🚀 前言

? ? 書接第十四章：linux0.11內核源碼修仙傳第十四章——進程調度之fork函數，在這一節博客中已經通過fork進程創建了一個新的進程1，并且可以被調度，接下來接著主線繼續走下去。希望各位給個三連，拜托啦，這對我真的很重要！！！

🏆硬盤基本信息的賦值

? ? 好久沒回顧 main 函數了，來回顧一下：

void main(void)
{···mem_init(main_memory_start,memory_end);trap_init();blk_dev_init();chr_dev_init();tty_init();time_init();sched_init();buffer_init(buffer_memory_end);hd_init();floppy_init();sti();move_to_user_mode();if (!fork()) {		/* we count on this going ok */init();}for(;;) pause();
}

? ? 這里面前面的一堆初始化已經看完了，fork函數也運行了，成功創建了進程1。進程1會返回0，。現在壓力來到了init函數：

void init(void)
{int pid,i;setup((void *) &drive_info);(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);(void) dup(0);(void) dup(0);printf("%d buffers = %d bytes buffer space\n\r",NR_BUFFERS,NR_BUFFERS*BLOCK_SIZE);printf("Free mem: %d bytes\n\r",memory_end-main_memory_start);if (!(pid=fork())) {close(0);if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))_exit(1);execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);_exit(2);}if (pid>0)while (pid != wait(&i))/* nothing */;while (1) {if ((pid=fork())<0) {printf("Fork failed in init\r\n");continue;}if (!pid) {close(0);close(1);close(2);setsid();(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);(void) dup(0);(void) dup(0);_exit(execve("/bin/sh",argv,envp));}while (1)if (pid == wait(&i))break;printf("\n\rchild %d died with code %04x\n\r",pid,i);sync();}_exit(0);	/* NOTE! _exit, not exit() */
}

? ? ok，fine，里面內容很多，沒關系，一點點來，這一篇博文來看第一行 setup 函數的內容。

struct drive_info { char dummy[32]; } drive_info;void init(void)
{setup((void *) &drive_info);···
}

? ? 先來看看傳入的參數：drive_info 。這個變量是來自內存 0x90080 的數據，設置是在main函數的最開始。詳情可以看博客：linux0.11內核源碼修仙傳第二章——setup.s，內存里的存放位置如下所示：

? ? 接下來來看setup函數：

static inline _syscall1(int,setup,void *,BIOS)

? ? 好的，這又是一個系統調用，返回類型是int，有一個參數是 void * 類型的BIOS。有關于系統調用可以參考這篇博客：linux0.11內核源碼修仙傳第十四章——進程調度之fork函數。其實直白一點，可以直接去系統調用的sys_call_table里面找對應的函數，這里講結論，它會直接調用 sys_setup 函數：

int sys_setup(void * BIOS)
{···hd_info[0].cyl = *(unsigned short *) BIOS;			// 總柱面數hd_info[0].head = *(unsigned char *) (2+BIOS);		// 磁頭數hd_info[0].wpcom = *(unsigned short *) (5+BIOS);	// 寫入補償hd_info[0].ctl = *(unsigned char *) (8+BIOS);		// 控制字節hd_info[0].lzone = *(unsigned short *) (12+BIOS);	// 邏輯區域起始柱面hd_info[0].sect = *(unsigned char *) (14+BIOS);		// 每磁道扇區數BIOS += 16;	···
}

? ? 上面是這個函數的第一部分，對硬盤基本信息的賦值。BIOS是來自內存 0x90080 處的數據，包括柱面數、磁頭數、扇區數等信息。不了解這些信息的可以看參考資料[3]。其實這里本來是個循環的，循環賦值所有硬盤信息進hd_info這個結構體數組，但是這里只考慮一個盤的情況，因此去掉了循環。最后BIOS加了16可以看上面內存的圖，硬盤1和硬盤2參數之間隔了16字節。這里是準備到下一個硬盤了，但是這里沒有了，所以不作考慮。

? ? 最終結果如下所示：

🏆硬盤分區表的設置

📃硬盤分區表（Disk Partition Table，DPT）

? ? 硬盤分區表用于定義硬盤的分區信息。分區表存儲在硬盤的某個特定區域，通常是硬盤的第一個扇區，稱為主引導記錄（Master Boot Record, MBR），現代的分區表格式則主要是GPT（GUID Partition Table）。其作用主要是告訴操作系統硬盤上有多少個分區，每個分區的大小和位置。

📃代碼實現

? ? 在linux0.11中的做法如下所示：

int sys_setup(void * BIOS)
{···hd[0].start_sect = 0;hd[0].nr_sects = hd_info[i].head*hd_info[i].sect*hd_info[i].cyl;struct buffer_head *bh = bread(0x300 + drive*5,0);struct partition *p = 0x1BE + (void *)bh->b_data;for (int i=1;i<5;i++,p++) {hd[i].start_sect = p->start_sect;hd[i].nr_sects = p->nr_sects;}brelse(bh);···
}

