linux内核(5.4.81)---内核引导
本文详细讲解linux内核的加载过程，参考linux-insiders，并结合linux-5.6.6代码对原文的部分老旧内容做修改
引导
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按下电源开关后, CPU设置寄存器为预定值，程序在实模式下运行，程序首先执行0xfffffff0(映射至ROM)处内容，此处为复位向量，直接跳转至BIOS。
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BIOS初始化，检查硬件，寻找可引导设备，跳转至引导扇区代码(boot.img)
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寻找可引导设备方式: 定位MBR分区, 引导扇区存储在第一个扇区(512字节)的头446字节处。引导扇区以0x55和0xaa(magic bytes)结束。
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MBR分区代码只占用一个扇区, 空间较小，只执行了一些初始化工作, 然后跳转至GRUB2的core image(以diskboot.img为起始)继续执行。
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core image的初始化代码将剩余的core image(包含GRUB 2的内核代码和文件系统驱动)加载到内存中，运行grub_main
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grub_main 初始化控制台，计算模块基地址，设置root设备，读取 grub 配置文件，加载模块等，最后将grub切换为normal模式
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normal模式调用grub_normal_execute完成最后的准备工作，显示一个菜单列出可用的操作系统。
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选择操作系统后grub_menu_execute_entry被调用，用以运行boot命令，引导操作系统, 运行kernel代码
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内核自带bootloader，但是新版本内核已经弃用
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kernel boot protocol规定，bootloader必须具备协议中规定的头信息
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实模式运行内核
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kernel地址(header.S _start)位于X + sizeof(KernelBootSector) + 1
- 内核加载进入内存后，空间排布
| Protected-mode kernel | 100000 +------------------------+ | I/O memory hole | 0A0000 +------------------------+ | Reserved for BIOS | Leave as much as possible unused ~ ~ | Command line | (Can also be below the X+10000 mark) X+10000 +------------------------+ | Stack/heap | For use by the kernel real-mode code. X+08000 +------------------------+ | Kernel setup | The kernel real-mode code. | Kernel boot sector | The kernel legacy boot sector. X +------------------------+ | Boot loader | <- Boot sector entry point 0x7C00 001000 +------------------------+ | Reserved for MBR/BIOS | 000800 +------------------------+ | Typically used by MBR | 000600 +------------------------+ | BIOS use only | 000000 +------------------------+- kernel初始代码功能: 设置段寄存器，堆栈，BSS段，跳转进入main
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main函数(主要用来填充boot_params参数)
- main函数解析
copy_boot_params(); /* 1. 将header.S中定义的hdr拷贝到boot_params结构体的 struct setup_header hdr中。 2. 如果内核是通过老的命令行协议运行起来的，那么就更新 内核的命令行指针(boot_params.hdr.cmd_line_ptr)。 */ /* Initialize the early-boot console */ console_init(); /* 根据命令行参数设置串口,例如ttyS0 */ if (cmdline_find_option_bool("debug")) puts("early console in setup code\n"); /* End of heap check */ init_heap(); /* 1. stack_end = esp - STACK_SIZE 2. 如果heap_end大于stack_end，令stack_end=heap_end */ /* Make sure we have all the proper CPU support */ /* 查看当前CPU level，如果低于系统预设的最低CPU level, 则系统停止运行 */ if (validate_cpu()) { puts("Unable to boot - please use a kernel appropriate " "for your CPU.\n"); die(); } /* Tell the BIOS what CPU mode we intend to run in. */ set_bios_mode(); /* Detect memory layout */ /* 循环执行调用号为0xe820的0x15中断调用，将每次的返回值 保存在e820entry数组中,每项的成员如下 * 内存段的起始地址 * 内存段的大小 * 内存段的类型（类型可以是reserved, usable等等)。 */ detect_memory(); /* Set keyboard repeat rate (why?) and query the lock flags */ /* 1. 通过中断获得键盘状态 2. 设置键盘的按键检测频率 */ keyboard_init(); /* Query Intel SpeedStep (IST) information */ query_ist(); /* Query APM information */ #if defined(CONFIG_APM) || defined(CONFIG_APM_MODULE) query_apm_bios(); #endif /* Query EDD information */ #if defined(CONFIG_EDD) || defined(CONFIG_EDD_MODULE) query_edd(); #endif /* Set the video mode */ /* 设置屏幕,暂时用不到=。= */ set_video(); /* Do the last things and invoke protected mode */ go_to_protected_mode();
- main函数解析
内核切换至保护模式
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mian调用go_to_protected_mode()函数，由实模式切换至保护模式
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realmode_switch_hook: 如果boot_params.hdr.realmode_swtch 存在，则跳转执行boot_params.hdr.realmode_swtch(禁用NMI中断), 否则直接禁用NMI中断(写数据需要时间，所以后面紧跟io_delay实现短暂延迟)
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enable_a20： 检测a20是否被激活，如果没有则尝试多种方法激活a20， 激活失败，则系统停止运行
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set_idt(null_idt为空，使用lidt将null_idt加载入idt寄存器)
static void setup_idt(void) { static const struct gdt_ptr null_idt = {0, 0}; asm volatile("lidtl %0" : : "m" (null_idt)); } -
set_gdt
- 使用boot_gdt[]数组存储gdt全局表，初始化CS，DS，TSS表项
/* CS: code, read/execute, 4 GB, base 0 */ [GDT_ENTRY_BOOT_CS] = GDT_ENTRY(0xc09b, 0, 0xfffff), /* DS: data, read/write, 4 GB, base 0 */ [GDT_ENTRY_BOOT_DS] = GDT_ENTRY(0xc093, 0, 0xfffff), /* TSS: 32-bit tss, 104 bytes, base 4096 */ /* We only have a TSS here to keep Intel VT happy; we don't actually use it for anything. */ [GDT_ENTRY_BOOT_TSS] = GDT_ENTRY(0x0089, 4096, 103),-
使用static struct gdt_ptr gdt存储gdt全局表大小与地址
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使用lgdt将gdt_ptr加载如gdt寄存器
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protected_mode_jump(boot_params.hdr.code32_start,(u32&boot_params + (ds() « 4));
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该函数使用gcc noreturn特性描述
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传递code32入口地址(0x100000)，与boot_params内容
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x86_linux内核引导协议规定使用bzImage时，保护模式的内核被重定位至0x100000
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保护模式总结
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gdtr寄存器(48位)存储全局描述符表的基址(32位)与大小(16位)
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段寄存器存储段选择子(16位)，包含段描述符在段描述表中的索引，GDT/LDT标志位，RPL请求者优先级(与段描述符中的优先级协同工作)
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段描述符(64位)
31 24 19 16 7 0 ------------------------------------------------------------ | | |B| |A| | | | |0|E|W|A| | | BASE 31:24 |G|/|L|V| LIMIT |P|DPL|S| TYPE | BASE 23:16 | 4 | | |D| |L| 19:16 | | | |1|C|R|A| | ------------------------------------------------------------ | | | | BASE 15:0 | LIMIT 15:0 | 0 | | | -------------------------------------------------------------
Limit(20位)表示内存段长度
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G = 0, 内存段的长度按照1 byte进行增长(Limit每增加1，段长度增加1 byte)，最大的内存段长度将是1M bytes；
