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Linux内核启动过程分析

1、Linux内核启动协议
    阅读文档\linux-2.6.35\Documentation\x86\boot.txt
    传统支持Image和zImage内核的启动装载内存布局(2.4以前的内核装载就是这样的布局):
    |            |
0A0000    +————————+
    |  Reserved for BIOS    |    Do not use.  Reserved for BIOS EBDA.
09A000    +————————+
    |  Command line        |
    |  Stack/heap        |    For use by the kernel real-mode code.
098000    +————————+   
    |  Kernel setup        |    The kernel real-mode code.
090200    +————————+
    |  Kernel boot sector    |    The kernel legacy boot sector.
090000    +————————+
    |  Protected-mode kernel |    The bulk of the kernel image.
010000    +————————+
    |  Boot loader        |    <- Boot sector entry point 0000:7C00
001000    +————————+
    |  Reserved for MBR/BIOS |
000800    +————————+
    |  Typically used by MBR |
000600    +————————+
    |  BIOS use only    |
000000    +————————+
    当使用bzImage时,保护模式的内核会被重定位到0x1000000(高端内存),内核实模式的代码(boot sector,setup和stack/heap)会被编译成可重定位到0x100000与低端内存底端之间的任何地址处。不幸的是,在2.00和2.01版的引导协议中,0x90000+的内存区域仍然被使用在内核的内部。2.02版的引导协议解决了这个问题。boot loader应该使BIOS的12h中断调用来检查低端内存中还有多少内存可用。
    人们都希望“内存上限”,即boot loader触及的低端内存最高处的指针,尽可能地低,因为一些新的BIOS开始分配一些相当大的内存,所谓的扩展BIOS数据域,几乎快接近低端内存的最高处了。
    不幸的是,如果BIOS 12h中断报告说内存的数量太小了,则boot loader除了报告一个错误给用户外,什么也不会做。因此,boot loader应该被设计成占用尽可能少的低端内存。对zImage和以前的bzImage,这要求数据能被写到x090000段,boot loader应该确保不会使用0x9A000指针以上的内存;很多BIOS在这个指针以上会终止。
    对一个引导协议>=2.02的现代bzImage内核,其内存布局使用以下格式:
        |  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 0000:7C00
001000    +————————+
    |  Reserved for MBR/BIOS |
000800    +————————+
    |  Typically used by MBR |
000600    +————————+
    |  BIOS use only    |
000000    +————————+
    这里程序段地址是由grub的大小来决定的。地址X应该在bootloader所允许的范围内尽可能地低。
    2、BIOS POST过程
    传统意义上,由于CPU加电之后,CPU只能访问ROM或者RAM里的数据,而这个时候是没有计算机操作系统的,所以需要有一段程序能够完成加载存储在非易失性存储介质(比如硬盘)上的操作系统到RAM中的功能。这段程序存储在ROM里,BIOS就是这类程序中的一种。对于BIOS,主要由两家制造商制造,驻留在主板的ROM里。有了BIOS,硬件制造商可以只需要关注硬件而不需要关注软件。BIOS的服务程序,是通过调用中断服务程序来实现的。BIOS加载bootloader程序,Bootloader也可以通过BIOS提供的中断,向BIOS获取系统的信息。整个过程如下:
    (1)电源启动时钟发生器并在总线上产生一个#POWERGOOD的中断。
    (2)产生CPU的RESET中断(此时CPU处于8086工作模式)。
    (3)进入BIOS POST代码处:%ds=%es=%fs=%gs=%ss=0,%cs=0xFFFF0000,%eip = 0x0000FFF0 (ROM BIOS POST code,指令指针eip,数据段寄存器ds,代码段寄存器cs)。
    (4)在中断无效状态下执行所有POST检查。
    (5)在地址0初始化中断向量表IVT。
    (6)0x19中断:以启动设备号为参数调用BIOS启动装载程序。这个程序从启动设备(硬盘)的0扇面1扇区读取数据到内存物理地址0x7C00处开始装载。这个0扇面1扇区称为Boot sector(引导扇区),共512字节,也称为MBR。
    就是说,CPU 在  BIOS 的入口(CS:IP=FFFF:0000)处执行BIOS的汇编程序,BIOS程序功能有系统硬件的检测,提供中断访问接口以访问硬件。而后被BIOS程序通过中断0x19调用磁盘MBR上的bootloader程序,将bootloader程序加载到ox7c00处,而后跳转到0x7c00,这样,位于 0x7c00处的bootloader程序,就可以执行了。
    从BIOS执行MBR中的bootloader程序开始,就是linux的代码在做的事情了。
    3、Bootloader过程
    bootloader程序是为计算机加载(load)计算机操作系统的。boot(引导)是bootstrap的简写,bootstrap是引导指令的意思。bootloader程序通常位于硬盘上,被BIOS调用,用于加载内核。在PC机上常见的bootloader主要有grub、lilo、syslinux等。
    GRUB(GRand Unified Bootloader)是当前linux诸多发行版本默认的引导程序。嵌入式系统上,最常见的bootloader是U-BOOT。这样的bootloader一般位于MBR的最前部。在linux系统中,bootloader也可以写入文件系统所在分区中。比如,grub程序就非常强大。Gurb运行后,将初始化设置内核运行所需的环境。然后加载内核镜像。
    grub磁盘引导全过程:
    (1)stage1: grub读取磁盘第一个512字节(硬盘的0道0面1扇区,被称为MBR(主引导记录),也称为bootsect)。MBR由一部分bootloader的引导代码、分区表和魔数三部分组成。
    (2)stage1_5: 识别各种不同的文件系统格式。这使得grub识别到文件系统。
    (3)stage2: 加载系统引导菜单(/boot/grub/menu.lst或grub.lst),加载内核vmlinuz和RAM磁盘initrd。
    4、内核启动过程   
    内核映像文件vmlinuz:包含有linux内核的静态链接的可执行文件,传统上,vmlinux被称为可引导的内核镜像。vmlinuz是vmlinux的压缩文件。其构成如下:
    (1)第一个512字节(以前是在arch/i386/boot/bootsect.S);
    (2)第二个,一段代码,若干个不多于512字节的段(以前是在arch/i386/boot/setup.S);
    (3)保护模式下的内核代码(在arch/x86/boot/main.c)。
    bzImage文件:使用make bzImage命令编译内核源代码,可以得到采用zlib算法压缩的zImage文件,即big zImage文件。老的zImage解压缩内核到低端内存,bzImage则解压缩内核到高端内存(1M(0x100000)以上),在保护模式下执行。bzImage文件一般包含有vmlinuz、bootsect.o、setup.o、解压缩程序misc.o、以及其他一些相关文件(如piggy.o)。注意,在Linux 2.6内核中,bootsect.S和setup.S被整合为header.S。
    initramfs(或initrd)文件:initrd是initialized ram disk的意思。主要用于加载硬件驱动模块,辅助内核的启动,挂载真正的根文件系统。

