总结

1、首先加载入口函数 start_kernel()，执行内核的各种初始化函数
2、初始化 1 号进程，也就是第一个用户进程，实际上 1 号进程运行的是一个文件，以便从内核态返回到用户态。
3、创建 2 好进程，它管理内核态的进程

ramdisk 是**基于内存的文件系统，内存访问是不需要驱动的。它是根文件系统。**


内核的启动从入口函数 start_kernel() 开始。在 init/main.c 文件中，start_kernel 相当于内核的 main 函数。打开这个函数，你会发现，里面是各种各样初始化函数 XXXX_init。

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在操作系统里面，先要有个创始进程，有一行指令 set_task_stack_end_magic(&init_task)。这里面有一个参数 init_task，它的定义是 struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task)。它是系统创建的第一个进程，我们称为0 号进程。这是唯一一个没有通过 fork 或者 kernel_thread 产生的进程，是进程列表的第一个。

trap_init()，里面设置了很多中断门（Interrupt Gate），用于处理各种中断。其中有一个 set_system_intr_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32)，这是系统调用的中断门。系统调用也是通过发送中断的方式进行的。64 位的有另外的系统调用方法。

mm_init()就是用来初始化内存管理模块。

sched_init()就是用于初始化调度模块。

vfs_caches_init() 会用来初始化基于内存的文件系统 rootfs。在这个函数里面，会调用mnt_init()->init_rootfs()。这里面有一行代码，register_filesystem(&rootfs_fs_type)。在 VFS 虚拟文件系统里面注册了一种类型，我们定义为 struct file_system_type rootfs_fs_type。为了兼容各种各样的文件系统，我们需要将文件的相关数据结构和操作抽象出来，形成一个抽象层对上提供统一的接口，这个抽象层就是 VFS（Virtual File System），虚拟文件系统。

最后，start_kernel() 调用的是 rest_init()，用来做其他方面的初始化，这里面做了好多的工作。

初始化 1 号进程

rest_init 的第一大工作是，用 kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS) 创建第二个进程，这个是1 号进程。

1 号进程对于操作系统来讲，有“划时代”的意义。因为它将运行一个用户进程.。

x86 提供了分层的权限机制，把区域分成了四个 Ring，越往里权限越高，越往外权限越低。

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操作系统很好地利用了这个机制，将能够访问关键资源的代码放在 Ring0，我们称为内核态（Kernel Mode）；将普通的程序代码放在 Ring3，我们称为用户态（User Mode）。

你别忘了，现在咱们的系统已经处于保护模式了，保护模式除了可访问空间大一些，还有另一个重要功能，就是“保护”，也就是说，当处于用户态的代码想要执行更高权限的指令，这种行为是被禁止的

如果用户态的代码想要访问核心资源，怎么办呢？

当一个用户态的程序运行到一半，要访问一个核心资源，例如访问网卡发一个网络包，就需要暂停当前的运行，调用系统调用，接下来就轮到内核中的代码运行了。

首先，内核将从系统调用传过来的包，在网卡上排队，轮到的时候就发送。发送完了，系统调用就结束了，返回用户态，让暂停运行的程序接着运行。

这个暂停怎么实现呢？其实就是把程序运行到一半的情况保存下来。例如，我们知道，内存是用来保存程序运行时候的中间结果的，现在要暂时停下来，这些中间结果不能丢，因为再次运行的时候，还要基于这些中间结果接着来。另外就是，当前运行到代码的哪一行了，当前的栈在哪里，这些都是在寄存器里面的。

所以，暂停的那一刻，要把当时 CPU 的寄存器的值全部暂存到一个地方，这个地方可以放在进程管理系统很容易获取的地方。当系统调用完毕，返回的时候，再从这个地方将寄存器的值恢复回去，就能接着运行了。

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这个过程就是这样的：用户态 - 系统调用 - 保存寄存器 - 内核态执行系统调用 - 恢复寄存器 - 返回用户态，然后接着运行。

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从内核态到用户态

我们再回到 1 号进程启动的过程。当前执行 kernel_thread 这个函数的时候，我们还在内核态，现在我们就来跨越这道屏障，到用户态去运行一个程序。这该怎么办呢？很少听说“先内核态再用户态”的。

kernel_thread 的参数是一个函数 kernel_init，也就是这个进程会运行这个函数。在 kernel_init 里面，会调用 kernel_init_freeable()，里面有这样的代码：

  1. if (!ramdisk_execute_command)
  2.         ramdisk_execute_command = "/init";

先不管 ramdisk 是啥，我们回到 kernel_init 里面。这里面有这样的代码块：

  1. if (ramdisk_execute_command) {
  2.         ret = run_init_process(ramdisk_execute_command);
  3. ......
  4.     }
  5. ......
  6.     if (!try_to_run_init_process("/sbin/init") ||
  7.         !try_to_run_init_process("/etc/init") ||
  8.         !try_to_run_init_process("/bin/init") ||
  9.         !try_to_run_init_process("/bin/sh"))
  10.         return 0;

这就说明，1 号进程运行的是一个文件。如果我们打开 run_init_process 函数，会发现它调用的是 do_execve。

execve 是一个系统调用，它的作用是运行一个执行文件。加一个 do_ 的往往是内核系统调用的实现。没错，这就是一个系统调用，它会尝试运行 ramdisk 的“/init”，或者普通文件系统上的“/sbin/init”“/etc/init”“/bin/init”“/bin/sh”。不同版本的 Linux 会选择不同的文件启动，但是只要有一个起来了就可以。