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G = 1, 内存段的长度按照4K bytes进行增长(Limit每增加1，段长度增加4K bytes)，最大的内存段长度是4G bytes;
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Base(32位)表示段基址
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40-47位定义内存段类型以及支持的操作
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S标志(第44位)定义了段类型，S = 0说明这个内存段是一个系统段;S = 1说明这个内存段是一个代码段或者是数据段(堆栈段是一种特殊类型的数据段，堆栈段必须是可以进行读写的段)。
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S = 1的情况下，第43位决定了内存段是数据段还是代码段。如果43位 = 0，说明是一个数据段，否则就是一个代码段。
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数据段，第42，41，40位表示的是(E扩展，W可写，A可访问)
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代码段，第42，41，40位表示的是(C一致，R可读，A可访问）
| Type Field | Descriptor Type | Description |-----------------------------|-----------------|------------------ | Decimal | | | 0 E W A | | | 0 0 0 0 0 | Data | Read-Only | 1 0 0 0 1 | Data | Read-Only, accessed | 2 0 0 1 0 | Data | Read/Write | 3 0 0 1 1 | Data | Read/Write, accessed | 4 0 1 0 0 | Data | Read-Only, expand-down | 5 0 1 0 1 | Data | Read-Only, expand-down, accessed | 6 0 1 1 0 | Data | Read/Write, expand-down | 7 0 1 1 1 | Data | Read/Write, expand-down, accessed | C R A | | | 8 1 0 0 0 | Code | Execute-Only | 9 1 0 0 1 | Code | Execute-Only, accessed | 10 1 0 1 0 | Code | Execute/Read | 11 1 0 1 1 | Code | Execute/Read, accessed | 12 1 1 0 0 | Code | Execute-Only, conforming | 14 1 1 0 1 | Code | Execute-Only, conforming, accessed | 13 1 1 1 0 | Code | Execute/Read, conforming | 15 1 1 1 1 | Code | Execute/Read, conforming, accessed -
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P 标志(bit 47) 说明该内存段是否已经存在于内存中。如果P = 0，那么在访问这个内存段的时候将报错。
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AVL 标志(bit 52) 在Linux内核中没有被使用。
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L 标志(bit 53) 只对代码段有意义，如果L = 1，说明该代码段需要运行在64位模式下。
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D/B flag(bit 54) 根据段描述符描述的是一个可执行代码段、下扩数据段还是一个堆栈段，这个标志具有不同的功能。（对于32位代码和数据段，这个标志应该总是设置为1；对于16位代码和数据段，这个标志被设置为0。）。
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可执行代码段。此时这个标志称为D标志并用于指出该段中的指令引用有效地址和操作数的默认长度。如果该标志置位，则默认值是32位地址和32位或8位的操作数；如果该标志为0，则默认值是16位地址和16位或8位的操作数。指令前缀0x66可以用来选择非默认值的操作数大小；前缀0x67可用来选择非默认值的地址大小。
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栈段（由SS寄存器指向的数据段）。此时该标志称为B（Big）标志，用于指明隐含堆栈操作（如PUSH、POP或CALL）时的栈指针大小。如果该标志置位，则使用32位栈指针并存放在ESP寄存器中；如果该标志为0，则使用16位栈指针并存放在SP寄存器中。如果堆栈段被设置成一个下扩数据段，这个B标志也同时指定了堆栈段的上界限。
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下扩数据段。此时该标志称为B标志，用于指明堆栈段的上界限。如果设置了该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFFFFFF（4GB）；如果没有设置该标志，则堆栈段的上界限是0xFFFF（64KB）。
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内核切换至长模式
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x86_64架构下code32_start(内核启动时在0x100000处加载，但是如果内核崩溃，需要重新加载内核时，此处会进行重定位) 在head_64.S(使用-fPIC编译，用于适配内核加载地址重定位)中定义
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head_64.S
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head_64.S(starup_32) 解析