    例如,我电脑上的grub启动项如下(在/boot/grub/grub.lst中):

title Fedora (2.6.35.10-74.fc14.i686)
 root (hd0,0)
 kernel /vmlinuz-2.6.35.10-74.fc14.i686 ro root=/dev/mapper/VolGroup-lv_root rd_LVM_LV=VolGroup/lv_root rd_LVM_LV=VolGroup/lv_swap rd_NO_LUKS rd_NO_MD rd_NO_DM LANG=zh_CN.UTF-8 KEYBOARDTYPE=pc KEYTABLE=us rhgb quiet
 initrd /initramfs-2.6.35.10-74.fc14.i686.img

内核的执行参数可以控制内核的行为,比如ro参数告诉内核,以只读方式挂载根分区,而quiet则告诉内核,启动的时候不要打印任何信息。这些参数不光影响内核的执行,大多数的发行版也使用这些参数控制启动完毕以后后续的动作。这些参数可以在任何时候从/proc/cmdline 这个文件中获得。现在,grub找到了内核(hd0,0)/boot/vmlinuz-2.6.35.10-74.fc14.i686,它将整个电脑的控制权交给了这个程序,内核开始进行各种初始化的动作,你可以将quiet参数去掉,以便看看内核都做了哪些事情,也可以在系统启动成功以后,使用dmesg这个命令查看内核启动的时候,都打印了哪些东西。
    启动过程是和体系结构相关的,对于2.6内核,x86体系结构,CPU在上电初始化时,指令寄存器CS:EIP总是被初始化为固定值,这就是CPU复位后的第一条指令的地址。对于32位地址总线的系统来说,4GB的物理空间至少被划分为两个部分,一部分是内存的地址空间,另外一部分地址空间用于对BIOS芯片存储单元进行寻址。x86复位后工作在实模式下,该模式下CPU的寻址空间为1MB。CS:IP的复位值是FFFF:0000,物理地址为FFFF0。主板设计者必须保证把这个物理地址映射到BIOS芯片上,而不是RAM上。
    装载Linux内核的第一步应该是加载实模式代码(boot sector和setup代码),然后检查偏移0x01f1处的头部(header)中的各个参数值。实模式的代码总共有32K,但是boot loader可以选择只装载前面的两个扇区(1K),然后检查bootup扇区的大小。
    header���各个域的格式如下:

Offset/Size  Proto  Name    Meaning

01F1/1  ALL(1  setup_sects  The size of the setup in sectors
01F2/2  ALL  root_flags    If set, the root is mounted readonly
01F4/4  2.04+  syssize    The size of the 32-bit code in 16-byte paras
01F8/2  ALL  ram_size  DO NOT USE – for bootsect.S use only
01FA/2  ALL  vid_mode  Video mode control
01FC/2  ALL  root_dev  Default root device number
01FE/2  ALL  boot_flag  0xAA55 magic number
0200/2  2.00+  jump    Jump instruction
0202/4  2.00+  header    Magic signature “HdrS”
0206/2  2.00+  version    Boot protocol version supported
0208/4  2.00+  realmode_swtch  Boot loader hook (see below)
020C/2  2.00+  start_sys_seg  The load-low segment (0x1000) (obsolete)
020E/2  2.00+  kernel_version  Pointer to kernel version string
0210/1  2.00+  type_of_loader  Boot loader identifier
0211/1  2.00+  loadflags  Boot protocol option flags
0212/2  2.00+  setup_move_size  Move to high memory size (used with hooks)
0214/4  2.00+  code32_start  Boot loader hook (see below)
0218/4  2.00+  ramdisk_image  initrd load address (set by boot loader)
021C/4  2.00+  ramdisk_size  initrd size (set by boot loader)
0220/4  2.00+  bootsect_kludge  DO NOT USE – for bootsect.S use only
0224/2  2.01+  heap_end_ptr  Free memory after setup end
0226/1  2.02+  ext_loader_ver  Extended boot loader version
0227/1  2.02+  ext_loader_type  Extended boot loader ID
0228/4  2.02+  cmd_line_ptr  32-bit pointer to the kernel command line
022C/4  2.03+  ramdisk_max  Highest legal initrd address
0230/4  2.05+  kernel_alignment  Physical addr alignment required for kernel
0234/1  2.05+  relocatable_kernel  Whether kernel is relocatable or not
0235/1  2.10+  min_alignment  Minimum alignment, as a power of two
0236/2  N/A  pad3  &nbsp; &nbsp; &nbsp; &nbsp; Unused
0238/4  2.06+  cmdline_size  Maximum size of the kernel command line
023C/4  2.07+  hardware_subarch  Hardware subarchitecture
0240/8  2.07+  hardware_subarch_data  Subarchitecture-specific data
0248/4  2.08+  payload_offset  Offset of kernel payload
024C/4  2.08+  payload_length  Length of kernel payload
0250/8  2.09+  setup_data  64-bit physical pointer to linked list of struct setup_data
0258/8  2.10+  pref_address  Preferred loading address
0260/4  2.10+  init_size  Linear memory required during initialization 

更多详情见请继续阅读下一页的精彩内容: http://www.linuxidc.com/Linux/2014-10/108033p2.htm

 

  每个域的具体细节可参考boot.txt文档。
    BIOS把Boot Loader加载到0x7C00的地方并跳转到这里继续执行之后,BootLoader就会把实模式代码setup加载到0x07C00之上的某个地址上,其中setup的前512个字节是boot sector(引导扇区),现在这个引导扇区的作用并不是用来引导系统,而是为了兼容及传递一些参数。之后Boot Loader跳转到setup的入口点,入口点为_start例程(根据arch/x86/boot/setup.ld可知)。
    注意,bzImage由setup和vmlinux两部分组成,setup是实模式下的代码,vmlinux是保护模式下的代码。
    实模式设置(setup)阶段用于体系结构相关的硬件初始化工作,涉及的文件有arch/x86/boot/header.S、链接脚本setup.ld、arch/x86/boot/main.c。header.S第一部分定义了bstext、.bsdata、.header这3个节,共同构成了vmlinuz的第一个512字节(即引导扇区的内容)。常量BOOTSEG和SYSSEG定义了引导扇区和内核的载入地址。下面是header.S的代码:

BOOTSEG  = 0x07C0  /* 引导扇区的原始地址 */
SYSSEG  = 0x1000  /* 历史的载入地址>>4 */

#ifndef SVGA_MODE
#define SVGA_MODE ASK_VGA
#endif

#ifndef RAMDISK
#define RAMDISK 0
#endif

#ifndef ROOT_RDONLY
#define ROOT_RDONLY 1
#endif

 .code16
 .section “.bstext”, “ax”

 .global bootsect_start
bootsect_start:

 # 使开始地址正常化
 ljmp $BOOTSEG, $start2

start2:
 movw %cs, %ax
 movw %ax, %ds
 movw %ax, %es
 movw %ax, %ss
 xorw %sp, %sp
 sti
 cld

 movw $bugger_off_msg, %si

msg_loop:
 lodsb
 andb %al, %al
 jz bs_die
 movb $0xe, %ah
 movw $7, %bx
 int $0x10
 jmp msg_loop

bs_die:
 # 允许用户按一个键,然后重启
 xorw %ax, %ax
 int $0x16
 int $0x19

 # 0x19中断绝不会返回,无论它做什么
 # 调用BIOS复位代码,便CPU工作在实模式下
 ljmp $0xf000,$0xfff0

 .section “.bsdata”, “a”
bugger_off_msg:
 .ascii “Direct booting from floppy is no longer supported.\r\n”
 .ascii “Please use a boot loader program instead.\r\n”
 .ascii “\n”
 .ascii “Remove disk and press any key to reboot . . .\r\n”
 .byte 0

