读詹荣开文档摘
BIOS 在完成硬件检测和资源分配后，将硬盘 MBR 中的 Boot Loader 读到系统的 RAM 中，然后将控制权交给 OS Boot Loader
Boot Loader执行全过程中不响应任何中断,中断屏蔽通过写CPU的中断屏蔽寄存器或状态寄存器完成，内核映象从硬盘上读到RAM，跳转到内核的入口点去运行
启动操作系统系统在上电或复位时通常都从地址 0x00000000 处开始执行，而在这个地址处安排的通常就是系统的 Boot Loader 程序
boot loader 作用：初始化硬件设备、建立内存空间的映射图，将系统的软硬件环境带到一个合适的状态，为调用操作系统内核准备环境
硬件初始化:屏蔽所有的中断,设置 CPU 的速度和时钟频率,RAM 初始化(包括正确地设置系统的内存控制器的功能寄存器以及各内存库控制寄存器),通过 GPIO 来驱动 LED(or others)//boot loader 完成
OS加载两种模式：local or remote host（ftp，tftp）
Boot Loader 调用 Linux 内核的方法是直接跳转到内核的第一条指令处，也即直接跳转到MEM_START＋0x8000 地址处
boot loader 对串口的初始化设置可能会和内核对串口的初始化设置不一致//都可以设置串口初始化
the bellow from http://opens.itpub.net/7668319/viewspace-856199/
linux系统的启动过程是由很多步骤组成的，但是，无论你是启动一个标准的x86桌面计算机，还是一个嵌入式PowerPC的目标板，大多数的流程是惊人得相似的。这篇文章，探索了linux从最初的启动准备到用户空间中某个程序被开启之间的启动过程，跟随这个流程，你还能学到其他许多与启动有关的知识，例如，boot loaders，内核解压缩，初始化内存盘，以及其他一些linux启动的部分。[@more@]在很早的时候，启动一个计算机意味着去喂那些包含启动程序的纸带,或者通过手工使用前面板那密密麻麻的地址/数据/控制开关来加载启动程序，但是，简化这个流程并非必须的。
让我们首先从一个较高的高度上来对linux的启动做一个全面的分析，然后，我们会回顾一下，在每一个独立的过程中，发生了什么事情。在这途中的参考源代码将帮助你在内核树中不至于迷失方向，并能继续深入挖掘下去。
一、 概述 图1将是对启动过程的整体回顾：
当系统一开始被启动，或者重新启动时，处理器将在众所周知的位置执行代码。在个人电脑上，这个位置处于基本输入输出系统中，也就是我们所说的BIOS，它是被存储在主板上的闪存中的。在嵌入式系统中,*处理器（CPU）则将复位区域激活，来开始执行flash或者ROM中的已知的程序。在其它情况中，基本的过程是一样的。由于个人电脑提供了众多灵活的可选设备，BIOS必须确定，由哪一个设备来执行启动过程。在接下来的文章中我们将涉及这方面的更多的内容。
当找到启动设备时，第一阶段所用的boot loader被装载到RAM中并被执行。这里的boot loader在大小上小于一个扇区的大小，也就是512字节，而它的任务，就是加载第二阶段的boot loader。
当负责第二阶段的boot loader位于内存中并被执行时，通常会显示一个一闪而过的屏幕，然后linux以及可选的初始化内存盘（一种临时的根文件系统，如果想得到具体的介绍，请访问http://likunarmstrong.bokee.com/5502266.html)会被装载到存储器中。当系统镜像被加载时，第二阶段的boot loader将把控制权转交给内核镜像，与此同时，内核开始自解压并初始化。在这个阶段，第二阶段的boot loader会检查系统的硬件，枚举那些附加的硬件设备，挂载根设备，之后加载需要的内核模块。完成之后，第一个用户空间程序（init）开始执行，更高层次的系统初始化开始。
这就是从表面上看，linux的启动过程。好了，现在，让我们更进一步，更深入地探索linux启动过程中的一些细节。
二、 系统的启动
