2.1.3 Kernel command line: ro root=/dev/hda1
Linux的引导装入程序通常会给内核传递一个命令行。命令行中的参数类似于传递给C程序中main()函数的argv[]列表，唯一的不同在于它们是传递给内核的。可以在引导装入程序的配置文件中增加命令行参数，当然，也可以在运行过程中修改引导装入程序的提示行[1]。如果使用的是GRUB这个引导装入程序，由于发行版本的不同，其配置文件可能是/boot/grub/grub.conf或者是/boot/grub/menu.lst。如果使用的是LILO，配置文件为/etc/lilo.conf。下面给出了一个grub.conf文件的例子(增加了一些注释)，看了紧接着title kernel 2.6.23的那行代码之后，你会明白前述打印信息的由来。
default 0 #Boot the 2.6.23 kernel by default
timeout 5 #5 second to alter boot order or parameters
title kernel 2.6.23 #Boot Option 1
#The boot image resides in the first partition of the first disk
#under the /boot/ directory and is named vmlinuz-2.6.23. 'ro'
#indicates that the root partition should be mounted read-only.
kernel (hd0,0)/boot/vmlinuz-2.6.23 ro root=/dev/hda1
#Look under section "Freeing initrd memory:387k freed"
initrd (hd0,0)/boot/initrd
#...
命令行参数将影响启动过程中的代码执行路径。举一个例子，假设某命令行参数为bootmode，如果该参数被设置为1，意味着你希望在启动过程中打印一些调试信息并在启动结束时切换到runlevel的第3级(初始化进程的启动信息打印后就会了解runlevel的含义);如果bootmode参数被设置为0，意味着你希望启动过程相对简洁，并且设置runlevel为2。既然已经熟悉了init/main.c文件，下面就在该文件中增加如下修改：
static int __init
is_bootmode_setup(char *str)
{
get_option(&str, &bootmode);
return 1;
}
/* Handle parameter "bootmode=" */
__setup("bootmode=", is_bootmode_setup);
if (bootmode) {
/* Print verbose output */
/* ... */
}
/* ... */
/* If bootmode is 1, choose an init runlevel of 3, else
switch to a run level of 2 */
if (bootmode) {
argv_init[++args] = "3";
} else {
argv_init[++args] = "2";
}
/* ... */
请重新编译内核并尝试运行新的修改。
2.1.4 Calibrating delay...1197.46 BogoMIPS (lpj=2394935)
在启动过程中，内核会计算处理器在一个jiffy时间内运行一个内部的延迟循环的次数。jiffy的含义是系统定时器2个连续的节拍之间的间隔。正如所料，该计算必须被校准到所用CPU的处理速度。校准的结果被存储在称为loops_per_jiffy的内核变量中。使用loops_per_jiffy的一种情况是某设备驱动程序希望进行小的微秒级别的延迟的时候。
为了理解延迟—循环校准代码，让我们看一下定义于init/calibrate.c文件中的calibrate_ delay()函数。该函数灵活地使用整型运算得到了浮点的精度。如下的代码片段(有一些注释)显示了该函数的开始部分，这部分用于得到一个loops_per_jiffy的粗略值：
printk(KERN_DEBUG “Calibrating delay loop...“);
while ((loops_per_jiffy <<= 1) != 0) {
ticks = jiffies; /* As you will find out in the section, “Kernel
Timers," the jiffies variable contains the
number of timer ticks since the kernel
started, and is incremented in the timer
interrupt handler */