 # 下面设置内核的一些属性,setup需要。这是header的第一部分,来自以前的boot sector

 .section “.header”, “a”
 .globl hdr
hdr:
setup_sects: .byte 0  /* 被build.c填充 */
root_flags: .word ROOT_RDONLY
syssize: .long 0  /* 被build.c填充 */
ram_size: .word 0  /* 已过时 */
vid_mode: .word SVGA_MODE
root_dev: .word 0  /* 被build.c填充 */
boot_flag: .word 0xAA55

 # 偏移512处,setup的入口点

 .globl _start
_start:
  # Explicitly enter this as bytes, or the assembler
  # tries to generate a 3-byte jump here, which causes
  # everything else to push off to the wrong offset.
  .byte 0xeb  # short (2-byte) jump
  .byte start_of_setup-1f
1:

 # header的第二部分,来自以前的setup.S:设置头部header,包括大量的bootloader参数,如header版本、内核版本字符串指针、bootloader类型、
 # 内核装载时的很多标志、堆栈尾部地址指针、内核命令行地址指针和大小、32位保护模式入口地址、ramdisk地址和大小等
 
code32_start:    # 这里对32位的代码,装载器可以设置可设置一个不同的入口地址
  .long 0x100000 # 0x100000 = 为大内核的默认入口地址(保护模式)
 
 # ………… (省略)

# End of setup header #####################################################

 .section “.entrytext”, “ax”
start_of_setup:
#ifdef SAFE_RESET_DISK_CONTROLLER
# 重置磁盘控制器
 movw $0x0000, %ax  # 重置磁盘控制器
 movb $0x80, %dl  # 所有的的磁盘控制器All disks
 int $0x13
#endif

# …………(省略)

 # 让%ss无效,创建一个新的栈
 movw $_end, %dx
 testb $CAN_USE_HEAP, loadflags
 jz 1f
 movw heap_end_ptr, %dx
1: addw $STACK_SIZE, %dx
 jnc 2f
 xorw %dx, %dx # Prevent wraparound

2: # 现在%dx应该指向我们栈空间的尾部
 andw $~3, %dx # dword对齐
 jnz 3f
 movw $0xfffc, %dx # 确保不是0
3: movw %ax, %ss
 movzwl %dx, %esp # 清除%esp的上半部分
 sti  # 现在我们应该有一个工作空间

# 我们将进入%cs=%ds+0x20,设置好%cs
 pushw %ds
 pushw $6f
 lretw
6:

# 在setup终止时检查签名
 cmpl $0x5a5aaa55, setup_sig
 jne setup_bad

# 对BSS(Block Started by Symbol)清零
 movw $__bss_start, %di
 movw $_end+3, %cx
 xorl %eax, %eax
 subw %di, %cx
 shrw $2, %cx
 rep; stosl

# 跳转到C代码(不会返回)
 calll main

# …………(省略)

由setup.ld中的ENTRY(_start)可知,_start汇编例程是bzImage内核映像开始执行的入口点,即引导扇区之后的开始处(偏移512字节处),它会准备大量的bootloader参数。最后的call main跳转到arch/x86/boot/main.c:main()函数处执行,这就是众所周知的main函数,它们都工作在实模式下。main函数先调用copy_boot_params函数把位于第一个扇区的参数复制到boot_params变量中,boot_params位于setup的数据段,然后调用链为arch/x86/boot/pm.c:go_to_protected_mode(void) —>arch/x86/boot/pmjump.S:protected_mode_jump()。
    实模式的protected_mode_jump执行后,跳出了bzImage的第一部分,BootLoader默认把第二部分放在0x100000处,这个入口处是startup_32,先执行arch/x86/boot/compressed/head_32.S中的startup_32(保护模式下的入口函数),然后执行arch/x86/kernel/head_32.S中的startup_32(32位内核的入口函数),这里会拷贝boot_params以及boot_command_line, 初始化页表,开启分页机制。
    startup_32()函数会调用head32.c:i386_start_kernel()函数,它会调用init/main.c:start_kernel()函数,这是Linux内核的启动函数。init/main.c文件是整个Linux内核的中央联结点。每种体系结构都会执行一些底层设置函数,然后执行名为start_kernel的函数(在init/main.c中可以找到这个函数)。可以认为main.c是内核的“粘合剂(glue)”,之前执行的代码都是各种体系结构相关的代码,一旦到达start_kernel(),就与体系结构无关了。
    start_kernel()会调用一系列初始化函数来设置中断,执行进一步的内存配置,解析内核命令行参数。然后调用fs/dcache.c:vfs_caches_init()—>fs/namespace.c:mnt_init()创建基于内存的rootfs文件系统(是一个虚拟的内存文件系统,称为VFS),这是系统初始化时的根结点,即”/”结点,后面VFS会指向真实的文件系统。注意在Linux系统中,目录结构与Windows上有较大的不同。系统中只有一个根目录,路径是“/”,而其它的分区只是挂载在根目录中的一个文件夹内,如“/proc”和“/sys”等,这里的“/”就是Linux中的根目录。
    下面是mnt_init()的代码:

void __init mnt_init(void)
{
 unsigned u;
 int err;

 init_rwsem(&namespace_sem);

 mnt_cache = kmem_cache_create(“mnt_cache”, sizeof(struct vfsmount),
  0, SLAB_HWCACHE_ALIGN | SLAB_PANIC, NULL);

 mount_hashtable = (struct list_head *)__get_free_page(GFP_ATOMIC);

 if (!mount_hashtable)
  panic(“Failed to allocate mount hash table\n”);

 printk(“Mount-cache hash table entries: %lu\n”, HASH_SIZE);

 for (u = 0; u < HASH_SIZE; u++)
  INIT_LIST_HEAD(&mount_hashtable[u]);

 err = sysfs_init();
 if (err)
  printk(KERN_WARNING “%s: sysfs_init error: %d\n”,
  __func__, err);
 fs_kobj = kobject_create_and_add(“fs”, NULL);
 if (!fs_kobj)
  printk(KERN_WARNING “%s: kobj create error\n”, __func__);
 init_rootfs();
 init_mount_tree();
}

    这里fs/ramfs/inode.c:init_rootfs()会调用fs/filesystems.c:register_filesystem()注册rootfs。然后fs/namespace.c:init_mount_tree()调用fs/super.c:do_kern_mount()在内核中挂载rootfs,调用fs/fs_struct.c:set_fs_root()将当前的rootfs文件系统配置为根文件系统。

    为什么不直接把真实的文件系统配置为根文件系统?答案很简单,内核中没有真实根文件系统设备(如硬盘,USB)的驱动,而且即便你将根文件系统的设备驱动编译到内核中,此时它们还尚未加载,实际上所有内核中的驱动是由后面的kernel_init线程进行加载。另外,我们的root设备都是以设备文件的方式指定的,如果没有根文件系统,设备文件怎么可能存在呢?
    注意根据调用链do_kern_mount()—>vfs_kern_mount(type)—>type->get_sb()—>fs/ramfs/inode.c:rootfs_get_sb()—>ramfs_fill_super()—>fs/dcache.c:d_alloc_root(),函数d_alloc_root分配最终的根结点,代码如下:

struct dentry * d_alloc_root(struct inode * root_inode)
{
 struct dentry *res = NULL;

 if (root_inode) {
  static const struct qstr name = { .name = “/”, .len = 1 };

  res = d_alloc(NULL, &name);
  if (res) {
  res->d_sb = root_inode->i_sb;
  res->d_parent = res;
  d_instantiate(res, root_inode);
  }
 }
 return res;
}