系统启动的阶段，依赖于linux在哪个硬件设备上启动。在嵌入式系统中，当系统被打开或者重新启动的时候，就要使用启动加载的环境。这方面的例子包括U-BOOT，RedBoot，和Lucent推出的MicroMonitor。嵌入式平台通常是绑定了启动监视器的。这些程序位于目标硬件上flash存储器的特定位置，提供了将linux内核镜像下载到flash存储器的方法，并在接下来的过程中执行它。除了拥有存储和启动linux镜像的功能外，这些启动监视器还能进行一定程度上的系统检测和硬件初始化。在一个嵌入式的目标板中，这些启动监视器通常覆盖了第一阶段与第二阶段boot loader的功能。
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小知识：如何查看你的MBR内容。如果你希望查看你MBR的具体内容，请用以下命令：
# dd if=/dev/hda of=mbr.bin bs=512 count=1
# od -xa mbr.bin
需要以root身份运行的dd命令，读取你的第一个集成电子驱动器或者IDE驱动器的前512字节，并将他们写入
mbr.bim文件。od命令则是以十六进制和ASCII码形式打印出这个二进制文件
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在个人电脑中，linux的启动是从0xFFFF0地址开始的。BIOS的第一步动作就是进行上电自检（POST）。POST的工作是检查硬件设备。BIOS的第二步动作就是枚举本地设备并初始化。
由于BIOS功能使用上的不同，它由两个部分组成：POST码runtime服务。POST完成后，它将从存储器中被清除，但是BIOS runtime服务会被保留，用于目标操作系统。
为了启动操作系统，BIOS的runtime服务将搜索那些激活状态的或是可引导启动的设备，搜索的顺序则由CMOS设置决定（也就是我们平时所谓的在BIOS中设置的启动顺序）。一个软驱，一台光驱，一个硬盘上的分区，网络上的设备甚至一个usb 闪存盘都可以作为一个启动设备。
当然，linux通常是从硬盘启动的。硬盘上的MBR（主启动记录）包含有基本的boot loader，它是一个512字节大小的扇区，位于磁盘的第一个扇区（0磁头0磁道1扇区）。当MBR被装载到RAM中后，BIOS就会将控制权转交给MBR。
三、 第一阶段boot loader
位于MBR中的主boot loader是一个512字节的镜像，其中不仅包含了程序代码，还包含了一个小的分区表，如图2所示。最初的446字节是主boot loader，它里面就包含有可执行代码以及错误消息文本。接下来的64字节是分区表，其中包含有四个分区的各自的记录（一个分区占16字节）。MBR通过特殊数字0xAA55（译者注：在电子界中AA55确实是具有传奇色彩的数字，想知道为什么么？将它展开成二进制形式，看看有什么规律）作为两个字节的结束标志。0x55AA同时也是MBR有效的校验确认。
主boot loader的工作是寻找并加载第二boot loader。它通过分析分区表，找出激活分区来完成这个任务，当它找到一个激活分区时，它将继续扫描剩下的分区表中的分区，以便确认他们都是未激活的。确认完毕后，激活分区的启动记录从设备中被读到RAM，并被执行。
四、 第二阶段boot loader
起着次作用，或者说是第二boot loader，可以更加形象得被称为内核加载程序。这个阶段的任务就是加载linux内核，以及可选的初始化内存盘。
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小知识：GRUB阶段的boot loaders
在/boot/grub目录中包含有stage1,stage2和stage1.5的boot loaders，同时还有不少可选的loaders（例如，CD-ROM使用的就是iso9660_stage_1_5）
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把第一阶段和第二阶段的boot loaders联合起来，就是在x86个人电脑中，我们所说的linux loader（LILO）或者GRand Unified Bootloader(GRUB)。由于GRUB修正了一些LILO中存在的缺陷，因此下面就让我们来看看GRUB（如果你希望得到更多的关于GRUB，LILO和与之相关话题的讨论资源，请见文后的参考资料）