__HEAD //宏定义，声名代码段(#define __HEAD .section ".head.text","ax") .code32 SYM_FUNC_START(startup_32) cld /* * Test KEEP_SEGMENTS flag to see if the bootloader is asking * us to not reload segments */ /* 判断loadflags是否设置KEEP_SEGMENTS标志位 */ testb $KEEP_SEGMENTS, BP_loadflags(%esi) jnz 1f /* 如果没有设置KEEP_SEGMENTS标志位，则使用DS段描述符初始化数据段寄存器 */ cli movl $(__BOOT_DS), %eax movl %eax, %ds movl %eax, %es movl %eax, %ss 1: /* * Calculate the delta between where we were compiled to run * at and where we were actually loaded at. This can only be done * with a short local call on x86. Nothing else will tell us what * address we are running at. The reserved chunk of the real-mode * data at 0x1e4 (defined as a scratch field) are used as the stack * for this calculation. Only 4 bytes are needed. */ /* 使用bootparams结构中的scratch作为临时栈顶，call 1f, popl %ebp(将当前物 理位置置于ebp),通过subl $1b, %ebp 定位startup_32真实地址 */ leal (BP_scratch+4)(%esi), %esp call 1f 1: popl %ebp subl $1b, %ebp /* setup a stack and make sure cpu supports long mode. */ /* startup_32基地址结合boot_stack_end 重新设置栈顶 movl $boot_stack_end, %eax addl %ebp, %eax movl %eax, %esp /* 调用verify_cpu 判断CPU 是否支持长模式和SSE，如果不支持则不再向长模式跳转 */ call verify_cpu testl %eax, %eax jnz .Lno_longmode /* * Compute the delta between where we were compiled to run at * and where the code will actually run at. * * %ebp contains the address we are loaded at by the boot loader and %ebx * contains the address where we should move the kernel image temporarily * for safe in-place decompression. */ #ifdef CONFIG_RELOCATABLE movl %ebp, %ebx movl BP_kernel_alignment(%esi), %eax decl %eax addl %eax, %ebx notl %eax andl %eax, %ebx cmpl $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %ebx jae 1f #endif movl $LOAD_PHYSICAL_ADDR, %ebx 1: /* Target address to relocate to for decompression */ movl BP_init_size(%esi), %eax subl $_end, %eax addl %eax, %ebx /* * Prepare for entering 64 bit mode */ /* Load new GDT with the 64bit segments using 32bit descriptor */ /* 重新加载全局描述表，64位代码段描述项添加 CS.L(长模式标志为) = 1 CS.D = 0 SYM_DATA_START_LOCAL(gdt) .word gdt_end - gdt .long gdt .word 0 .quad 0x00cf9a000000ffff /* __KERNEL32_CS */ .quad 0x00af9a000000ffff /* __KERNEL_CS */ .quad 0x00cf92000000ffff /* __KERNEL_DS */ .quad 0x0080890000000000 /* TS descriptor */ .quad 0x0000000000000000 /* TS continued */ SYM_DATA_END_LABEL(gdt, SYM_L_LOCAL, gdt_end) */ addl %ebp, gdt+2(%ebp) lgdt gdt(%ebp) /* Enable PAE mode */ /* cr4寄存器第5位置1,开启PAE模式 movl %cr4, %eax orl $X86_CR4_PAE, %eax movl %eax, %cr4 ... (创建页表) ... -
页表(IA-32e 分页模式)
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cr3寄存器
63 52 51 32 -------------------------------------------------------------------------------- | | | | Reserved MBZ | Address of the top level structure | | | | -------------------------------------------------------------------------------- 31 12 11 5 4 3 2 0 -------------------------------------------------------------------------------- | | | P | P | | | Address of the top level structure | Reserved | C | W | Reserved | | | | D | T | | ---------------------------------------------------------------------------------
Bits 63:52 - reserved must be 0.