从上面的代码中的可以看出,这个rootfs的dentry对象的名字为”/”,这就是我们看到的根目录”/”。
    start_kernel()在最后会调用rest_init(),这个函数会启动一个内核线程来运行kernel_init(),自己则调用cpu_idle()进入空闲循环,让调度器接管控制权。抢占式的调度器就可以周期性地接管控制权,从而提供多任务处理能力。
    kernel_init()用于完成初始化rootfs、加载内核模块、挂载真正的根文件系统。根据Documentation/early-userspace/README的描述,目前2.6的kernel支持三方式来挂载最终的根文件系统:   
    (1)所有需要的设备和文件系统驱动被编译进内核,没有initrd。通过“root=”参数指定的根设备,init/main.c:kernel_init()将调用prepare_namespace()直接在指定的根设备上挂载最终的根文件系统。通过可选的”init=”选项,还可以运行用户指定的init程序。
    (2)一些设备和文件驱动作为模块来构建并存放的initrd中。initrd被称为ramdisk,是一个独立的小型文件系统。它需要包含/linuxrc程序(或脚本),用于加载这些驱动模块,并挂载最终的根文件系统(结合使用pivot_root系统调用),然后initrd被卸载。initrd由prepare_namespace()挂载和运行。内核必须要使用CONFIG_BLK_DEV_RAM(支持ramdisk)和CONFIG_BLK_DEV_INITRD(支持initrd)选项进行编译才能支持initrd。
    initrd文件通过在grub引导时用initrd命令指定。它有两种格式,一种是类似于linux2.4内核使用的传统格式的文件系统镜像,称之为image-initrd,它的制作方法同Linux2.4内核的initrd一样,其核心文件就是 /linuxrc。另外一种格式的initrd是cpio格式的,这种格式的initrd从linux 2.5起开始引入,使用cpio工具生成,其核心文件不再是/linuxrc,而是/init,这种 initrd称为cpio-initrd。为了向后兼容,linux2.6内核对cpio-initrd和image-initrd这两种格式的initrd 均支持,但对其处理流程有着显著的区别。cpio-initrd的处理与initramfs类似,会直接跳过prepare_namespace(),image-initrd的处理则由prepare_namespace()进行。
    (3)使用initramfs。prepare_namespace()调用会被跳过。这意味着必须有一个程序来完成这些工作。这个程序是通过修改usr/gen_init_cpio.c的方式,或通过新的initrd格式(一个cpio归档文件)存放在initramfs中的,它必须是”/init”。这个程序负责prepare_namespace()所做的所有工作。为了保持向后兼容,在现在的内核中,/init程序只有是来自cpio归档的情况才会被运行。如果不是来自cpio归档,init/main.c:kernel_init()将运行prepare_namespace()来挂载最终的根文件系统,并运行一个预先定义的init程序(或者是用户通过init=指定的,或者是/sbin/init,/etc/init,/bin/init)。
    initramfs是从2.5 kernel开始引入的一种新的实现机制。顾名思义,initramfs只是一种RAM filesystem而不是disk。initramfs实际是一个包含在内核映像内部的cpio归档,启动所需的用户程序和驱动模块被归档成一个文件。因此,不需要cache,也不需要文件系统。 编译2.6版本的linux内核时,编译系统总会创建initramfs,然后通过连接脚本arch\x86\kernel\vmlinux.lds.S把它与编译好的内核连接成一个文件,它被链接到地址__initramfs_start~__initramfs_end处。内核源代码树中的usr目录就是专门用于构建内核中的initramfs的。缺省情况下,initramfs是空的,X86架构下的文件大小是134个字节。实际上它的含义就是:在内核镜像中附加一个cpio包,这个cpio包中包含了一个小型的文件系统,当内核启动时,内核将这个cpio包解开,并且将其中包含的文件系统释放到rootfs中,内核中的一部分初始化代码会放到这个文件系统中,作为用户层进程来执行。这样带来的明显的好处是精简了内核的初始化代码,而且使得内核的初始化过程更容易定制。
    注意initramfs和initrd都可以是cpio包,可以压缩也可以不压缩。但initramfs是包含在内核映像中的,作为内核的一部分存在,因此它不会由bootloader(如grub)单独地加载,而initrd是另外单独编译生成的,是一个独立的文件,会由bootloader单独加载到RAM中内核空间以外的地址处。目前initramfs只支持cpio包格式,它会被populate_rootfs—>unpack_to_rootfs(&__initramfs_start, &__initramfs_end – &__initramfs_start, 0)函数解压、解析并拷贝到根目录。initramfs被解析处理后原始的cpio包(压缩或非压缩)所占的空间(&__initramfs_start – &__initramfs_end)是作为系统的一部分直接保留在系统中,不会被释放掉。而对于initrd镜像文件,如果没有在命令行中设置”keepinitd”命令,那么initrd镜像文件被处理后其原始文件所占的空间(initrd_end – initrd_start)将被释放掉。   
    下面看kernel_init的代码:

static int __init kernel_init(void * unused)
{
 /* ……(省略) */

 do_basic_setup();

 /* Open the /dev/console on the rootfs, this should never fail */
 if (sys_open((const char __user *) “/dev/console”, O_RDWR, 0) < 0)
  printk(KERN_WARNING “Warning: unable to open an initial console.\n”);

 (void) sys_dup(0);
 (void) sys_dup(0);
 /*
  * check if there is an early userspace init.  If yes, let it do all
  * the work
  */

 if (!ramdisk_execute_command)
  ramdisk_execute_command = “/init”;

 if (sys_access((const char __user *) ramdisk_execute_command, 0) != 0) {
  ramdisk_execute_command = NULL;
  prepare_namespace();
 }

 /*
  * Ok, we have completed the initial bootup, and
  * we’re essentially up and running. Get rid of the
  * initmem segments and start the user-mode stuff..
  */

 init_post();
 return 0;
}

  kernel_init会先调用do_basic_setup,这是一个很关键的函数。在此之前CPU子系统运行起来了,内存管理和进程管理也启动了,到do_basic_setup才开始做真正实际的工作。所有直接编译在kernel中的模块都是由它启动的。代码如下:

