的目的地址）-（jmp后一条指令的地址）= offset，将这个offset放在eb后面作为操作数，CPU执行jmp跳转时EIP恰好指向jmp的后一条指令处，CPU将offset操作数加到EIP上恰好得到跳转的目的地址，然后EIP中就是目的地址了，下一次取指令就从目的地址取了。
在内核汇编完成的链接阶段，arch\i386\Vmlinux.lds文件第9行 . = 0xC0000000 + 0x100000; 说明在ld链接时给最终的vmlinux文件里面所有的符号地址都加上0xC0000000 + 0x100000，也就是都加上0xC0100000。这个操作对相对跳转没有任何影响，因为相对跳转在机器码层面的操作数是相对偏移，不管目的地址和jmp后一条指令的地址被链接器改成了多少，这俩地址的差是不变的，也就是说相对偏移不会被链接器所影响，它永远是个差。转而看绝对跳转就不一样了，绝对跳转的目的地址存储在寄存器或内存里，那在 jmp *%eax 之前必然要 mov label,%eax ，这个label不是相对偏移了，它切切实实是某条指令的绝对地址，因为这里并不是jmp相对跳转指令！ 那它既然是一个绝对地址，链接器就会给它统一加上一个值0xC0100000，这必然会影响jmp指令，如果原来label代表地址0x42，即jmp是往0x42跳的话，那现在label变成了0xC0100042，jmp就是往0xC0100042跳转。记住，只有jmp相对跳转指令后面的数字才是相对偏移，链接器无法将之修改，其他指令中的标号全部是绝对地址，是可以被链接器修改的！
下面终于要开始看这两条jmp指令的作用了。源汇编代码如下：
movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* ..and set paging (PG) bit */ jmp 1f /* flush the prefetch-queue */ 1: movl $1f,%eax jmp *%eax /* make sure eip is relocated */ 1: /* Set up the stack pointer */ lss stack_start,%esp
我们再来看看内核的反汇编代码。在顶层Makefile里讲 CFLAGS_KERNEL = 改为 CFLAGS_KERNEL = -g 给内核加入调试信息，然后 objdump -d vmlinux | less 反编译内核镜像vmlinux的结果如下：
虚拟地址： 物理地址： c010002e: 10002e 0f 20 c0 mov %cr0,%eax c0100031: 100031 0d 00 00 00 80 or $0x80000000,%eax c0100036: 100036 0f 22 c0 mov %eax,%cr0 c0100039: 100039 eb 00 jmp c010003b <_text+0x3b> c010003b: 10003b b8 42 00 10 c0 mov $0xc0100042,%eax c0100040: 100040 ff e0 jmp *%eax c0100042: 100042 0f b2 25 e4 01 10 c0 lss 0xc01001e4,%esp
可以看到在内核编译链接完成后所有符号的地址都变成了0xC0100000之后的数，数值上讲都大于3GB，毕竟内核空间的范围是虚拟地址空间的3G-4G。我为了方便，把物理地址也标上了。
CPU内部正在执行当前指令的同时，EIP指向的是下一条指令。回忆上文所讲内容，开始进入head.S时EIP=0x100000。下面按照CPU取指令->执行指令的过程来分步讲解。
当CPU取指令并执行 movl %eax,%cr0 时，EIP指向 jmp 1f ，此时EIP=0x100039，只经过分段机制变换后得到物理地址0x100039。
(这个地址和上面反汇编的结果不太一样，暂时不用理会，只看EIP的实际内容就行)
一旦
movl %eax,%cr0指令指行完，下一次取指令时出现了一点不同，因为分页机制开启了。EIP中的值不会因为分页开启而改变，仍旧是虚拟地址0x100039，CPU将之进行分段+分页变换后得到物理地址0x100039，这是下一次取指令的地方。 可以看到这里页表和页目录的设置非常巧妙，0x100039这个虚拟地址不管是只经过分段变换还是经过分段+分页变换，得到的物理地址是一样的，并且从数值上讲物理地址和虚拟地址相等。
