Kdump 实现的基本原理
Kdump 的实现可以分为两个部分：内核和用户工具。内核提供机制，用户工具在这些机制上实现各种转储策略。内核机制对用户工具的接口是一个系统调用：kexec_load()，它被用于加载捕获内核和传递一些相关信息。捕获内核启动后，会像一般内核一样，去运行为它创建的 ramdisk 上的 init 程序。而各种转储机制都可以事先在 init 中实现。为了在生产内核崩溃时能顺利启动捕获内核，捕获内核（以及它的 ramdisk）是事先放到生产内核的内存中的。而捕获内核启动后需要使用的一小部分内存是通过 crashkernel=Y@X 这一内核参数在生产内核中保存的。为了生产内核的内存不被捕获内核启动时破坏，同时省去额外编译一个内核用作捕获内核的麻烦，kerenl 又实现了可重定位内核（relocatable kernel）技术。
生产内核的内存是通过 /proc/vmcore 这个文件交给捕获内核的。为了生成它，用户工具先在生产内核中分析出内存的使用和分布等情况，然后把这些信息综合起来 生成一个 ELF 文件头保存起来。捕获内核被引导时会被同时传递这个 ELF 文件头的地址，通过分析它，捕获内核就可以生成出 /proc/vmcore。有了 /proc/vmcore 这个文件，捕获内核的 ramdisk 中的脚本就可以通过通常的文件读写和网络来实现 各种策略了。同时 kdump 的用户工具还提供了缩减内存镜像尺寸的工具。这就是 Kdump 的基本设计。
Kexec 详解
用户空间工具
kdump 的很大一部分工作都是在用户空间内完成的。与 kexec 相关的集中在一个叫“kexec-tools”的工具中的“kexec”程序中。该程序主要是为调用 kexec_load() 收集各种信息，然后调用之。这些信息主要包括 purgatory 的入口地址，还有一组由 struct kexec_segment 描述的信息，该结构体定义为 :
struct kexec_segment {
const void *buf;
size_t bufsz;
const void *mem;
size_t memsz;
};
kernel 系统调用
kexec 在 kernel 里以一个系统调用 kexec_load() 的形式提供给用户。这个系统调用主要用来把另一个内核和其 ramdisk 加载到当前内核中。在 kdump 中，捕获内核只能使用事先预留的一小段内存。生产内核的内存镜像会被以 /proc/vmcore 的形式提供给用户。这是一个 ELF 格式的方件，它的头是由用户空间工具 kexec 生成并传递来的。在系统崩溃时，系统最后会调用 machine_kexec()。这通常是一个硬件相关的函数。它会引导捕获内核，从而完成 kdump 的过程。
kdump 内存处理
用于捕获内核的内存
生产内核分析 cmdline 中的 crashkernel 参数后，调用 reserve_crashkernel() 来为捕获内核保存一段内存。这是一个 arch-dependent 的 function。保存之后，在 powerpc 上可以从 /proc/device-trees/chosen/linux,crashkernel-size 和 /proc/device-trees/chose/linux,crashkernel-base 中得到大小及位置信息。
捕获内核如何为 dump 工具提供生产内核的内存镜像
/proc/vmcore ELF 格式
kexec 在加载捕获内核时，会计算并生成一个 ELF 文件头。这个 ELF 头含有生产内核的内存位置等等一系列信息。这个 ELF 头连同其他信息一起保存在由 reserve_crashkernel() 保留的那段内存中。当崩溃发生时，此 ELF 头的位置会被传给捕获内核，由它生成 /proc/vmcore 以供 保存。
/dev/oldmem raw 格式
captured kernel 启动后，还会用 raw 格式通过 /dev/oldmem 来提供生产内核的内存。用户态的工具可能要自己提取其中的 ELF header 以便得到 vmcore。但它的好处是可以只提取 vmcore 的一部分而不用 dump 出全部 vmcore。
可重定位内核（relocatable kernel）
可重定位内核的意义
在 kdump 出现之前，内核只能从一个固定的物理地址上启动。这对 kdump 来说是一种限制。因为为了收集生产内核的内存镜像，捕获内核不能从生产内核使用的启动地址上启动。因此就需要另编译一个从一个不同的地址启动的内核来作捕获内核。这就是为什么 RHEL5 中有一个包叫 kernel-kdump 的原因。技术的创新往往来自对方便的追求。开发人员为了不用费心多编译一个内核，为 kernel 实现了“可重定向”这个特性。
实现原理
x86_64: 运行时修改 text 段及 data 段的眏射
kernel 在启动以后，会检测自己被加载到了什么位置。然后根据这个来更新自己的内存页表以反映 kernel 的 text 段和 data 段中虚拟地址与物理地址之间正确的映射关系。
i386: 使用预先生成的重定位信息
i386 中的 text 和 data 段是已经写死的线性映射区的一部分，要想使用修改页表的办法支持重定向是比较困难的。于是在编译内核时，另生成一份所有需要重定位的 symbol 的位置信息，放进 bzimage 格式的内核中。内核启动解压缩后，根据加载的地址和这份表来时行重定位。
powerpc: 将 vmlinuz 链接为“position-independent executable”形式
与 x86 体系不同，在 powerpc 体系中，/boot/vmlinuz 并不是一个 bzimage 格式的文件，它就是一个 ELF 格式的文件，而且启动机理也不尽相同。因此，在 powerpc 上主要是利用了“位置无关可执行”格式这一成熟技术来实现可重定位。