 

static void __init do_basic_setup(void)
{
    init_workqueues();
    cpuset_init_smp();
    usermodehelper_init();
    init_tmpfs();
    driver_init();
    init_irq_proc();
    do_ctors();
    do_initcalls();
}
    do_initcalls()用来启动所有在__initcall_start和__initcall_end段之间的函数,而静态编译进内核的模块会将其初始化函数放置在这段区间里。其中与rootfs相关的初始化函数都会由rootfs_initcall()所引用。在init/initramfs.c中就有rootfs_initcall(populate_rootfs)的引用,这是用来初始化rootfs的,因此do_initcall()最终会调用到populate_rootfs()。需要特别指出的是initramfs.c模块的入口函数populate_rootfs()是否执行取决于Kernel的编译选项,参考init/Makefile,内核编译时必须配置CONFIG_BLK_DEV_INITRD选项才会执行这个函数。代码如下:

static int __init populate_rootfs(void)
{
 char *err = unpack_to_rootfs(__initramfs_start,
    __initramfs_end – __initramfs_start);
 if (err)
  panic(err); /* Failed to decompress INTERNAL initramfs */
 if (initrd_start) {
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_RAM
  int fd;
  printk(KERN_INFO “Trying to unpack rootfs image as initramfs…\n”);
  err = unpack_to_rootfs((char *)initrd_start,
  initrd_end – initrd_start);
  if (!err) {
  free_initrd();
  return 0;
  } else {
  clean_rootfs();
  unpack_to_rootfs(__initramfs_start,
    __initramfs_end – __initramfs_start);
  }
  printk(KERN_INFO “rootfs image is not initramfs (%s)”
    “; looks like an initrd\n”, err);
  fd = sys_open(“/initrd.image”, O_WRONLY|O_CREAT, 0700);
  if (fd >= 0) {
  sys_write(fd, (char *)initrd_start,
    initrd_end – initrd_start);
  sys_close(fd);
  free_initrd();
  }
#else
  printk(KERN_INFO “Unpacking initramfs…\n”);
  err = unpack_to_rootfs((char *)initrd_start,
  initrd_end – initrd_start);
  if (err)
  printk(KERN_EMERG “Initramfs unpacking failed: %s\n”, err);
  free_initrd();
#endif
 }
 return 0;
}

    (1)第一行的upack_to_rootfs()用来把内核映像中的initramfs释放到rootfs。它实际上有两个功能,一个是检测是否是属于cpio包,另外一个就是解压并释放cpio包。注意如果__initramfs_start和__initramfs_end的值相等,则initramfs长度为零,unpack_to_rootfs()不会做任何处理,直接返回。
    (2)if(initrd_start)判断是否加载了initrd。无论哪种格式的initrd,都会被boot loader加载到地址initrd_start处。当然,如果是initramfs的情况下,该值肯定为空了。
    (3)第二个unpack_to_rootfs()把cpio-initrd镜像释放到rootfs,以此作为initramfs。这其中有/init脚本程序。
    (4)如果不是cpio-initrd,则认为是一个image-initrd,将其内容保存到/initrd.image中。image-initrd由prepare_namespace()函数来处理。传统的image-initrd中使用/linuxrc脚本程序进行初始化。
    回到kernel_init,接下来的工作是打开控制台设备/dev/console并设为标准输入,有���这个设备,启动信息才能显示到终端上。后续的两个sys_dup(0)是复制标准输入为标准输出和标准错误输出。然后,如果rootfs中存在init文件(用户通过rdinit=指定,或者默认的/init,保存在ramdisk_execute_command中),说明是加载了initramfs(包括cpio-initrd的情形),直接跳过prepare_namespace(),转向init_post(),它会调用run_init_process(ramdisk_execute_command)运行这个/init文件,替换当前进程,这样内核的工作全部结束,后续的初始化和挂载真正根文件系统的工作都交给/init程序。读者可能会问如果加载了cpio-initrd, 那么真实文件系统中的init进程不是没有机会运行了吗?确实,如果加载了cpio-initrd,那么内核就不负责执行用户空间的init进程了,而是将这个执行任务交给了cpio-initrd的init进程。
    如果rootfs中没有init文件,说明是image-initrd的情形,就会转入到prepare_namespace(),这个函数加载image-initrd,并运行它的/linuxrc文件。prepare_namespace()的代码如下:

void __init prepare_namespace(void)
{
 int is_floppy;

 if (root_delay) {
  printk(KERN_INFO “Waiting %dsec before mounting root device…\n”,
        root_delay);
  ssleep(root_delay);
 }

 /*
  * wait for the known devices to complete their probing
  *
  * Note: this is a potential source of long boot delays.
  * For example, it is not atypical to wait 5 seconds here
  * for the touchpad of a laptop to initialize.
  */
 wait_for_device_probe();

 md_run_setup();

 if (saved_root_name[0]) {
  root_device_name = saved_root_name;
  if (!strncmp(root_device_name, “mtd”, 3) ||
      !strncmp(root_device_name, “ubi”, 3)) {
  mount_block_root(root_device_name, root_mountflags);
  goto out;
  }
  ROOT_DEV = name_to_dev_t(root_device_name);
  if (strncmp(root_device_name, “/dev/”, 5) == 0)
  root_device_name += 5;
 }

 if (initrd_load())
  goto out;

 /* wait for any asynchronous scanning to complete */
 if ((ROOT_DEV == 0) && root_wait) {
  printk(KERN_INFO “Waiting for root device %s…\n”,
  saved_root_name);
  while (driver_probe_done() != 0 ||
  (ROOT_DEV = name_to_dev_t(saved_root_name)) == 0)
  msleep(100);
  async_synchronize_full();
 }

 is_floppy = MAJOR(ROOT_DEV) == FLOPPY_MAJOR;

 if (is_floppy && rd_doload && rd_load_disk(0))
  ROOT_DEV = Root_RAM0;

 mount_root();
out:
 devtmpfs_mount(“dev”);
 sys_mount(“.”, “/”, NULL, MS_MOVE, NULL);
 sys_chroot(“.”);
}

    (1)对于将根文件系统存放到USB或者SCSI设备上的情况,Kernel需要等待这些耗费时间比较久的设备驱动加载完毕,所以这里存在一个Delay。
    (2)wait_for_device_probe(),从字面的意思来看,这里也是来等待根文件系统所在的设备探测函数的完成。
    (3)用户通过“root=”指定的根设备名会被保存在saved_root_name中,如果用户指定了以mtd开始的字串做为它的根设备。就会直接调用mount_block_root()去挂载它并goto到out。这个文件是mtdblock的设备文件。否则将设备结点文件转换为ROOT_DEV即设备节点号。然后,转向initrd_load(),去加载image-initrd,执行其中的/linuxrc,挂载最终和根文件系统。
    (4)initrd_load()会把/dev/ram0作为默认的根设备并把image-initrd加载到这里。如果用户通过root=指定了实际根设备(不是/dev/ram0),则说明image-initrd只是作为临时的文件系统而存在,转向handle_initrd(),对image-initrd进行具体的处理。它执行其中的/linuxrc,挂载最终的根文件系统。
    (5)如果用户没有指定根设备(或指定为默认的/dev/ram0),说明直接把image-initrd作为最终的真实文件系统(在无盘工作站和很多嵌入式Linux系统中,initrd通常作为永久的根文件系统而存在),prepare_namespace()会设置好ROOT_DEV为/dev/ram0,并调用mount_root()挂载这个image-initrd,作为最终的文件系统而存在。
    (6)挂载完真正的根文件系统后,goto到out,将挂载点从当前目录移到”/”,并把”/”作为系统的根目录,至此虚拟文件系统切换到了实际的根文件系统。
    initrd_load()的代码如下:

int __init initrd_load(void)
{
 if (mount_initrd) {
  create_dev(“/dev/ram”, Root_RAM0);
  /*
  * Load the initrd data into /dev/ram0. Execute it as initrd
  * unless /dev/ram0 is supposed to be our actual root device,
  * in that case the ram disk is just set up here, and gets
  * mounted in the normal path.
  */
  if (rd_load_image(“/initrd.image”) && ROOT_DEV != Root_RAM0) {
  sys_unlink(“/initrd.image”);
  handle_initrd();
  return 1;
  }
 }
 sys_unlink(“/initrd.image”);
 return 0;
}