对于GRUB来说，一个比较好的方面就是它包含了linux文件系统的知识。与LILO使用裸扇区不同的是，GRUB能够从ext2或者ext3文件系统中加载linux内核。它是通过将本来两阶段的boot loader转换成三个阶段的boot loader。在第一阶段（MBR）中会启动stage1.5的boot loader来理解linux内核镜像中的特殊的文件系统格式，例如，reiserfs_stage1-5(用于从reiserf日志文件系统中进行加载)或e2fs+stage1_5(用于从wxt2或ext3文件系统进行加载）。当stage1.5的boot loader被加载并运行时，stage2 的boot loader才能被加载。
当stage2被加载时，GRUB能根据请求的情况显示一个可选内核的清单（在 /etc/grub.conf 中进行定义，同时还有几个软符号链接 /etc/grub/menu.lst 和 /etc/grub.conf)。你可以选择一个内核，修改其附加的内核参数。同时，你可以选择使用命令行的shell来对启动过程进行更深层次的手工控制。
在第二阶段boot loader存在与内存中后，就可以对文件系统进行查询了，同时，默认的内核镜像以及初始化内存盘镜像也被加载到内存中。一切准备完毕之后，第二阶段的boot loader就会调用内核镜像。
五、 内核
（译者注：在翻译本章的时候，译者发现IBM网站上已有译好的文章，因此从本章开始以官方网站上的内容为主）。当内核映像被加载到内存中，并且阶段 2 的引导加载程序释放控制权之后，内核阶段就开始了。内核映像并不是一个可执行的内核，而是一个压缩过的内核映像。通常它是一个 zImage（压缩映像，小于 512KB）或一个 bzImage（较大的压缩映像，大于 512KB），它是提前使用 zlib 进行压缩过的。在这个内核映像前面是一个例程，它实现少量硬件设置，并对内核映像中包含的内核进行解压，然后将其放入高端内存中，如果有初始 RAM 磁盘映像，就会将它移动到内存中，并标明以后使用。然后该例程会调用内核，并开始启动内核引导的过程。
当 bzImage（用于 i386 映像）被调用时，我们从 ./arch/i386/boot/head.S 的 start 汇编例程开始执行（主要流程图请参看图 3）。这个例程会执行一些基本的硬件设置，并调用 ./arch/i386/boot/compressed/head.S 中的 startup_32 例程。此例程会设置一个基本的环境（堆栈等），并清除 Block Started by Symbol（BSS）。然后调用一个叫做 decompress_kernel 的 C 函数（在 ./arch/i386/boot/compressed/misc.c 中）来解压内核。当内核被解压到内存中之后，就可以调用它了。这是另外一个 startup_32 函数，但是这个函数在 ./arch/i386/kernel/head.S 中。
在这个新的 startup_32 函数（也称为清除程序或进程 0）中，会对页表进行初始化，并启用内存分页功能。然后会为任何可选的浮点单元（FPU）检测 CPU 的类型，并将其存储起来供以后使用。然后调用 start_kernel 函数（在 init/main.c 中），它会将您带入与体系结构无关的 Linux 内核部分。实际上，这就是 Linux 内核的 main 函数。
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小知识：GRUB 中的手工引导
在 GRUB 命令行中，我们可以使用 initrd 映像引导一个特定的内核，方法如下：
grub> kernel /bzImage-2.6.14.2
[Linux-bzImage, setup=0x1400, size=0x29672e]
grub> initrd /initrd-2.6.14.2.img
[Linux-initrd @ 0x5f13000, 0xcc199 bytes]
grub> boot
Uncompressing Linux... Ok, booting the kernel.