接下来，CPU取指令并执行 jmp 1f ，同时EIP继续自增指向 movl $1f,%eax ，即EIP=0x10003b。仔细看机器码，jmp 1f 这条语句被汇编成了eb00，eb表示相对跳转，相对偏移量为00。jmp相对跳转指令将相对偏移量00加到EIP上得到跳转的目的地址0x10003b，EIP数值上不变（EIP=0x10003b），所以这个jmp没什么作用。EIP经过分段+分页后得到物理地址0x10003b，这是下一次取指令的地方。
接下来，CPU取指令并执行 movl $1f,%eax ，EIP指向 jmp *%eax，EIP=0x100040。语句中1f是个地址标号，代表一个绝对地址，一开始汇编后它的值为0x42，链接后加上0xC0100000变成0xC0100042，把0xC0100042这个数置入eax寄存器。movl指令执行后eax=0xC0100042。EIP虚拟地址化成物理地址是0x100040，这是下一次取指令的地方。
接下来，CPU取指令并执行 jmp *%eax，EIP指向 lss stack_start,%esp ，EIP=0x100042。jmp指令的机器码是ff，代表绝对跳转，将eax中目的地址的值直接覆写到EIP。从此EIP=0xC0100042。
接下来，CPU要去EIP处取指令，它把EIP=0xC0100042经过分段+分页变换，根据页表和页目录的设置，得到物理地址0x100042，取得指令lss stack_start,%esp 开始执行，同时EIP自动增加指令长度的数值变为EIP=0xC0100049。页表和页目录表都设置的非常巧妙，地址X和地址3G+X映射到的物理地址相同，这里不展开讲。
从此之后EIP将从0xC0100049开始逐渐递增，并经过分段+分页映射到物理地址，内核的内存管理初见雏形。
回想上面第一个jmp，它的没有任何作用，不产生任何影响，可以删掉。 如果也把第二个jmp删掉会如何呢？那就可以预见，EIP将会继续保持从0x1000xx这样的模式递增，不会变成0xC01000xx这样。因为页目录和页表都设置的非常巧妙，0x1000xx和0xC01000xx会换算成同一个物理地址，所以这两种虚拟地址等效，可以互相替代。即使一直按照0x1000xx的格式取指令也不会出现任何问题，因为这和用0xC01000xx取到的指令是完全一样的，毕竟两者都能换算成同样的物理地址。所以这个地方不跳转也是可以的，即第二个jmp也可以删掉。 所以即使把两个jmp全删了，都不会产生影响。在后面的代码中，自然会有别的代码替它们完成将EIP置成0xC01000xx的任务。
内核在执行到head.S line 252时会执行下面的指令：
ljmp $(__KERNEL_CS),$1f 1: movl $(__KERNEL_DS),%eax
ljmp后面跟上两个操作数，这是绝对跳转的写法，并且是远跳转，CS和EIP都将被覆写。在汇编器汇编时，1f这个标号不是相对偏移，而是绝对地址，既然是绝对地址，那必然会被链接器修改，它原先是0x172，在链接时被改成了0xc0100172。再者，_KERNELCS=0x10，所以这个指令相当于ljmp $0x10,$0xc0100172 。这条指令将0x10置入CS，将0xC0100172置入EIP，这样EIP在这里变成了0xC01000xx这种格式。即使之前两次都不跳转，EIP迟早会变成0xC01000xx这个样子。又如果前面真的发生了跳转，EIP在那时已经被置成0xC01000xx这个样子，那么到了此处EIP还是免不了被重新覆盖一次，反正这个地方CS和EIP必须被重新赋一次值，不管以前EIP是什么样子。
注：我将两个jmp都删了然后重新编译内核，系统启动完全正常。
本文出自 “Linux Kernel Developer” 博客，请务必保留此出处http://mirage1993.blog.51cto.com/2709744/1748477
Kernel 2.4.0 之 head.S 为何用两次 jmp 刷新 EIP 寄存器
标签：kernel 内核情景分析 指令预取队列 2.4内核 jmp指令
原文地址：http://mirage1993.blog.51cto.com/2709744/1748477