  (1)mount_initrd表示是否使用了image-initrd。可以通过kernel的参数“noinitrd“来配置mount_initrd的值,默认为1。很少看到有项目区配置该值,所以一般情况下,mount_initrd的值应该为1。
    (2)创建一个Root_RAM0的设备节点/dev/ram,调用rd_load_image将image-initrd的数据加载到/dev/ram0。rd_load_image会打开/dev/ram0,先是用identify_ramdisk_image()识别image-initrd的文件系统类型,确定是romfs、squashfs、minix,还是ext2。然后用crd_load()为image-initrd分配空间、计算循环冗余校验码(CRC)、解压,并将其加载到内存中。
    (3)判断ROOT_DEV!=Root_RAM0的含义是,如果你在grub或者lilo里配置的root=不指定为/dev/ram0,则转向handle_initrd(),由它来挂载实际的文件系统。例如我电脑上的Fedora启动指定root=/dev/mapper/VolGroup-lv_root,肯定就不是Root_RAM0了。如果没有指定根设备(或指定为默认的/dev/ram0),则会跳过handle_initrd(),直接返回到prepare_namespace()。
    下面是handle_initrd()的代码:

static void __init handle_initrd(void)
{
 int error;
 int pid;

 real_root_dev = new_encode_dev(ROOT_DEV);
 create_dev(“/dev/root.old”, Root_RAM0);
 /* mount initrd on rootfs’ /root */
 mount_block_root(“/dev/root.old”, root_mountflags & ~MS_RDONLY);
 sys_mkdir(“/old”, 0700);
 root_fd = sys_open(“/”, 0, 0);
 old_fd = sys_open(“/old”, 0, 0);
 /* move initrd over / and chdir/chroot in initrd root */
 sys_chdir(“/root”);
 sys_mount(“.”, “/”, NULL, MS_MOVE, NULL);
 sys_chroot(“.”);

 /*
  * In case that a resume from disk is carried out by linuxrc or one of
  * its children, we need to tell the freezer not to wait for us.
  */
 current->flags |= PF_FREEZER_SKIP;

 pid = kernel_thread(do_linuxrc, “/linuxrc”, SIGCHLD);
 if (pid > 0)
  while (pid != sys_wait4(-1, NULL, 0, NULL))
  yield();

 current->flags &= ~PF_FREEZER_SKIP;

 /* move initrd to rootfs’ /old */
 sys_fchdir(old_fd);
 sys_mount(“/”, “.”, NULL, MS_MOVE, NULL);
 /* switch root and cwd back to / of rootfs */
 sys_fchdir(root_fd);
 sys_chroot(“.”);
 sys_close(old_fd);
 sys_close(root_fd);

 if (new_decode_dev(real_root_dev) == Root_RAM0) {
  sys_chdir(“/old”);
  return;
 }

 ROOT_DEV = new_decode_dev(real_root_dev);
 mount_root();

 printk(KERN_NOTICE “Trying to move old root to /initrd … “);
 error = sys_mount(“/old”, “/root/initrd”, NULL, MS_MOVE, NULL);
 if (!error)
  printk(“okay\n”);
 else {
  int fd = sys_open(“/dev/root.old”, O_RDWR, 0);
  if (error == -ENOENT)
  printk(“/initrd does not exist. Ignored.\n”);
  else
  printk(“failed\n”);
  printk(KERN_NOTICE “Unmounting old root\n”);
  sys_umount(“/old”, MNT_DETACH);
  printk(KERN_NOTICE “Trying to free ramdisk memory … “);
  if (fd < 0) {
  error = fd;
  } else {
  error = sys_ioctl(fd, BLKFLSBUF, 0);
  sys_close(fd);
  }
  printk(!error ? “okay\n” : “failed\n”);
 }
}

  (1)real_root_dev为一个全局变量,用来保存放用户指定的根设备号。
    (2)调用mount_block_root将initrd挂载到rootfs的/root下,设备节点为/dev/root.old。提取rootfs的根目录描述符并将其保存到root_fd。它的作用就是为了在进入到initrd文件系统并处理完initrd之后,还能够返回rootfs。
    (3)进入到/root中的initrd文件系统,调用kernel_thread(do_linuxrc, “/linuxrc”, SIGCHLD)启动一个内核线程来运行/linuxrc文件,等待它完成的后续的初始化工作。
    (4)把initrd文件系统移动到rootfs的/old下。然后通过root_fd重新进入到rootfs,如果real_root_dev在linuxrc中重新设成Root_RAM0,说明直接把image-initrd直接作为真正的根文件系统,initrd_load()返回1,而后prepare_namespace()直接goto到out,改变当前目录到initrd中,不作后续处理直接返回。
    (5)如果使用用户指定的根设备,则调用mount_root将真正的文件系统挂载到VFS的/root目录下。通过调用链mount_root()—>mount_block_root()—>do_mount_root()—>sys_mount(name,”/root”)可知,指定的根设备用设备节点/dev/root表示,挂载点为VFS的/root,并将当前目录切换到了这个挂载点下。
    (6)如果真实文件系统中有/initrd目录,那么会把/old中的initrd移动到真实文件系统的/initrd下。如果没有/initrd目录,则用sys_umount()卸载initrd,并释放它的内存。
    prepare_namspace执行完后,真正的文件系统就挂载成功。转入init_post(),它用来运行用户空间的第一个进程,即众所周知的init进程。代码如下:

static noinline int init_post(void)
 __releases(kernel_lock)
{
 /* …… */

 if (ramdisk_execute_command) {
  run_init_process(ramdisk_execute_command);
  printk(KERN_WARNING “Failed to execute %s\n”,
    ramdisk_execute_command);
 }

 if (execute_command) {
  run_init_process(execute_command);
  printk(KERN_WARNING “Failed to execute %s.  Attempting “
    “defaults…\n”, execute_command);
 }
 run_init_process(“/sbin/init”);
 run_init_process(“/etc/init”);
 run_init_process(“/bin/init”);
 run_init_process(“/bin/sh”);

 panic(“No init found.  Try passing init= option to kernel. “
      “See Linux Documentation/init.txt for guidance.”);
}