如果您不知道要引导的内核的名称，只需使用斜线（/）然后按下 Tab 键即可。GRUB 会显示内核和 initrd 映像列表。
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通过调用 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，并加载初始 RAM 磁盘。最后，要调用 kernel_thread（在 arch/i386/kernel/process.c 中）来启动 init 函数，这是第一个用户空间进程（user-space process）。最后，启动空任务，现在调度器就可以接管控制权了（在调用 cpu_idle 之后）。通过启用中断，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。
在内核引导过程中，初始 RAM 磁盘（initrd）是由阶段 2 引导加载程序加载到内存中的，它会被复制到 RAM 中并挂载到系统上。这个 initrd 会作为 RAM 中的临时根文件系统使用，并允许内核在没有挂载任何物理磁盘的情况下完整地实现引导。由于与外围设备进行交互所需要的模块可能是 initrd 的一部分，因此内核可以非常小，但是仍然需要支持大量可能的硬件配置。在内核引导之后，就可以正式装备根文件系统了（通过 pivot_root）：此时会将 initrd 根文件系统卸载掉，并挂载真正的根文件系统。
initrd 函数让我们可以创建一个小型的 Linux 内核，其中包括作为可加载模块编译的驱动程序。这些可加载的模块为内核提供了访问磁盘和磁盘上的文件系统的方法，并为其他硬件提供了驱动程序。由于根文件系统是磁盘上的一个文件系统，因此 initrd 函数会提供一种启动方法来获得对磁盘的访问，并挂载真正的根文件系统。在一个没有硬盘的嵌入式环境中，initrd 可以是最终的根文件系统，或者也可以通过网络文件系统（NFS）来挂载最终的根文件系统。
六、 init的介绍与结束语
当内核被引导并进行初始化之后，内核就可以启动自己的第一个用户空间应用程序了。这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。但是这不是一定的。很少有嵌入式系统会需要使用 init 所提供的丰富初始化功能（这是通过 /etc/inittab 进行配置的）。在很多情况下，我们可以调用一个简单的 shell 脚本来启动必需的嵌入式应用程序。
与Linux 本身非常类似，Linux 的引导过程也非常灵活，可以支持众多的处理器和硬件平台。最初，加载引导加载程序提供了一种简单的方法，不用任何花架子就可以引导 Linux。LILO 引导加载程序对引导能力进行了扩充，但是它却缺少文件系统的感知能力。最新一代的引导加载程序，例如 GRUB，允许 Linux 从一些文件系统（从 Minix 到 Reise）上进行引导。
from baidu，****
- 主板的一些硬件信息只有BIOS清楚，每块主板的BIOS基本都是不同的，主板的具体信息需要BIOS报告给操作系统。
- BIOS会有一个int19 软件中断功能，在初始化完成后，BIOS会进入int19中断，寻找启动介质，如软盘，光盘，硬盘，flash或者网络等等，读取第一个扇区的内容到内存的0000:7C00处，跳入这个地址执行。这里int19就是一个bootloader，启动引导器。所以BIOS具有bootloader的功能。当然，目前的BIOS功能已经被扩充了很多，例如电源管理方面的ACPI接口，USB驱动，PXE网络引导功能，硬盘加密，TPM接口，BIOS配置界面，BIOS自动恢复等等
- 大致步骤bios自检初始化，进入int19中断，将bootloader代码加载到内存，执行bootloader，加载os的一部分，setup部分拷贝内核
- arch/i386/boot目录下，bootsect.S是生成引导扇区的汇编源码，它首先将自己 拷贝到0x90000上，然后将紧接其后的setup部分（第二扇区）拷贝到0x90200，将真正的内核 代码拷贝到0x100000