makedumpfile 简介
有些服务器有着超大的内存，可能比它的硬盘的容量还大。为了转储这样的内存镜像，就有了 makedumpfile，它的最主要的用途就是减少转储的内存镜像的体积。它有两个手段达到这个目的：页面过滤和页面压缩。
页面过滤
makedumpfile 在处理 /proc/vmcore 时，能够过滤掉这样一些内存页：
- 全是 0 的页
- 缓存页
- 用户进程页
- 空闲页
这些类型的页往往是无关紧要的。通过“-d”这个选项指定一个过滤等级来去掉相应的页，如果要去掉所有这些类型，需要指定“31”。
页面压缩
makedumpfile 可以逐页地压缩 vmcore 中的内存页，在事后的分析中，crash 可以在分析到某页时才将其解压缩。
神秘的 purgatory
细心的 kdump 用户可能注意过在 kdump 刚开始运行时 console 上会出现这样一句话：“I'm in purgatory.”。这就是进入了 purgatory 时的提示。简单说，purgatory 就是一个 bootloader，一个为 kdump 定作的 boot loader。它被赋予了这样一个古怪的名字应该只是一种调侃。实事上，与其说是内核可以引导另一个内核，不如说是 purgatory 可以引导一个内核。 下面的分析完全基于 ppc64。
purgatory 和 kexec
在特定体系架构上编译 kexec 时，purgatory 会从相应特定体系的源码生成。它是一个 ELF 格式的 relocatable 文件。为了使用上的方 便，它被一个工具，“bin-to-hex”，翻译成一个数组并放在 kexec/purgatory.c 里。这样 kexec 的代码就可以直接使用它了：
// kexec/purgatory.c
#iclude <stddef.h>
const char purgatory[] = {
0x7f, 0x45, 0x4c, 0x46, 0x02, 0x02, 0x01, 0x00,
0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
0x00, 0x01, 0x00, 0x15, 0x00, 0x00, 0x00, 0x01,
0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x06, 0x0c,
0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0xba, 0x48,
0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x40, 0x00, 0x00,
0x00, 0x00, 0x00, 0x40, 0x00, 0x20, 0x00, 0x1d,
... ...
0x79, 0x5f, 0x73, 0x74, 0x61, 0x72, 0x74, 0x00,
};
size_t purgatory_size = sizeof(purgatory);
// kexec/arch/ppc64/kexec-elf-ppc64.c 中分读入 purgatory:
/* Add v2wrap to the current image */
elf_rel_build_load(info, &info->rhdr, purgatory,
purgatory_size, 0, max_addr, 1, 0);
在通过 kexec_load() 将 purgatory 传给 kernel 之前，kexec 还会对已经读入的 purgatory 进行一些改造，存进一些在引导 内核时必需的信息，如新内核在内存中的地址、device tree blob 的地址等等。值得注意的是，kexec 用捕获内核的前 256 个字节覆盖从 purgatory 入口点开始的 256 个字节（在 ppc64 上刚好是 64 条汇编指令，覆盖完成后，kexec 会把第一个指令恢复成 purgatory 自己原来的）。这一部分有两个功能：标明 kenrel 是否是 relocatable 的和让 slave cpu 等待 primary cpu。
purgatory 和 kernel
kernel 崩溃了，如果 kexec_load() 加载了捕获内核，它会先让没有发生崩溃的 cpu（slave cpu）通过调用 kexec_wait 进入等待：
_GLOBAL(kexec_wait) bl 1f 1: mflr r5 addi r5,r5,kexec_flag-1b 99: HMT_LOW #ifdef CONFIG_KEXEC /* use no memory without kexec */ lwz r4,0(r5) cmpwi 0,r4,0 bnea 0x60 #endif b 99b /* this can be in text because we won't change it until we are * running in real anyways */ kexec_flag: .long 0
这里 kexec_wait 去检查“kexec_flag”的值（初始值是 0），如果是 0 则回到“99:”继续检查；如果不是 0 了，就跳到 0x60 处。这样发生崩溃的 cpu 可以从容地完成一些工作，例如把在 kexec 中得到的捕获内核的前 15 条指令和自己的第一条指令拷到内存的起点等等，再让 slave cpu 跳到 0x60 去等待 primary cpu 完成启动，这是在 kexec_sequence 中完成的。
... ...
