还记得上一章的内容吗 - 跳转到内核入口之前的最后准备？你应该还记得我们已经完成一系列初始化操作，并停在了调用位于init/main.c中的start_kernel函数之前.start_kernel函数是与体系架构无关的通用处理入口函数，尽管我们在此初始化过程中要无数次的返回arch/ 文件夹。如果你仔细看看start_kernel函数的内容，你将发现此函数涉及内容非常广泛。在此过程中约包含了86个调用函数，是的，你发现它真的是非常庞大但是此部分并不是全部的初始化过程，在当前阶段我们只看这些就可以了。此章节以及后续所有在内核初始化过程章节的内容将涉及并详述它。
start_kernel函数的主要目的是完成内核初始化并启动祖先进程(1号进程)。在祖先进程启动之前start_kernel函数做了很多事情，如锁验证器,根据处理器标识ID初始化处理器，开启cgroups子系统，设置每CPU区域环境，初始化VFS Cache机制，初始化内存管理，rcu,vmalloc,scheduler(调度器),IRQs(中断向量表),ACPI(中断可编程控制器)以及其它很多子系统。只有经过这些步骤我们才看到本章最后一部分祖先进程启动的过程；同志们，如此复杂的内核子系统，有没有勾起你的学习欲望，有这么多的内核代码等着我们去征服，让我们开始吧。
注意:在此大章节的所有内容 Linux Kernel initialization process，并不涉及内核调试相关，关于内核调试部分会有一个单独的章节来进行描述
__attribute__ 正如我上述所写，start_kernel函数是定义在init/main.c.从已知代码中我们能看到此函数使用了__init特性，你也许从其它地方了解过关于GCC __attribute__相关的内容。在内核初始化阶段这个机制在所有的函数中都是有必要的。
#define __init __section(.init.text) __cold notrace在初始化过程完成后，内核将通过调用free_initmem释放这些sections(段)。注意__init属性是通过__cold和notrace两个属性来定义的。第一个属性cold的目的是标记此函数很少使用所以编译器必须优化此函数的大小，第二个属性notrace定义如下：
#define notrace __attribute__((no_instrument_function))含有no_instrument_function意思就是告诉编译器函数调用不产生环境变量(堆栈空间)。
在start_kernel函数的定义中，你也可以看到__visible 属性的扩展：
#define __visible __attribute__((externally_visible))含有externally_visible意思就是告诉编译器有一些过程在使用该函数或者变量，为了放至标记这个函数/变量是unusable。你可以在此include/linux/init.h处查到这些属性表达式的含义。
在start_kernel的初始之初你可以看到这两个变量：
char *command_line;
char *after_dashes;第一个变量表示内核命令行的全局指针，第二个变量将包含parse_args函数通过输入字符串中的参数'name=value'，寻找特定的关键字和调用正确的处理程序。我们不想在这个时候参与这两个变量的相关细节，但是会在接下来的章节看到。我们接着往下走，下一步我们看到了此函数:
lockdep_init();lockdep_init 初始化 lock validator. 其实现是相当简单的，它只是初始化了两个哈希表 list_head并设置lockdep_initialized 全局变量为1。
关于自旋锁 spinlock以及互斥锁mutex 如何获取请参考链接.
下一个函数是set_task_stack_end_magic，参数为init_task和设置STACK_END_MAGIC (0x57AC6E9D)。init_task代表初始化进程(任务)数据结构:
struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task);task_struct 存储了进程的所有相关信息。因为它很庞大，我在这本书并不会去介绍，详细信息你可以查看调度相关数据结构定义头文件 include/linux/sched.h。在此刻task_sreuct包含了超过100个字段！虽然你不会看到task_struct是在这本书中的解释，但是我们会经常使用它，因为它是介绍在Linux内核进程的基本知识。我将描述这个结构中字段的一些含义，因为我们在后面的实践中见到它们。
你也可以查看init_task的相关定义以及宏指令INIT_TASK的初始化流程。这个宏指令来自于include/linux/init_task.h在此刻只是设置和初始化了第一个进程来(0号进程)的值。例如这么设置：
runnable. 一个可运行进程即为等待CPU去运行;PF_KTHREAD 意思为 - 内核线程;&init_thread_info - init_thread_union.thread_info 和 initthread_union 使用共用体 - thread_union 包含了 thread_info进程信息以及进程栈:。union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};每个进程都有其自己的堆栈，x86_64架构的CPU一般支持的页表是16KB or 4个页框大小。我们注意stack变量被定义为数据并且类型是unsigned long。thread_union结构的下一个字段为thread_union 定义如下：
struct thread_info {
struct task_struct *task;
struct exec_domain *exec_domain;
__u32 flags;
__u32 status;
__u32 cpu;
int saved_preempt_count;
mm_segment_t addr_limit;
struct restart_block restart_block;
void __user *sysenter_return;
unsigned int sig_on_uaccess_error:1;
unsigned int uaccess_err:1;