  注意run_init_process在调用相应程序运行的时候,用的是kernel_execve。也就是说调用进程会替换当前进程。只要上述任意一个文件调用成功,就不会返回到这个函数。如果上面几个文件都无法执行。打印出没有找到init文件的错误。运行用户空间中的init进程可能是以下几种情况:
    (1)noinitrd方式,则直接运行用户空间中的/sbin/init(或/etc/init,/bin/init),作为第一个用户进程。
    (2)传统的image-initrd方式。运行的第一个程序是/linuxrc脚本,由它来启动用户空间中的init进程。
    (3)cpio-initrd和initramfs方式。运行的第一个程序是/init脚本,由它来启动用户空间中的init进程。
    我电脑上Fedora的/boot目录下有initramfs-2.6.35.10-74.fc14.i686.img,它就是启动Fedora时指定的cpio-initrd(经过了压缩,可以用file命令查看其文件类型)。先加上.gz后缀,用gunzip解压,然后用cpio -i –make-directories < initramfs-2.6.35.10-74.fc14.i686.img命令导出它的文件。我们可以看到根目录下有/init脚本,./bin目录中有一组很少但却非常必要的应用程序,包括dash(一个脚本解释器,比bash体积小速度快,兼容性高,以前的initrd用的是nash)、plymouth、sed等。./sbin下有dmraid、kpartx、loginit脚本、lvm(逻辑卷管理器)、modprobe、switch_root、udevd等核心程序。
    /init设置$PATH环境变量,挂载procfs和sysfs、启动udev(动态设备管理进程,通过监视sysfs按照规则动态创建/dev目录中的设备,已经逐渐取代了hotplug和coldplug)、挂载真正的根文件系统、用switch_root切换到根分区并运行/sbin/init。 

下面给出内核映像完整的启动过程:

arch/x86/boot/header.S:   
 —>header第一部分(以前的bootsector.S):  载入bootloader到0x7c00处,设置内核属性
 —>_start()  bzImage映像的入口点(实模式),header的第二部分(以前的setup.S)
  —>code32_start=0x100000  0x100000为解压后的内核的载入地址(1M高端地址)
  —>设置大量的bootloader参数、创建栈空间、检查签名、清空BSS
  —>arch/x86/boot/main.c:main()  实模式内核的主函数
  —>copy_boot_params() &nbsp;把位于第一个扇区的参数复制到boot_params变量中,boot_params位于setup的数据段
  —>检查内存布局、设置键盘击键重复频率、查询Intel SpeedStep(IST)信息
  —>设置视频控制器模式、解析命令行参数以便传递给decompressor
  —>arch/x86/boot/pm.c:go_to_protected_mode()  进入保护模式
    —>屏蔽PIC中的所有中断、设置GDT和IDT
    —>arch/x86/boot/pmjump.S:protected_mode_jump(boot_params.hdr.code32_start,…)  跳转到保护模式
    —>in_pm32() &nbsp;跳转到32位保护模式的入口处(即0x100000处)
      —>jmpl *%eax 跳转到arch/i386/boot/compressed/head_32.S:startup_32()处执行
     
arch/i386/boot/compressed/head_32.S:startup_32()  保护模式下的入口函数 
 —>leal boot_stack_end(%ebx), %esp  设置堆栈
 —>拷贝压缩的内核到缓冲区尾部
 —>清空BSS
 —>compressed/misc.c:decompress_kernel()  解压内核
  —>lib/decompress_bunzip2.c:decompress()
  —>lib/decompress_bunzip2.c:bunzip2()
    —>lib/decompress_bunzip2.c:start_bunzip()  解压动作
  —>parse_elf()  将解压后的内核ELF文件(.o文件)解析到内存中
 —>计算vmlinux编译时的运行地址与实际装载地址的距离
 —>jmp *%ebp  跳转到解压后的内核的arch/x86/kernel/head_32.S:startup_32()处运行
 
arch/x86/kernel/head_32.S:startup_32()  32位内核的入口函数,即进程0(也称为清除进程)
 —>拷贝boot_params以及boot_command_line
 —>初始化页表:这会创建PDE和页表集
 —>开启内存分页功能
 —>为可选的浮点单元(FPU)检测CPU类型
 —>head32.c:i386_start_kernel() 
  —>init/main.c:start_kernel() &nbsp;Linux内核的启动函数,包含创建rootfs,加载内核模块和cpio-initrd
  —>很多初始化操作
  —>setup_command_line() &nbsp;把内核启动参数复制到boot_command_line数组中
  —>parse_early_param()  体系结构代码会先调用这个函数,做时期的参数检查
    —>parse_early_options()
    —>do_early_param()  检查早期的参数
  —>parse_args()  解析模块的参数
  —>fs/dcache.c:vfs_caches_init()  创建基于内存的rootfs(一个VFS)
    —>fs/namespace.c:mnt_init()
    —>fs/ramfs/inode.c:init_rootfs()
      —>fs/filesystems.c:register_filesystem()  注册rootfs
    —>fs/namespace.c:init_mount_tree()               
      —>fs/super.c:do_kern_mount()  在内核中挂载rootfs
      —>fs/fs_struct.c:set_fs_root() 将rootfs配置为当前内存中的根文件系统
  —>rest_init()
    —>arch/x86/kernel/process.c:kernel_thread(kernel_init,…)  启动一个内核线程来运行kernel_init函数,进行内核初始化
    —>cpu_idle()                            进入空闲循环
    —>调度器周期性的接管控制权,提供多任务处理
   
init/main.c:kernel_init() 内核初始化过程入口函数,加载initramfs或cpio-initrd,或传统的image-initrd,把工作交给它
 —>sys_open(“/dev/console”,…)  启动控制台设备
 —>do_basic_setup()
  —>do_initcalls()  启动所有静态编译进内核的模块
  —>init/initramfs.c:populate_rootfs()  初始化rootfs
    —>unpack_to_rootfs()  把initramfs或cpio-initrd解压释放到rootfs
    —>如果是image-initrd则拷贝到/initrd.image
####################################### 传统的image-initrd情形 ###########################################
 —>rootfs中没有/init文件
 —>do_mounts.c:prepare_namespace() 加载image-initrd,并运行它的/linuxrc文件,以挂载实际的文件系统
  —>do_mounts_initrd.c:initrd_load()  把image-initrd数据加载到默认设备/dev/ram0中
  —>do_mounts_rd.c:rd_load_image()  加载image-initrd映像
    —>identify_ramdisk_image() 识别initrd,确定是romfs、squashfs、minix,还是ext2
    —>crd_load()  解压并为ramdisk分配空间,计算循环冗余校验码
    —>lib/inflate.c:gunzip()  对gzip格式的ramdisk进行解压
  —>do_mounts_initrd.c:handle_initrd() 指定的根设备不是/dev/ram0,由initrd来挂载真正的根文件系统
    —>mount_block_root(“/dev/root.old”,…)  将initrd挂载到rootfs的/root下
    —>arch/x86/kernel/process.c:kernel_thread(do_linuxrc, “/linuxrc”,…)  启动一个内核线程来运行do_linuxrc函数
    —>do_mounts_initrd.c:do_linuxrc()
      —>arch/x86/kernel/sys_i386_32.c:kernel_execve() 运行image-initrd中的/linuxrc
    —>将initrd移动到rootfs的/old下
    —>若在linuxrc中根设备重新设成Root_RAM0,则返回,说明image-initrd直接作为最终的根文件系统
    —>do_mounts.c:mount_root() 否则将真正的根文件系统挂载到rootfs的/root下,并切换到这个目录下
    —>mount_block_root()
      —>do_mount_root()
      —>fs/namespace.c:sys_mount()  挂载到”/root”
    —>卸载initrd,并释放它的内存
  —>do_mounts.c:mount_root() 没有指定另外的根设备,则initrd直接作为真正的根文件系统而被挂载
  —>fs/namespace.c:sys_mount(“.”, “/”,…)  根文件挂载成功,移动到根目录”/”
########################################################################################################
 —>init/main.c:init_post()  启动用户空间的init进程
  —>run_init_process(ramdisk_execute_command) &nbsp; 若加载了initramfs或cpio-initrd,则运行它的/init
  —>run_init_process(“/sbin/init”)  否则直接运行用户空间的/sbin/init
  —>arch/x86/kernel/sys_i386_32.c:kernel_execve() &nbsp;运行用户空间的/sbin/init程序,并分配pid为1
  —>run_init_process(“/bin/sh”)  当运行init没成功时,可用此Shell来代替,以便恢复机器
 