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Bits 51:12 - stores the address of the top level paging structure;
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Bits 11:5 - reserved must be 0;
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Bits 4:3 - PWT or Page-Level Writethrough and PCD or Page-level cache disable indicate. These bits control the way the page or Page Table is handled by the hardware cache;
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Bits 2:0 - ignored;
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页表项
63 62 52 51 32 -------------------------------------------------------------------------------- | N | | | | | Available | Address of the paging structure on lower level | | X | | | -------------------------------------------------------------------------------- 31 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 -------------------------------------------------------------------------------- | | | M |I| | P | P |U|W| | | Address of the paging structure on lower level | AVL | B |G|A| C | W | | | P | | | | Z |N| | D | T |S|R| | ---------------------------------------------------------------------------------
Bits 63 - N/X位(不可执行位)表示被这个页表项映射的所有物理页执行代码的能力；
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Bits 62：52 - CPU忽略，被系统软件使用；
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Bits 51：12 - 存储低级分页结构的物理地址；
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Bits 11：9 - 被 CPU 忽略；
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MBZ - 必须为 0；
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忽略位；
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A - 访问标志位暗示物理页或者页结构被访问；
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PWT 和 PCD 用于缓存；
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U/S - 普通用户/超级管理员访问标志位 控制被这个页表项映射的所有物理页的访问权限；
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R/W - 读写位 控制被这个页表项映射的所有物理页的读写权限;
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P - 存在位 表示页表或物理页是否被加载进内存；
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线性地址转换为物理地址
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64位线性地址只有低48位有意义
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cr3寄存器存储4级页表地址
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线性地址中的第39位到第47位存储4级页表项索引，第30位到第38位存储3级页表项索引，第29位到第21位存储2级页表项索引，第12位到第20位存储1级页表项索引，第0位到第11位提供物理页的字节偏移；
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继续解析 head_64.S(starup_32)
/* Enable Long mode in EFER (Extended Feature Enable Register) */ /* 启用拓展寄存器 */ movl $MSR_EFER, %ecx rdmsr btsl $_EFER_LME, %eax wrmsr /* After gdt is loaded */ /* 初始化LDT寄存器 */ xorl %eax, %eax lldt %ax movl $__BOOT_TSS, %eax ltr %ax /* * Setup for the jump to 64bit mode * * When the jump is performend we will be in long mode but * in 32bit compatibility mode with EFER.LME = 1, CS.L = 0, CS.D = 1 * (and in turn EFER.LMA = 1). To jump into 64bit mode we use * the new gdt/idt that has __KERNEL_CS with CS.L = 1. * We place all of the values on our mini stack so lret can * used to perform that far jump. */ pushl $__KERNEL_CS leal startup_64(%ebp), %eax pushl %eax /* Enter paged protected Mode, activating Long Mode */ /* 启用分页机制 */ movl $(X86_CR0_PG | X86_CR0_PE), %eax /* Enable Paging and Protected mode */ movl %eax, %cr0 /* Jump from 32bit compatibility mode into 64bit mode. */ /* cs段选择子(指向cs_kernel_64段描述符)，rip(startup_64物理地址)，已经压入栈中 */ lret /* 跳转进入startup_64 */ SYM_FUNC_END(startup_32)
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长模式下内核解压缩
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进入64位长模式后，将数据段寄存器设置为空描述符，以实现寻址平坦化(长模式下段寄存器，段描述符显得有些鸡肋，只保留部分功能)
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如果设置了内核重定位，则首先通过rip相对寻址获得当前代码段加载的基地址，2MB字节对齐后，与LOAD_PHYSICAL_ADDR比较，如果不同，则使用该基地址替换LOAD_PHYSICAL_ADDR(这种操作在startup32中实现过，但是在这里又实现一遍是因为64位引导可以直接跳到startup_64而忽略startup_32)，紧接着将rbx设置为用以解压内核的代码的地址
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按照64位引导协议，重置rsp(以rbx为基地址)，flag寄存器，GDT
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将压缩内核(位于当前代码与解压缩代码之间)复制到栈上(rbx为基地址)后，跳转到rbx处(用于解压内核的代码段)
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因为接下来会执行c语言程序，所以提前清空bss段
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调用extract_kernel函数
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初始化video/console(程序不知道系统引导类型，所以再次初始化)
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初始化堆，堆长度为0x10000
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调用choose_random_location(用来适配KASLR安全机制)选择可以用来写入已解压内核的物理空间
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原地解压内核
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parse_elf函数将内核可加载段加载入choose_random_location的返回地址
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handle_relocations函数完成到64位内核代码段的跳转
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