};此结构占用52个字节。thread_info结构包含了特定体系架构相关的线程信息，我们都知道在X86_64架构上内核栈是逆生成而thread_union.thread_info结构则是正生长。所以进程进程栈是16KB并且thread_info是在栈底。还需我们处理16 kilobytes - 62 bytes = 16332 bytes.注意 thread_union代表一个联合体union而不是结构体，用一张图来描述栈内存空间。
如下图所示:
+-----------------------+
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| stack |
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|_______________________|
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|__________↓____________| +--------------------+
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| thread_info |<----------->| task_struct |
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+-----------------------+ +--------------------+http://www.quora.com/In-Linux-kernel-Why-thread_info-structure-and-the-kernel-stack-of-a-process-binds-in-union-construct
所以INIT_TASK宏指令就是task_struct's'结构。正如我上述所写，我并不会去描述这些字段的含义和值，在INIT_TASK赋值处理的时候我们很快能看到这些。
现在让我们回到set_task_stack_end_magic函数，这个函数被定义在kernel/fork.c功能为设置canary init 进程堆栈以检测堆栈溢出。
void set_task_stack_end_magic(struct task_struct *tsk)
{
unsigned long *stackend;
stackend = end_of_stack(tsk);
*stackend = STACK_END_MAGIC; /* for overflow detection */
}上述函数比较简单，set_task_stack_end_magic函数的作用是先通过end_of_stack函数获取堆栈并赋给 task_struct。
关于检测配置需要打开内核配置宏CONFIG_STACK_GROWSUP。因为我们学习的是x86架构的初始化，堆栈是逆生成，所以堆栈底部为：
(unsigned long *)(task_thread_info(p) + 1);task_thread_info的定义如下，返回一个当前的堆栈；
#define task_thread_info(task) ((struct thread_info *)(task)->stack)进程的栈底，我们写STACK_END_MAGIC这个值。如果设置canary，我们可以像这样子去检测堆栈：
if (*end_of_stack(task) != STACK_END_MAGIC) {
//
// handle stack overflow here
//
}set_task_stack_end_magic 初始化完毕后的下一个函数是 smp_setup_processor_id.此函数在x86_64架构上是空函数：
void __init __weak smp_setup_processor_id(void)
{
}在此架构上没有实现此函数，但在别的体系架构的实现可以参考s390 and arm64.
我们接着往下走，下一个函数是debug_objects_early_init。此函数的执行几乎和lockdep_init是一样的，但是填充的哈希对象是调试相关。上述我已经表明，关于内核调试部分会在后续专门有一个章节来完成。
debug_object_early_init函数之后我们看到调用了boot_init_stack_canary函数。task_struct->canary 的值利用了GCC特性，但是此特性需要先使能内核CONFIG_CC_STACKPROTECTOR宏后才可以使用。
boot_init_stack_canary 什么也没有做， 否则基于随机数和随机池产生 TSC:
get_random_bytes(&canary, sizeof(canary));
tsc = __native_read_tsc();
canary += tsc + (tsc << 32UL);我们要获取随机数, 我们可以给stack_canary 字段 task_struct赋值：
current->stack_canary = canary;然后将此值写入IRQ堆栈的顶部:
this_cpu_write(irq_stack_union.stack_canary, canary); // read below about this_cpu_write关于IRQ的章节我们这里也不会详细刨析, 关于这部分介绍看这里IRQs.如果canary被设置, 关闭本地中断注册bootstrap CPU以及CPU maps. 我们关闭本地中断 (interrupts for current CPU) 使用 local_irq_disable 函数，展开后原型为 arch_local_irq_disable 函数include/linux/percpu-defs.h:
static inline notrace void arch_local_irq_enable(void)
{
native_irq_enable();
}如果native_irq_enable通过cli指令判断架构，这里是X86_64，
Where native_irq_enable is cli instruction for x86_64.中断的关闭(屏蔽)我们可以通过注册当前CPU ID到CPU bitmap来实现。
当前已经走到start_kernel函数中的boot_cpu_init函数，此函数主要为了通过掩码初始化每一个CPU。首先我们需要获取当前处理器的ID通过下面函数：
int cpu = smp_processor_id();现在是0. 如果CONFIG_DEBUG_PREEMPT 宏配置了那么 smp_processor_id 的值就来自于 raw_smp_processor_id 函数，原型如下:
