内核初始化首要步骤
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在上一章的最后一节中，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 ，这个地址通过调用 decompress_kernel arch/x86/boot/compressed/misc.c函数后获得
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，就可以继续探究 Linux 内核在引导结束后做了些什么1
内核执行的第一步
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: ... ... ...
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"
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，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
虽然知道了 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 // 将RIP相对地址放入rbp subq $_text - __START_KERNEL_map, %rbp // 实际加载地址与编译后的默认地址之间的差值
虽然定义为 0x1000000，但是仍然有可能变化，例如启用 kASLR 的时候
所以当前的目标是计算 0x1000000 与实际加载地址的差。这里将 RIP相对地址 rip-relative 放入 rbp 寄存器，并且从中减去 $_text - __START_KERNEL_map
_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
对于对于第二行汇编代码，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
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
得到了 startup_64 的地址后，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 // 将 rbp 寄存器的低32位与 *PMD_PAGE_MASK* 进行比较 jnz bad_address
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 ，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
很容易得出 PMD_PAGE_SIZE 为 2MB 如果 text 的地址没有对齐到 2MB，则跳转到 bad_address
接下来通过检查 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
至此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，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
首先来看一下 early_level4_pgt：
- 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
- __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
而 _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)
level3_kernel_pgt 中保存的两项用来映射内核空间：
- 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_kernel_pgt 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
- 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
- level1_fixmap_pgt作为入口点
- 保留10MB 大小的空间用来为 vsyscalls 做映射
现在，在看过了这些符号的定义之后，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) // rbp 寄存器包含了实际地址与 startup_64 地址之差 addq %rbp, level3_kernel_pgt + (510*8)(%rip) addq %rbp, level3_kernel_pgt + (511*8)(%rip) addq %rbp, level2_fixmap_pgt + (506*8)(%rip)
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，并不修正 early_level4_pgt 以及其他页目录的基地址
会在构造、填充这些页目录结构的时候修正
Identity Map Paging
现在进入到对初期页表进行 Identity 映射的初始化过程了 所谓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
下面来看一下细节。首先分别找到 _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 // 把 _text 与 RIP 的相对地址放入rdi leaq early_level4_pgt(%rip), %rbx // 把 early_level4_pgt 与 RIP 的相对地址放入rbx
在此之后使用 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，把 _text 的地址右移 PGDIR_SHIFT 位:
movq %rdi, %rax // 使用 rax 保存 _text 的地址 shrq $PGDIR_SHIFT, %rax // 把 _text 的地址右移 PGDIR_SHIFT 位 得到全局页目录表中对应 _text 的索引 leaq (4096 + _KERNPG_TABLE)(%rbx), %rdx // 将 level3_kernel_pgt 的地址放进 rdx 中，并将它的访问权限设置为 _KERNPG_TABLE // 将 level3_kernel_pgt 填入 early_level4_pgt 的两项 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
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。之后把上层页目录中的两个项写入 level3_kernel_pgt ：
addq $4096, %rdx // 4096 = early_level4_pgt 的大小 movq %rdi, %rax // rax = _text 的物理地址 // 把上层页目录中的两个项写入 level3_kernel_pgt 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 // 把 level2_kernel_pgt 的地址赋值给 rdi leaq 4096(%rdi), %r8 // 把页表项的地址赋值给 r8 寄存器 // 检查 level2_kernel_pgt 中的存在位 1: testq $1, 0(%rdi) jz 2f // 如果其为0，跳转到2f addq %rbp, 0(%rdi) 2: addq $8, %rdi // 把 rdi 加上8以便指向下一个页 cmp %r8, %rdi // 再将其与 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 jne 1b
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。然后再将其与 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