while (ticks == jiffies); /* Wait until the start of the next jiffy */
ticks = jiffies;
/* Delay */
__delay(loops_per_jiffy);
/* Did the wait outlast the current jiffy? Continue if it didn't */
ticks = jiffies - ticks;
if (ticks) break;
}
loops_per_jiffy >>= 1; /* This fixes the most significant bit and is
the lower-bound of loops_per_jiffy */
上述代码首先假定loops_per_jiffy大于4096，这可以转化为处理器速度大约为每秒100万条指令，即1 MIPS。接下来，它等待jiffy被刷新(1个新的节拍的开始)，并开始运行延迟循环__delay(loops_per_jiffy)。如果这个延迟循环持续了1个jiffy以上，将使用以前的loops_per_jiffy值(将当前值右移1位)修复当前loops_per_jiffy的最高位;否则，该函数继续通过左移loops_per_jiffy值来探测出其最高位。在内核计算出最高位后，它开始计算低位并微调其精度：
/* Gradually work on the lower-order bits */
while (lps_precision-- && (loopbit >>= 1)) {
loops_per_jiffy |= loopbit;
ticks = jiffies;
while (ticks == jiffies); /* Wait until the start of the next jiffy */
ticks = jiffies;
/* Delay */
__delay(loops_per_jiffy);
if (jiffies != ticks) /* longer than 1 tick */
loops_per_jiffy &= ~loopbit;
}
上述代码计算出了延迟循环跨越jiffy边界时loops_per_jiffy的低位值。这个被校准的值可被用于获取BogoMIPS(其实它是一个并非科学的处理器速度指标)。可以使用BogoMIPS作为衡量处理器运行速度的相对尺度。在1.6G Hz 基于Pentium M的笔记本电脑上，根据前述启动过程的打印信息，循环校准的结果是：loops_per_jiffy的值为2394935。获得BogoMIPS的方式如下：
= (2394935 * HZ * 2) / (1000000)
= (2394935 * 250 * 2) / (1000000)
= 1197.46（与启动过程打印信息中的值一致）
在2.4节将更深入阐述jiffy、HZ和loops_per_jiffy。
2.1.5 Checking HLT instruction
由于Linux内核支持多种硬件平台，启动代码会检查体系架构相关的bug。其中一项工作就是验证停机(HLT)指令。
x86处理器的HLT指令会将CPU置入一种低功耗睡眠模式，直到下一次硬件中断发生之前维持不变。当内核想让CPU进入空闲状态时(查看arch/x86/kernel/process_32.c文件中定义的cpu_idle()函数)，它会使用HLT指令。对于有问题的CPU而言，命令行参数no-hlt可以禁止HLT指令。如果no-hlt被设置，在空闲的时候，内核会进行忙等待而不是通过HLT给CPU降温。
当init/main.c中的启动代码调用include/asm-your-arch/bugs.h中定义的check_bugs()时，会打印上述信息。
2.1.6 NET: Registered protocol family 2
Linux套接字(socket)层是用户空间应用程序访问各种网络协议的统一接口。每个协议通过include/linux/socket.h文件中定义的分配给它的独一无二的系列号注册。上述打印信息中的Family 2代表af_inet(互联网协议)。
启动过程中另一个常见的注册协议系列是AF_NETLINK(Family 16)。网络链接套接字提供了用户进程和内核通信的方法。通过网络链接套接字可完成的功能还包括存取路由表和地址解析协议(ARP)表(include/linux/netlink.h文件给出了完整的用法列表)。对于此类任务而言，网络链接套接字比系统调用更合适，因为前者具有采用异步机制、更易于实现和可动态链接的优点。
内核中经常使能的另一个协议系列是AF_Unix或Unix-domain套接字。X Windows等程序使用它们在同一个系统上进行进程间通信。
2.1.7 Freeing initrd memory: 387k freed