#define raw_smp_processor_id() (this_cpu_read(cpu_number))this_cpu_read 函数与其它很多函数一样如(this_cpu_write, this_cpu_add 等等...) 被定义在include/linux/percpu-defs.h 此部分函数主要为对 this_cpu 进行操作. 这些操作提供不同的对每cpuper-cpu 变量相关访问方式. 譬如让我们来看看这个函数 this_cpu_read:
__pcpu_size_call_return(this_cpu_read_, pcp)还记得上面我们所写，每cpu变量cpu_number 的值是this_cpu_read通过raw_smp_processor_id来得到，现在让我们看看 __pcpu_size_call_return的执行：
#define __pcpu_size_call_return(stem, variable) \
({ \
typeof(variable) pscr_ret__; \
__verify_pcpu_ptr(&(variable)); \
switch(sizeof(variable)) { \
case 1: pscr_ret__ = stem##1(variable); break; \
case 2: pscr_ret__ = stem##2(variable); break; \
case 4: pscr_ret__ = stem##4(variable); break; \
case 8: pscr_ret__ = stem##8(variable); break; \
default: \
__bad_size_call_parameter(); break; \
} \
pscr_ret__; \
}) 是的，此函数虽然看起起奇怪但是它的实现是简单的，我们看到pscr_ret__ 变量的定义是int类型，为什么是int类型呢？好吧，变量是common_cpu 它声明了每cpu(per-cpu)变量:
DECLARE_PER_CPU_READ_MOSTLY(int, cpu_number);在下一个步骤中我们调用了__verify_pcpu_ptr通过使用一个有效的每cpu变量指针来取地址得到cpu_number。之后我们通过pscr_ret__ 函数设置变量的大小，common_cpu变量是int,所以它的大小是4字节。意思就是我们通过this_cpu_read_4(common_cpu)获取cpu变量其大小被pscr_ret__决定。在__pcpu_size_call_return的结束 我们调用了__pcpu_size_call_return：
#define this_cpu_read_4(pcp) percpu_from_op("mov", pcp)需要调用percpu_from_op 并且通过mov指令来传递每cpu变量，percpu_from_op的内联扩展如下：
asm("movl %%gs:%1,%0" : "=r" (pfo_ret__) : "m" (common_cpu))让我们尝试理解此函数是如果工作的，gs段寄存器包含每个CPU区域的初始值，这里我们通过mov指令copy common_cpu到内存中去，此函数还有另外的形式：
this_cpu_read(common_cpu)等价于:
movl %gs:$common_cpu, $pfo_ret__由于我们没有设置每个CPU的区域,我们只有一个 - 为当前CPU的值zero 通过此函数 smp_processor_id返回.
返回的ID表示我们处于哪一个CPU上, boot_cpu_init 函数设置了CPU的在线, 激活, 当前的设置为:
set_cpu_online(cpu, true);
set_cpu_active(cpu, true);
set_cpu_present(cpu, true);
set_cpu_possible(cpu, true);上述我们所有使用的这些CPU的配置我们称之为- CPU掩码cpumask. cpu_possible 则是设置支持CPU热插拔时候的CPU ID. cpu_present 表示当前热插拔的CPU. cpu_online表示当前所有在线的CPU以及通过 cpu_present 来决定被调度出去的CPU. CPU热插拔的操作需要打开内核配置宏CONFIG_HOTPLUG_CPU并且将 possible == present 以及active == online选项禁用。这些功能都非常相似，每个函数都需要检查第二个参数，如果设置为true，需要通过调用cpumask_set_cpu or cpumask_clear_cpu来改变状态。
譬如我们可以通过true或者第二个参数来这么调用：
cpumask_set_cpu(cpu, to_cpumask(cpu_possible_bits));让我们继续尝试理解to_cpumask宏指令，此宏指令转化为一个位图通过struct cpumask *，CPU掩码提供了位图集代表了当前系统中所有的CPU's，每CPU都占用1bit，CPU掩码相关定义通过cpu_mask结构定义:
typedef struct cpumask { DECLARE_BITMAP(bits, NR_CPUS); } cpumask_t;在来看下面一组函数定义了位图宏指令。
#define DECLARE_BITMAP(name, bits) unsigned long name[BITS_TO_LONGS(bits)]正如我们看到的定义一样， DECLARE_BITMAP宏指令的原型是一个unsigned long的数组，现在让我们查看如何执行to_cpumask:
#define to_cpumask(bitmap) \
((struct cpumask *)(1 ? (bitmap) \
: (void *)sizeof(__check_is_bitmap(bitmap))))我不知道你是怎么想的, 但是我是这么想的，我看到此函数其实就是一个条件判断语句当条件为真的时候，但是为什么执行__check_is_bitmap？让我们看看__check_is_bitmap的定义：
static inline int __check_is_bitmap(const unsigned long *bitmap)
{
return 1;