// phys_base 与 level2_kernel_pgt 第一项相同，为 512 MB的内核映射 addq %rbp, phys_base(%rip) movq $(early_level4_pgt - __START_KERNEL_map), %rax jmp 1f
使用 rbp （即 _text 的物理地址）来修正 phys_base 物理地址
最后准备
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 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 // 跳转至标签1来开启 PAE 和 PGE movq %rcx, %cr4 addq phys_base(%rip), %rax movq %rax, %cr3
接下来检查CPU是否支持 NX 位：
movl $0x80000001, %eax cpuid // 执行 cpuid 指令来得到处理器信息结果会存放在 edx 中 movl %edx,%edi // 把他再放到 edi 里
现在把 MSR_EFER 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 | | | | | | | | | | --------------------------------------------------------------------------------
- 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
- 检查 edi（即 cpuid 的结果） 中的第20位。如果第 20 位（即 NX 位）置位，就只把 EFER_SCE写入MSR
btsl $_EFER_SCE, %eax // 设置 SCE 位将会启用 SYSCALL 以及 SYSRET 指令 btl $20,%edi // 检查 edi（即 cpuid 的结果） 中的第20位 jnc 1f btsl $_EFER_NX, %eax btsq $_PAGE_BIT_NX,early_pmd_flags(%rip) 1: wrmsr
如果支持 NX 那么就把 _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
设置C语言执行的栈
为了从汇编执行C语言代码，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
stack_start 也定义在当前的源文件中：
GLOBAL(stack_start) .quad init_thread_union+THREAD_SIZE-8
对于 GLOABL 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
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)]; };
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
设置段内存
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，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
再来看 early_gdt_descr_base :
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 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
INIT_PER_CPU_VAR 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，会得到 init_per_cpu__gdt_page
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，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，在这里创建的是 gdt_page per-CPU变量 这种类型的变量有很多，比如由于每个CPU都只访问自己的变量而不需要锁等 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
在加载好了新的全局描述附表之后，跟之前一样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
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：
movl $MSR_GS_BASE,%ecx // 把 MSR_GS_BASE 放入 ecx 寄存器 movl initial_gs(%rip),%eax movl initial_gs+4(%rip),%edx wrmsr
- 把 MSR_GS_BASE 放入 ecx 寄存器
- 利用 wrmsr 指令向 eax 和 edx 处的地址加载数据（即指向 initial_gs）
其中， MSR_GS_BASE 为：
#define MSR_GS_BASE 0xc0000101
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，使用 MSR_GS_BASE 将会用来存放中断栈
跳转到C语言
接下把实模式中的 bootparam 结构的地址 放入 rdi ，然后跳转到C语言代码：
movq %rsi, %rdi // rsi 从一开始就保存了 bootparam 结构体的指针 movq initial_code(%rip),%rax // 把 initial_code 放入 rax 中 // 栈里分别压入一个无用的地址、__KERNEL_CS 和 initial_code 的地址 pushq $0 pushq $__KERNEL_CS pushq %rax lretq // 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
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
刚才把实模式下数据的地址保存到了 rdi 寄存器中 这个函数是内核中第一个执行的C语言代码！
走进 start_kernel
在真正到达“内核入口点” init/main.c 中的 start_kernel 函数之前，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
而 BUILD_BUG_ON 宏定义如下：
#define BUILD_BUG_ON(condition) ((void)sizeof(char[1 - 2*!!(condition)]))
来理解一下这些 巧妙的 设计是怎么工作的。以第一个条件 MODULES_VADDR < __START_KERNEL_map 为例：
!!conditions 等价于 condition != 0
这表示如果 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：
- 编译错误：因为尝试取获取一个字符数组索引为负数的变量的大小
- 没有编译错误
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 ：
for (i = 0; i < PTRS_PER_PGD-1; i++) early_level4_pgt[i].pgd = 0; // 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 next_early_pgt = 0; write_cr3(__pa_nodebug(early_level4_pgt)); // 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)
接着清空了从 __bss_stop 到 __bss_start 的 _bss 段
下一步是建立初期 IDT（中断描述符表） 的处理代码 内容很多，将会留到下一个部分再来探究
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