initrd是一种由引导装入程序加载的常驻内存的虚拟磁盘映像。在内核启动后，会将其挂载为初始根文件系统，这个初始根文件系统中存放着挂载实际根文件系统磁盘分区时所依赖的可动态连接的模块。由于内核可运行于各种各样的存储控制器硬件平台上，把所有可能的磁盘驱动程序都直接放进基本的内核映像中并不可行。你所使用的系统的存储设备的驱动程序被打包放入了initrd中，在内核启动后、实际的根文件系统被挂载之前，这些驱动程序才被加载。使用mkinitrd命令可以创建一个initrd映像。
2.6内核提供了一种称为initramfs的新功能，它在几个方面较initrd更为优秀。后者模拟了一个磁盘(因而被称为initramdisk或initrd)，会带来Linux块I/O子系统的开销(如缓冲);前者基本上如同一个被挂载的文件系统一样，由自身获取缓冲(因此被称作initramfs)。
不同于initrd，基于页缓冲建立的initramfs如同页缓冲一样会动态地变大或缩小，从而减少了其内存消耗。另外，initrd要求你的内核映像包含initrd所使用的文件系统(例如，如果initrd为EXT2文件系统，内核必须包含EXT2驱动程序)，然而initramfs不需要文件系统支持。再者，由于initramfs只是页缓冲之上的一小层，因此它的代码量很小。
用户可以将初始根文件系统打包为一个cpio压缩包[1]，并通过initrd=命令行参数传递给内核。当然，也可以在内核配置过程中通过INITRAMFS_SOURCE选项直接编译进内核。对于后一种方式而言，用户可以提供cpio压缩包的文件名或者包含initramfs的目录树。在启动过程中，内核会将文件解压缩为一个initramfs根文件系统，如果它找到了/init，它就会执行该顶层的程序。这种获取初始根文件系统的方法对于嵌入式系统而言特别有用，因为在嵌入式系统中系统资源非常宝贵。使用mkinitramfs可以创建一个initramfs映像，查看文档Documentation/filesystems/ramfs- rootfs-initramfs.txt可获得更多信息。
在本例中，我们使用的是通过initrd=命令行参数向内核传递初始根文件系统cpio压缩包的方式。在将压缩包中的内容解压为根文件系统后，内核将释放该压缩包所占据的内存(本例中为387 KB)并打印上述信息。释放后的页面会被分发给内核中的其他部分以便被申请。
在嵌入式系统开发过程中，initrd和initramfs有时候也可被用作嵌入式设备上实际的根文件系统。
2.1.8 io scheduler anticipatory registered (default)
I/O调度器的主要目标是通过减少磁盘的定位次数来增加系统的吞吐率。在磁盘定位过程中，磁头需要从当前的位置移动到感兴趣的目标位置，这会带来一定的延迟。2.6内核提供了4种不同的I/O调度器：Deadline、Anticipatory、Complete Fair Queuing以及NOOP。从上述内核打印信息可以看出，本例将Anticipatory 设置为了默认的I/O调度器。
2.1.9 Setting up standard PCI resources
启动过程的下一阶段会初始化I/O总线和外围控制器。内核会通过遍历PCI总线来探测PCI硬件，接下来再初始化其他的I/O子系统。从图2-3中我们会看到SCSI子系统、USB控制器、视频芯片(855北桥芯片组信息中的一部分)、串行端口(本例中为8250 UART)、PS/2键盘和鼠标、软驱、ramdisk、loopback设备、IDE控制器(本例中为ICH4南桥芯片组中的一部分)、触控板、以太网控制器(本例中为e1000)以及PCMCIA控制器初始化的启动信息。图2-3中 符号指向的为I/O设备的标识(ID)。
图2-3 在启动过程中初始化总线和外围控制器
本书会以单独的章节讨论大部分上述驱动程序子系统，请注意如果驱动程序以模块的形式被动态链接到内核，其中的一些消息也许只有在内核启动后才会被显示。
2.1.10 EXT3-fs: mounted filesystem
EXT3文件系统已经成为Linux事实上的文件系统。EXT3在退役的EXT2文件系统基础上增添了日志层，该层可用于崩溃后文件系统的快速恢复。它的目标是不经由耗时的文件系统检查(fsck)操作即可获得一个一致的文件系统。EXT2仍然是新文件系统的工作引擎，但是EXT3层会在进行实际的磁盘改变之前记录文件交互的日志。EXT3向后兼容于EXT2，因此，你可以在你现存的EXT2文件系统上加上EXT3或者由EXT3返回到EXT2文件系统。
EXT3会启动一个称为kjournald的内核辅助线程(在接下来的一章中将深入讨论内核线程)来完成日志功能。在EXT3投入运转以后，内核挂载根文件系统并做好“业务”上的准备：
EXT3-fs: mounted filesystem with ordered data mode
kjournald starting. Commit interval 5 seconds
VFS: Mounted root (ext3 filesystem).