? ? 其實仔細看就能看出來，只是給一個新的結構體數組 hd 做賦值，而且這個結構體里面就兩個成員：start_sect 和nr_sects ，也就是開始扇區和總扇區數來記錄。循環里面一共4次，加上最開始初始化的，因此一共是五個分區，最后結果如下所示：

? ? 這些信息從哪里獲取呢，就是在硬盤的第一個扇區的 0x1BE 偏移處，這里存儲著該硬盤的分區信息，只要把這個地方的數據拿到就 OK 了。

? ? 所以 bread 就是干這事的，從硬盤讀取數據：

struct buffer_head *bh = bread(0x300 + drive*5,0);

? ? 第一個參數 0x300 是第一塊硬盤的主設備號，就表示要讀取的塊設備是硬盤一。第二個參數 0 表示讀取第一個塊，一個塊為 1024 字節大小，也就是連續讀取硬盤開始處 0 ~ 1024 字節的數據。拿到這部分數據后，再取 0x1BE 偏移處，就得到了分區信息：

struct partition *p = 0x1BE + (void *)bh->b_data;

? ? 從硬盤的視角來看分區。0號塊本來是一個超級塊，可以參考這篇博客：linux0.11內核源碼修仙傳第十五章——文件系統，現在在里面多放一個分區信息。下面是示意圖：

? ? 至于如何從硬盤中讀取指定位置（塊）的數據，也就是 bread 函數的內部實現，這部分略微復雜，先埋個坑日后再細聊。

🏆加載根文件系統

? ? 最后setup函數還有一部分：

int sys_setup(void * BIOS)
{···rd_load();		// 不用管mount_root();···
}

? ? 其中 rd_load 是當有 ramdisk 時，也就是虛擬內存盤，才會執行。虛擬內存盤是通過軟件將一部分內存（RAM）模擬為硬盤來使用的一種技術，此處當不存在，因此這行代碼無用。

? ? mount_root是加載根文件系統，有了它之后，操作系統才能從一個根開始找到所有存儲在硬盤中的文件，所以它是文件系統的基石，很重要：

void mount_root(void)
{int i,free;struct super_block * p;struct m_inode * mi;if (32 != sizeof (struct d_inode))panic("bad i-node size");for(i=0;i<NR_FILE;i++)file_table[i].f_count=0;if (MAJOR(ROOT_DEV) == 2) {printk("Insert root floppy and press ENTER");wait_for_keypress();}for(p = &super_block[0] ; p < &super_block[NR_SUPER] ; p++) {p->s_dev = 0;p->s_lock = 0;p->s_wait = NULL;}if (!(p=read_super(ROOT_DEV)))panic("Unable to mount root");if (!(mi=iget(ROOT_DEV,ROOT_INO)))panic("Unable to read root i-node");mi->i_count += 3 ;	/* NOTE! it is logically used 4 times, not 1 */p->s_isup = p->s_imount = mi;current->pwd = mi;current->root = mi;free=0;i=p->s_nzones;while (-- i >= 0)if (!set_bit(i&8191,p->s_zmap[i>>13]->b_data))free++;printk("%d/%d free blocks\n\r",free,p->s_nzones);free=0;i=p->s_ninodes+1;while (-- i >= 0)if (!set_bit(i&8191,p->s_imap[i>>13]->b_data))free++;printk("%d/%d free inodes\n\r",free,p->s_ninodes);
}

📃mount_root 整體解讀

? ? 從整體上來說，mount_root 這個函數就是要把硬盤中的數據以文件系統的格式進行解讀，加載到內存中設計好的數據結構，這樣操作系統就可以通過內存中的數據，以文件系統的方式訪問硬盤中的一個個文件。首先回顧一下硬盤中的文件系統格式，區別于之前我們的博客里介紹的文件系統，哪個是ext2的格式，但是linux-0.11是MINIX文件系統，但是都是大同小異的，這里貼出來這個文件系統的格式：

? ? 簡單看看這個文件系統：

引導塊：啟動區，當然不一定所有的硬盤都有啟動區，但我們還是得預留出這個位置，以保持格式的統一。
超級塊：用于描述整個文件系統的整體信息，我們看它的字段就知道了，有后面的 inode 數量，塊數量，第一個塊在哪里等信息。
inode位圖：inode的使用情況。
塊位圖：塊的使用情況。
i 結點：inode存放每個文件或目錄的元信息和索引信息。
塊：存放文件數據。

? ? 可是硬盤中憑什么就有了這些信息呢？這就是個雞生蛋蛋生雞的問題了。你可以先寫一個操作系統，然后給一個硬盤做某種文件系統類型的格式化，這樣你就得到一個有文件系統的硬盤了，有了這個硬盤，你的操作系統就可以成功啟動了。