}原来此函数始终返回1，事实上我们需要这样的函数才达到我们的目的： 它在编译时给定一个bitmap，换句话将就是检查bitmap的类型是否是unsigned long *,因此我们仅仅通过to_cpumask宏指令将类型为unsigned long的数组转化为struct cpumask *。现在我们可以调用cpumask_set_cpu 函数，这个函数仅仅是一个 set_bit给CPU掩码的功能函数。所有的这些set_cpu_*函数的原理都是一样的。
如果你还不确定set_cpu_*这些函数的操作并且不能理解 cpumask的概念，不要担心。你可以通过读取这些章节cpumask or documentation.来继续了解和学习这些函数的原理。
现在我们已经激活第一个CPU，我们继续接着start_kernel函数往下走，下面的函数是page_address_init,但是此函数不执行任何操作，因为只有当所有内存不能直接映射的时候才会执行。
下面调用了pr_notice函数。
#define pr_notice(fmt, ...) \
printk(KERN_NOTICE pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)pr_notice其实是printk的扩展，这里我们使用它打印了Linux 的banner。
pr_notice("%s", linux_banner);打印的是内核的版本号以及编译环境信息:
Linux version 4.0.0-rc6+ (alex@localhost) (gcc version 4.9.1 (Ubuntu 4.9.1-16ubuntu6) ) #319 SMP下个步骤我们就要进入到指定的体系架构的初始函数，Linux 内核初始化体系架构相关调用setup_arch函数，这又是一个类型于start_kernel的庞大函数，这里我们仅仅简单描述，在下一个章节我们将继续深入。指定体系架构的内容，我们需要再一次阅读arch/目录，setup_arch函数定义在arch/x86/kernel/setup.c 文件中，此函数就一个参数-内核命令行。
此函数解析内核的段_text和_data来自于_text符号和_bss_stop(你应该还记得此文件arch/x86/kernel/head_64.S)。我们使用memblock来解析内存块。
memblock_reserve(__pa_symbol(_text), (unsigned long)__bss_stop - (unsigned long)_text);你可以阅读关于memblock的相关内容在Linux kernel memory management Part 1.，你应该还记得memblock_reserve函数的两个参数：
我们可以通过__pa_symbol宏指令来获取符号表_text段中的物理地址
#define __pa_symbol(x) \
__phys_addr_symbol(__phys_reloc_hide((unsigned long)(x)))上述宏指令调用 __phys_reloc_hide 宏指令来填充参数，__phys_reloc_hide宏指令在x86_64上返回的参数是给定的。宏指令 __phys_addr_symbol的执行是简单的，只是减去从_text符号表中读到的内核的符号映射地址并且加上物理地址的基地址。
#define __phys_addr_symbol(x) \
((unsigned long)(x) - __START_KERNEL_map + phys_base)memblock_reserve函数对内存页进行分配。
之后我们保留替换内核的text和data段用来初始化initrd,我们暂时不去了解initrd的详细信息，你仅仅只需要知道根文件系统就是通过这方式来进行初始化这就是early_reserve_initrd 函数的工作，此函数获取RAM DISK的基地址以及大小以及大小加偏移。
u64 ramdisk_image = get_ramdisk_image();
u64 ramdisk_size = get_ramdisk_size();
u64 ramdisk_end = PAGE_ALIGN(ramdisk_image + ramdisk_size);如果你阅读过这些章节Linux Kernel Booting Process，你就知道所有的这些啊参数都来自于boot_params，时刻谨记boot_params在boot期间已经被赋值，内核启动头包含了一下几个字段用来描述RAM DISK：
Field name: ramdisk_image
Type: write (obligatory)
Offset/size: 0x218/4
Protocol: 2.00+
The 32-bit linear address of the initial ramdisk or ramfs. Leave at
zero if there is no initial ramdisk/ramfs.我们可以得到关于 boot_params的一些信息. 具体查看get_ramdisk_image:
static u64 __init get_ramdisk_image(void)
{
u64 ramdisk_image = boot_params.hdr.ramdisk_image;
ramdisk_image |= (u64)boot_params.ext_ramdisk_image << 32;
return ramdisk_image;
}关于32位的ramdisk的地址，我们可以阅读此部分内容来获取Documentation/x86/zero-page.txt:
0C0/004 ALL ext_ramdisk_image ramdisk_image high 32bits32位变化后，我们获取64位的ramdisk原理一样，为此我们可以检查bootloader 提供的ramdisk信息：
if (!boot_params.hdr.type_of_loader ||
!ramdisk_image || !ramdisk_size)
return;并保留内存块将ramdisk传输到最终的内存地址，然后进行初始化：
memblock_reserve(ramdisk_image, ramdisk_end - ramdisk_image);以上就是第四部分关于内核初始化的部分内容，我们从start_kernel函数开始一直到指定体系架构初始化setup_arch的过程中停止，那么在下一个章节我们将继续研究体系架构相关的初始化内容。
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