2.1.11 INIT: version 2.85 booting
所有Linux进程的父进程init是内核完成启动序列后运行的第1个程序。在init/main.c的最后几行，内核会搜索一个不同的位置以定位到init：
run_init_process(ramdisk_execute_command);
}
if (execute_command) { /* You may override init and ask the kernel
to execute a custom program using the
"init=" kernel command-line argument. If
you do that, execute_command points to the
specified program */
run_init_process(execute_command);
}
/* Else search for init or sh in the usual places .. */
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.");
init会接受/etc/inittab的指引。它首先执行/etc/rc.sysinit中的系统初始化脚本，该脚本的一项最重要的职责就是激活对换(swap)分区，这会导致如下启动信息被打印：
Adding 1552384k swap on /dev/hda6
让我们来仔细看看上述这段话的意思。Linux用户进程拥有3 GB的虚拟地址空间(见2.7节)，构成“工作集”的页被保存在RAM中。但是，如果有太多程序需要内存资源，内核会释放一些被使用了的RAM页面并将其存储到称为对换空间(swap space)的磁盘分区中。根据经验法则，对换分区的大小应该是RAM的2倍。在本例中，对换空间位于/dev/hda6这个磁盘分区，其大小为1 552 384 KB。
接下来，init开始运行/etc/rc.d/rcX.d/目录中的脚本，其中X是inittab中定义的运行级别。runlevel是根据预期的工作模式所进入的执行状态。例如，多用户文本模式意味着runlevel为3，X Windows则意味着runlevel为5。因此，当你看到INIT: Entering runlevel 3这条信息的时候，init就已经开始执行/etc/rc.d/rc3.d/目录中的脚本了。这些脚本会启动动态设备命名子系统(第4章中将讨论udev)，并加载网络、音频、存储设备等驱动程序所对应的内核模块：
Starting udev: [ OK ]
Initializing hardware... network audio storage [Done]
...
最后，init发起虚拟控制台终端，你现在就可以登录了。
2.2 内核模式和用户模式
MS-DOS等操作系统在单一的CPU模式下运行，但是一些类Unix的操作系统则使用了双模式，可以有效地实现时间共享。在Linux机器上，CPU要么处于受信任的内核模式，要么处于受限制的用户模式。除了内核本身处于内核模式以外，所有的用户进程都运行在用户模式之中。
内核模式的代码可以无限制地访问所有处理器指令集以及全部内存和I/O空间。如果用户模式的进程要享有此特权，它必须通过系统调用向设备驱动程序或其他内核模式的代码发出请求。另外，用户模式的代码允许发生缺页，而内核模式的代码则不允许。
在2.4和更早的内核中，仅仅用户模式的进程可以被上下文切换出局，由其他进程抢占。除非发生以下两种情况，否则内核模式代码可以一直独占CPU：
(1) 它自愿放弃CPU;
(2) 发生中断或异常。
2.6内核引入了内核抢占，大多数内核模式的代码也可以被抢占。
2.3 进程上下文和中断上下文
内核可以处于两种上下文：进程上下文和中断上下文。在系统调用之后，用户应用程序进入内核空间，此后内核空间针对用户空间相应进程的代表就运行于进程上下文。异步发生的中断会引发中断处理程序被调用，中断处理程序就运行于中断上下文。中断上下文和进程上下文不可能同时发生。
运行于进程上下文的内核代码是可抢占的，但进程上下文则会一直运行至结束，不会被抢占。因此，内核会限制中断上下文的工作，不允许其执行如下操作：
(1) 进入睡眠状态或主动放弃CPU;
(2) 占用互斥体;
(3) 执行耗时的任务;
(4) 访问用户空间虚拟内存。
本书4.2节会对中断上下文进行更深入的讨论。
2.4 内核定时器
内核中许多部分的工作都高度依赖于时间信息。Linux内核利用硬件提供的不同的定时器以支持忙等待或睡眠等待等时间相关的服务。忙等待时，CPU会不断运转。但是睡眠等待时，进程将放弃CPU。因此，只有在后者不可行的情况下，才考虑使用前者。内核也提供了某些便利，可以在特定的时间之后调度某函数运行。
我们首先来讨论一些重要的内核定时器变量(jiffies、HZ和xtime)的含义。接下来，我们会使用Pentium时间戳计数器(TSC)测量基于Pentium的系统的运行次数。之后，我们也分析一下Linux怎么使用实时钟(RTC)。
2.4.1 HZ和Jiffies
系统定时器能以可编程的频率中断处理器。此频率即为每秒的定时器节拍数，对应着内核变量HZ。选择合适的HZ值需要权衡。HZ值大，定时器间隔时间就小，因此进程调度的准确性会更高。但是，HZ值越大也会导致开销和电源消耗更多，因为更多的处理器周期将被耗费在定时器中断上下文中。
2.6.21内核支持无节拍的内核（CONFIG_NO_HZ），它会根据系统的负载动态触发定时器中断。无节拍系统的实现超出了本章的讨论范围，不再详述。
jiffies变量记录了系统启动以来，系统定时器已经触发的次数。内核每秒钟将jiffies变量增加HZ次。因此，对于HZ值为100的系统，1个jiffy等于10ms，而对于HZ为1000的系统，1个jiffy仅为1ms。