/* copy dest pages, flush whole dest image */
mr r3,r29
bl .kexec_copy_flush /* (image) */
/* turn off mmu */
bl real_mode
/* copy 0x100 bytes starting at start to 0 */
li r3,0
mr r4,r30 /* start, aka phys mem offset */
li r5,0x100
li r6,0
bl .copy_and_flush /* (dest, src, copy limit, start offset) */
1: /* assume normal blr return */
/* release other cpus to the new kernel secondary start at 0x60 */
mflr r5
li r6,1
stw r6,kexec_flag-1b(5)
... ...
bl 会把“1:”的地址存入 LR，因此 r5 中被 mflr 存入的是这个地址，而“kexec_flag-1b(5)”就是 kexec_flag 的地址了。stw 向这个地址存入了“1”。这都是在前面的拷贝和关闭 MMU 等完成之后了才做的。在 kexec_sequence 最后，将 purgatory 的入口地址存入 CTR，然后调用 bctrl 从而调用 purgatory。purgatory 则利用 kexec 中存入的一系列信息，最终启动了捕获内核。
作为 bootloader 的 purgatory
虽然 kexec 用捕获内核开头的 256 个字节覆盖了 purgatory 入口处的 256 个字节，但保留了入口的第一条指令，即 b master。于是 purgatory 会跳转到“master”，作一些校验工作；加载一系列自己正常运行和引导内核必不可少的信息，如内核（捕获内核）在内存中的位 置、device tree blob 的位置等。这些都是在 kexec 中生成、存放好了，然后写到 purgatory 的 ELF 格式中，同时也由 kexec_load() 传递给了生产内核的，下面是引导内核前的代码片段：
80:
LOADADDR(6,kernel)
ld 4,0(6) # load the kernel address
LOADADDR(6,run_at_load) # the load flag
lwz 7,0(6) # possibly patched by kexec-elf-ppc64
stw 7,0x5c(4) # and patch it into the kernel
li 5,0 # r5 will be 0 for kernel
mtctr 4 # prepare branch too
mr 3,16 # restore dt address
# skip cache flush, do we care?
bctr # start kernel
此处，LOADADDR 是一个宏，它是一组 5 个的 ppc64 向寄存器加载 64 位即时数的专用指令。这里先把内核的保存位置载入寄存器 4，然后把 purgatory 中 run_at_load 处的值写入从该位置往后位移 0x5c 的地方。这个 run_at_load 是在被 kexec 用捕获内核覆盖的那部分中，kexec 在覆盖这部分时还作了一件事，就是检查捕获内核是否是可重定位的。如果是，就在这个位置上写入 1。因此，如果捕获内核是可重定位的内核，那么在 purgatory 引导它之前，距它开头 0x5c 处的值是 1。这个值告诉捕获内核它应该从它被加载的位置启动。接下来，将捕获内核的地址写入 CTR，用 bctr 来启动它。
kdump 实用小技巧
如何设定 crashkernel 参数
在 kdump 的配置中，往往困惑于 crashkernel 的设置。“crashkernel=X@Y”，X 应该多大？ Y 又应该设在哪里呢？实际我们 可以完全省略“@Y”这一部分，这样，kernel 会为我们自动选择一个起始地址。而对于 X 的大小，般对 i386/x86_64 的系统， 设为 128M 即可；对于 powerpc 的系统，则要设为 256M。rhel6 引入的“auto”已经要被放弃了，代之以原来就有的如下语法：
crashkernel=<range1>:<size1>[,<range2>:<size2>,...][@offset] range=start-[end] 'start' is inclusive and 'end' is exclusive. For example: crashkernel=512M-2G:64M,2G-:128M
如何判断捕获内核是否加载
可通过查看 /sys/kernel/kexec_crash_loaded 的值。“1”为已经加载，“0”为还未加载。
缩小 crashkernel
可以通过向 /sys/kernel/kexec_crash_size 中输入一个比其原值小的数来缩小甚至完全释放 crashkernel。
kdump 相关新技术
kexec 原来只是用于内核的快速启动，但很快被用来实现内存转储，成为了企业级的的重要应用。但是创新的步伐 并未就此停止。
系统休眠
使用 kexec/kdump 来实现系统休眠（hibernation）已经进行了几年了。目前的状态不得而知，但这种思路上的 创新很让人眼前一亮。目前只支持 x86 体系。相关内容参见最后的链接。
小结
kdump 是目前最有效的 linux™ 内存镜像收集机制，广泛应用于各大 linux™ 厂商的各种产品中，在 debug 内核方面起着不可替换的重要作用。本文着重于深入探索 kdump 的实现机制，希望能让读者通过了解细节从而促进对 kdump 使用的掌握。