/init  cpio-initrd(或initramfs)中的初始化脚本,挂载真正的根文件系统,启动用户空间的init进程
 —>export PATH=/sbin:/bin:/usr/sbin:/usr/bin  设置cpio-initrd的环境变量$PATH
 —>挂载procfs、sysfs
 —>解析命令行参数
 —>udevd –daemon –resolve-names=never  启动udev
 —>/initqueue/*.sh  执行/initqueue下的脚本完成对应初始化工作(现在该目录下为空)
 —>/initqueue-settled/*.sh  执行/initqueue-settled下的脚本(现在该目录下为空)
 —>/mount/*.sh  挂载真正的根文件系统
  —>/mount/99mount-root.sh  根据/etc/fstab中的选项挂载根文件系统
  —>/lib/dracut-lib.sh  一系列通用函数
  —>把根文件系统挂载到$NEWROOT下
 —>寻找真正的根文件系统中的init程序并存放在$INIT中 /sbin/init, /etc/init, /bin/init, 或/bin/sh
 —>从/proc/cmdline中获取启动init的参数并存放在$initargs中
 —>switch_root “$NEWROOT” “$INIT” $initargs  切换到根分区,并启动其中的init进程

    注意kernel_evecve调用的是与具体体系平台相关的实现,但它是一个通用的系统调用,在linux/syscalls.h中声明,这个头文件中声明了与体系结构无关的所有系统调用接口。只不过kernel_evecve在实现时是与体系结构相关的,每种体系结构都要提供它的实现。
    从以上分析可以看出,如果使用新的cpio-initrd(或initramfs),kernel_init只负责内核初始化(包括加载内核模块、创建基于内存的rootfs以及加载cpio-initrd)。后续根文件系统的挂载、init进程的启动工作都交给cpio-initrd来完成。cpio-initrd相对于image-initrd承担了更多的初始化责任,这种变化也可以看作是内核代码的用户层化的一种体现,实际上精简内核代码,将部分功能移植到用户层必然是linux内核发展的一个趋势。如果是使用传统的image-initrd的话,根文件系统的挂载也会放在kernel_init()中,其中prepare_namespace完成挂载根文件系统,init_post()完成运行/sbin/init,显然这样内核的代码不够精简。   
    5、init进程
    init是第一个调用的使用标准C库编译的程序。在此之前,还没有执行任何标准的C应用程序。在桌面Linux系统上,第一个启动的程序通常是/sbin/init,它的进程号为1。init进程是所有进程的发起者和控制者,它有两个作用:
    (1)扮演终结父进程的角色:所有的孤儿进程都会被init进程接管。
    (2)系统初始化工作:如设置键盘、字体,装载模块,设置网络等。
    在完成系统初始化工作之后,init进程将在控制台上运行getty(登录程序)等任务,我们熟悉的登录界面就出现了!
    init程序的运行流程需要分专门的一节来讨论,因为它有不同的实现方式。传统的实现是基于UNIX System V init进程的,程序包为sysvinit(以前的RedHat/Fedora用的就是这个)。目前已经有多种sysvinit的替代产品了,这其中包括initng,它已经可以用于Debian了,并且在Ubuntu上也能工作。在同一位置上,Solaris使用SMF(Service Management Facility),而Mac OS则使用 launchd。现在广泛使用的是upstart init初始化进程,目前在Ubuntu和Fedora,还有其他系统中已经取代了sysvinit。
    传统的Sysvinit daemon是一个基于运行级别的初始化程序,它使用了运行级别(如单用户、多用户等)并通过从/etc/rcX.d目录到/etc/init.d目录的初始化脚本的链接来启动与终止系统服务。Sysvinit无法很好地处理现代硬件,如热插拔设备、USB硬盘、网络文件系统等。upstart系统则是事件驱动的,事件可能被硬件改动触发,也可被启动或关机或任务所触发,或者也可能被系统上的任何其他进程所触发。事件用于触发任务或服务,统称为作业。比如连接到一个USB驱动器可能导致udev服务发送一个block-device-added事件,这可能引起一个预定任务检查/etc/fstab和挂载驱动器(如果需要的话)。再如,一个Apache web服务器可能只有当网络和所需的文件系统都可用时才能启动。
    Upstart作业在/etc/init目录及其子目录下被定义。upstart系统兼容sysvinit,它也会处理/etc/inittab和System V init脚本(如果有的话)。在诸如近来的Fedora版本的系统上,/etc/inittab可能只含有initdefault操作的id项。目前Ubuntu系统默认没有/etc/inittab,如果您想要指定一个默认运行级别的话,您可以创建一个。Upstart也使用initctl命令来支持与upstart init守护进程的交互。这时您可以启动或终止作业、列表作业、以及获取作业的状态、发出事件、重启init进程,等等。
    总的来说,x86架构的Linux内核启动过程分为6大步,分别为:
    (1)实模式的入口函数_start():在header.S中,这里会进入众所周知的main函数,它拷贝bootloader的各个参数,执行基本硬件设置,解析命令行参数。
    (2)保护模式的入口函数startup_32():在compressed/header_32.S中,这里会解压bzImage内核映像,加载vmlinux内核文件。
    (3)内核入口函数startup_32():在kernel/header_32.S中,这就是所谓的进程0,它会进入体系结构无关的start_kernel()函数,即众所周知的Linux内核启动函数。start_kernel()会做大量的内核初始化操作,解析内核启动的命令行参数,并启动一个内核线程来完成内核模块初始化的过程,然后进入空闲循环。
    (4)内核模块初始化的入口函数kernel_init():在init/main.c中,这里会启动内核模块、创建基于内存的rootfs、加载initramfs文件或cpio-initrd,并启动一个内核线程来运行其中的/init脚本,完成真正根文件系统的挂载。
    (5)根文件系统挂载脚本/init:这里会挂载根文件系统、运行/sbin/init,从而启动众所周知的进程1。
    (6)init进程的系统初始化过程:执行相关脚本,以完成系统初始化,如设置键盘、字体,装载模块,设置网络等,最后运行登录程序,出现登录界面。

    如果从体系结构无关的视角来看,start_kernel()可以看作时体系结构无关的Linux main函数,它是体系结构无关的代码的统一入口函数,这也是为什么文件会命名为init/main.c的原因。这个main.c粘合剂把各种体系结构的代码“粘合”到一个统一的入口处。

整个内核启动过程如下图:

图1 Linux内核启动过程

本文永久更新链接地址:http://www.linuxidc.com/Linux/2014-10/108033.htm

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