📃內存中用于文件系統的數據結構

文件信息初始化

? ? 下面來逐步看，就只看第一個循環目前：

void mount_root(void)
{for(i=0;i<64;i++)file_table[i].f_count=0;···
}

? ? 這個循環就干了一件事，把 64 個 file_table 里的 f_count 清零。來看看具體這個 file_table，其表示進程所使用的文件，進程每使用一個文件都需要記錄在這里面，包括文件類型，inode索引信息，引用次數f_count，現在沒有被引用，所以先將其都置為0。來看看代碼里的具體實現：

struct file file_table[NR_FILE];struct file {unsigned short f_mode;unsigned short f_flags;unsigned short f_count;struct m_inode * f_inode;off_t f_pos;
};

? ? 來看一個file_table的使用案例。比如現在有如下的命令：echo "hello" > 0 。這個命令表示將字符串“hello”寫入到0號文件描述符。這個0號文件就是file_table[0]對應的文件。這個文件在硬盤哪里呢？注意到其中有個f_inode成員，通過這個即可找到indoe信息，inode里面包含了一個文件所需要的全部信息，包括文件大小，文件類型，文件所在硬盤號等。此事已在前面有所記載。

超級塊初始化

? ? 接著看這個函數后面的內容：

void mount_root(void)
{···for(p = &super_block[0] ; p < &super_block[8] ; p++) {p->s_dev = 0;p->s_lock = 0;p->s_wait = NULL;}···
}

? ? 這又是一個初始化的操作。super_block 就是我們之前講的超級塊，其作用也和之前的超級塊一樣，里面存的這個把設備的信息，通過這個超級塊就可以掌握整個設備的文件系統全局了。

s_dev ：超級塊對應的設備號，置為 0 表示未使用。
s_lock ：超級塊鎖，置為 0（未鎖定）
s_wait ：等待隊列指針，置為 NULL

? ? 來看接下來的操作：

void mount_root(void)
{···if (!(p=read_super(0)))panic("Unable to mount root");···
}

? ? 接下來就是讀取硬盤的超級塊信息到內存中，read_super 函數就是讀取硬盤中的超級塊。

inode信息讀取

? ? 接下來讀取根目錄的inode信息。

int ROOT_DEV = 0;
#define ROOT_INO 1void mount_root(void)
{···if (!(mi=iget(ROOT_DEV, ROOT_INO)))panic("Unable to read root i-node");mi->i_count += 3 ;	// 邏輯上使用4次，初始為1···
}

? ? iget函數會獲取根inode，同時會增加inode引用次數，表示inode被使用。

? ? 接下來就是將 inode 設置當前進程（新建的進程1）的根目錄和工作目錄：

void mount_root(void)
{···p->s_isup = p->s_imount = mi;current->pwd = mi;		// 當前工作目錄(m_inode指針)current->root = mi;		// 根目錄(m_inode指針)···
}

記錄位圖信息

? ? 超級塊下面是塊位圖：

void mount_root(void)
{···free=0;i=p->s_nzones;		// 文件系統的總磁盤塊數while (-- i >= 0)if (!set_bit(i&8191,p->s_zmap[i>>13]->b_data))free++;···
}

? ? 首先來看看結構體p的內容：s_zmap 是位圖數組，每個元素指向一個頁，b_data是頁的內存地址。用于管理塊的占用狀態。i>>13 是因為一頁是 2^13 個塊，超出了就是其他頁，就是其他索引了。

? ? 其次來搞清楚set_bit函數的含義：

#define set_bit(bitnr,addr) ({ \
register int __res __asm__("ax"); \
__asm__("bt %2,%3;setb %%al":"=a" (__res):"a" (0),"r" (bitnr),"m" (*(addr))); \
__res; })

? ? 這個不是設置位！！！是檢查位的值。若 addr 的第 bitnr 位為 1，返回 1；否則返回 0。

? ? 8191換算成二進制是這個：1 1111 1111 1111，共13個1，這是取出低13位的值。為什么是13呢？那是因為在早期文件系統，如 MINIX。每個位圖頁管理8192（2^13）個塊。i&8191 表示位圖頁內偏移。合起來就是檢查每個塊對應的位是否為0,0就是空閑，就遞增free變量。通過 i >> 13 和 i & 8191 分頁定位位圖中的位。

? ? free變量的含義就是統計文件系統中未被占用的磁盤塊（空閑塊）數量。

記錄inode位圖信息

? ? 最后就是inode位圖：

void mount_root(void)
{···free=0;i=p->s_ninodes+1;while (-- i >= 0)if (!set_bit(i&8191,p->s_imap[i>>13]->b_data))free++;···
}

? ? 做法和目標同上面的塊位圖，只是i的值不一樣。

🎯總結

? ? 這篇博客就主要講了setup函數的內容，獲硬盤信息以及加載根文件。

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📖參考資料

[1] linux源碼趣讀
[2] 一個64位操作系統的設計與實現
[3] 硬盤基本知識（磁道、扇區、柱面、磁頭數、簇、MBR、DBR）
[4] 分區表（Partition Table）是計算機硬盤驅動器上一個重要的數據結構