  1. static int run_init_process(const char *init_filename)
  2. {
  3.     argv_init[0] = init_filename;
  4.     return do_execve(getname_kernel(init_filename),
  5.         (const char __user *const __user *)argv_init,
  6.         (const char __user *const __user *)envp_init);
  7. }

如何利用执行 init 文件的机会，从内核态回到用户态呢？

我们从系统调用的过程可以得到启发，“用户态 - 系统调用 - 保存寄存器 - 内核态执行系统调用 - 恢复寄存器 - 返回用户态”，然后接着运行。而咱们刚才运行 init，是调用 do_execve，**正是上面的过程的后半部分**，从内核态执行系统调用开始。

**do_execve->do_execveat_common->exec_binprm->search_binary_handler**，这里面会调用这段内容：

  1. int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
  2. {
  3.     ......
  4.     struct linux_binfmt *fmt;
  5.     ......
  6.     retval = fmt->load_binary(bprm);
  7.     ......
  8. }

也就是说，我要运行一个程序，需要加载这个二进制文件，Linux 下一个常用的格式是ELF（Executable and Linkable Format，可执行与可链接格式）。于是我们就有了下面这个定义：

  1. static struct linux_binfmt elf_format = {
  2.     .module    = THIS_MODULE,
  3.     .load_binary    = load_elf_binary,
  4.     .load_shlib    = load_elf_library,
  5.     .core_dump    = elf_core_dump,
  6.     .min_coredump    = ELF_EXEC_PAGESIZE,
  7. };

这其实就是先调用 load_elf_binary，最后调用 start_thread。

  1. void
  2. start_thread(struct pt_regs *regs, unsigned long new_ip, unsigned long new_sp)
  3. {
  4.     set_user_gs(regs, 0);
  5.     regs->fs    = 0;
  6.     regs->ds    = __USER_DS;
  7.     regs->es    = __USER_DS;
  8.     regs->ss    = __USER_DS;
  9.     regs->cs    = __USER_CS;
  10.     regs->ip    = new_ip;
  11.     regs->sp    = new_sp;
  12.     regs->flags    = X86_EFLAGS_IF;
  13.     force_iret();
  14. }
  15. EXPORT_SYMBOL_GPL(start_thread);

struct pt_regs，看名字里的 register，就是寄存器，这个结构就是在系统调用的时候，内核中保存用户态运行上下文的，里面将用户态的代码段 CS设置为__USER_CS，将用户态的数据段DS 设置为__USER_DS，以及指令指针寄存器 IP、栈指针寄存器 SP。这里相当于补上了原来系统调用里，保存寄存器的一个步骤。

最后的force_iret(); 是干什么的呢？它是用于从系统调用中返回。这个时候会恢复寄存器。从哪里恢复呢？
按说是从进入系统调用的时候，保存的寄存器里面拿出。好在上面的函数补上了寄存器。CS 和指令指针寄存器 IP 恢复了，指向用户态下一个要执行的语句。DS 和函数栈指针 SP 也被恢复了，指向用户态函数栈的栈顶。所以，下一条指令，就从用户态开始运行了。

ramdisk 的作用

init 终于从内核到用户态了。一开始到用户态的是 ramdisk 的 init，后来会启动真正根文件系统上的 init，成为所有用户态进程的祖先。

为什么会有 ramdisk 这个东西呢？还记得上一节咱们内核启动的时候，配置过这个参数：

  1. initrd16 /boot/initramfs-3.10.0-862.el7.x86_64.img

就是这个东西，这是一个基于内存的文件系统。为啥会有这个呢？

是因为刚才那个 init 程序是在文件系统上的，文件系统一定是在一个存储设备上的，例如硬盘。Linux 访问存储设备，要有驱动才能访问。如果存储系统数目很有限，那驱动可以直接放到内核里面，反正前面我们加载过内核到内存里了，现在可以直接对存储系统进行访问。

但是存储系统越来越多了，如果所有市面上的存储系统的驱动都默认放进内核，内核就太大了。这该怎么办呢？
我们只好先弄一个**基于内存的文件系统。内存访问是不需要驱动的，这个就是 ramdisk。这个时候，ramdisk 是根文件系统。**

然后，我们开始运行 ramdisk 上的 /init。等它运行完了就已经在用户态了。/init这个程序会先根据存储系统的类型加载驱动，有了驱动就可以设置真正的根文件系统了。有了真正的根文件系统，ramdisk 上的 /init 会启动文件系统上的 init。

接下来就是各种系统的初始化。启动系统的服务，启动控制台，用户就可以登录进来了。

创建 2 号进程

内核态的进程有没有一个人统一管起来呢？有的，rest_init 第二大事情就是第三个进程，就是 2 号进程。

kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES)又一次使用 kernel_thread 函数创建进程。这里需要指出一点，函数名 thread 可以翻译成“线程”，这也是操作系统很重要的一个概念。它和进程有什么区别呢？为什么这里创建的是进程，函数名却是线程呢？

从用户态来看，创建进程其实就是立项，也就是启动一个项目。这个项目包含很多资源，例如会议室、资料库等。这些东西都属于这个项目，但是这个项目需要人去执行。有多个人并行执行不同的部分，这就叫多线程（Multithreading）。如果只有一个人，那它就是这个项目的主线程。

但是从内核态来看，无论是进程，还是线程，我们都可以统称为任务（Task），都使用相同的数据结构，平放在同一个链表中。这些在进程的那一章节，我会更加详细地讲。

这里的函数 kthreadd，负责所有内核态的线程的调度和管理，是内核态所有线程运行的祖先。