- setup的整体作用：首先利用BIOS中断读取机器的数据，将其保存在地址0x9000:0x0000处，覆盖了原来bootsect.s代码所在的位置，由于bootsetc模块的码运行完毕，已经没有其他的用处了，所以可以将其覆盖掉。
- bootsect需要是16位的实模式程序。目前gas汇编器也支持16位的编译
- 保护模式同实模式的根本区别是进程内存受保护与否。可寻址空间的区别只是这一原因的果。 实模式将整个物理内存看成分段的区域,程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序没有区别对待，而且每一个指针都是指向"实在"的物理地址。这样一 来，用户程序的一个指针如果指向了系统程序区域或其他用户程序区域，并改变了值，那么对于这个被修改的系统程序或用户程序，其后果就很可能是灾难性的。为 了克服这种低劣的内存管理方式，处理器厂商开发出保护模式。这样，物理内存地址不能直接被程序访问，程序内部的地址（虚拟地址）要由操作系统转化为物理地 址去访问，程序对此一无所知。至此，进程（这时我们可以称程序为进程了）有了严格的边界，任何其他进程根本没有办法访问不属于自己的物理内存区域，甚至在 自己的虚拟地址范围内也不是可以任意访问的，因为有一些虚拟区域已经被放进一些公共系统运行库
- PC 的电源打开后，80x86 结构的 CPU 将自动进入实模式，并从地址 0xFFFF0 开始自动执行程序代码，这个地址通常是 ROM-BIOS 中的 地址。PC 机的 BIOS 将执行某些系统的检测，并在物理地址 0 处开始初始化中断向量。此后，它将可启动设备的第一个扇区（磁盘引导扇区，512 字节）读入内存绝对地址 0x7C00 处，并跳转到这个地方。启动设备通常是软驱或是硬盘。Linux 的最最前面部分是用 8086 汇编语言编写的(boot/bootsect.s)，它将由 BIOS 读入到内存绝对地址 0x7C00(31KB)处，当它被执行时就会把自己移到绝对地址 0x90000(576KB)处，并把启动设备中后 2kB字节代码(boot/setup.s)读入到内存 0x90200 处，而内核的其它部分（system 模块）则被读入到从地址0x10000 开始处，因为当时 system 模块的长度不会超过 0x80000 字节大小（即 512KB），所以它不会覆 盖在 0x90000 处开始的 bootsect 和 setup 模块。后面 setup 程序将会把 system 模块移动到内存起始处，这样 system 模块中代码的地址也即等于实际的物理地址，便于对内核代码和数据的操作。图 3-1 清晰地显示出 Linux 系统启动时这几个程序或模块在内存中的动态位置。其中，每一竖条框代表某一时刻内存中各程序的映像位置图。在系统加载期间将显示信息"Loading..."。然后控制权将传递给 boot/setup.s 中的代码启动部分识别主机的某些特性以及 vga 卡的类型。如果需要，它会要求用户为控制台选择显示模式。 然后将整个系统从地址0x10000 移至 0x0000 处，进入保护模式并跳转至系统的余下部分（在 0x0000 处）。 此时所有 32 位运行方式的设置启动被完成: IDT、GDT 以及 LDT 被加载，处理器和协处理器也已确认， 分页工作也设置好了；最终调用 init/main.c 中的 main()程序。上述操作的源代码是在 boot/head.S 中的， 这可能是整个内核中最有诀窍的代码了。注意如果在前述任何一步中出了错，计算机就会死锁。在操作系统还没有完全运转之前是处理不了出错的。
- 为什么不把系统模块直接加载到物理地址 0x0000 开始处而要在 setup 程序中再进行移动呢？这是因 为在 setup 程序代码开始部分还需要利用 ROM BIOS 中的中断调用来获取机器的一些参数（例如显示卡 模式、硬盘参数表等）。当 BIOS 初始化时会在物理内存开始处放置一个大小为 0x400 字节(1Kb)的中断向量表，因此需要在使用完 BIOS 的中断调用后才能将这个区域覆盖掉
- 中断向量排放是有规律的，所以中断发生时，很容易根据中断号找到中断向量，然后再根据中断向量找到需要的中断处理程序