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因收到Google相关通知，网站将会择期关闭。相关通知内容
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15 Linux初始化（下）：从_start到第一个进程
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15 Linux初始化（下）：从_start到第一个进程
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你好，我是LMOS。
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今天我们继续来研究Linux的初始化流程，为你讲解如何解压内核，然后讲解Linux内核第一个C函数。最后，我们会用Linux的第一个用户进程的建立来收尾。
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如果用你上手去玩一款新游戏做类比的话，那么上节课只是新手教程，而这节课就是更深入的实战了。后面你会看到很多熟悉的“面孔”，像是我们前面讲过的CPU工作模式、MMU页表等等基础知识，这节课都会得到运用。
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解压后内核初始化
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下面，我们先从setup.bin文件的入口_start开始，了解启动信息结构，接着由16位main函数切换CPU到保护模式，然后跳入vmlinux.bin文件中的startup_32函数重新加载段描述符。
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如果是64位的系统，就要进入startup_64函数，切换到CPU到长模式，最后调用extract_kernel函数解压Linux内核，并进入内核的startup_64函数，由此Linux内核开始运行。
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为何要从_start开始
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通过上节课对vmlinuz文件结构的研究，我们已经搞清楚了其中的vmlinux.bin是如何产生的，它是由linux/arch/x86/boot/compressed目录下的一些目标文件，以及piggy.S包含的一个vmlinux.bin.gz的压缩文件一起生成的。
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vmlinux.bin.gz文件则是由编译的Linux内核所生成的elf格式的vmlinux文件，去掉了文件的符号信息和重定位信息后，压缩得到的。
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CPU是无法识别压缩文件中的指令直接运行的，必须先进行解压后，然后解析elf格式的文件，把其中的指令段和数据段加载到指定的内存空间中，才能由CPU执行。
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这就需要用到前面的setup.bin文件了，_start正是setup.bin文件的入口，在head.S文件中定义，代码如下。
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#linux/arch/x86/boot/head.S
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.code16
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.section ".bstext", "ax"
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.global bootsect_start
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bootsect_start:
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ljmp $BOOTSEG, $start2
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start2:
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#……
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#这里的512字段bootsector对于硬盘启动是用不到的
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#……
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.globl _start
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_start:
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.byte 0xeb # short (2-byte) jump
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.byte start_of_setup-1f #这指令是用.byte定义出来的，跳转start_of_setup-1f
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#……
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#这里是一个庞大的数据结构，没展示出来，与linux/arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h文件中的struct setup_header一一对应。这个数据结构定义了启动时所需的默认参数
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#……
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start_of_setup:
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movw %ds, %ax
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movw %ax, %es #ds = es
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cld #主要指定si、di寄存器的自增方向，即si++ di++
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movw %ss, %dx
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cmpw %ax, %dx # ds 是否等于 ss
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movw %sp, %dx
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je 2f
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# 如果ss为空则建立新栈
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movw $_end, %dx
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testb $CAN_USE_HEAP, loadflags
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jz 1f
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movw heap_end_ptr, %dx
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1: addw $STACK_SIZE, %dx
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jnc 2f
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xorw %dx, %dx
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2:
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andw $~3, %dx
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jnz 3f
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movw $0xfffc, %dx
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3: movw %ax, %ss
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movzwl %dx, %esp
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sti # 栈已经初始化好，开中断
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pushw %ds
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pushw $6f
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lretw # cs=ds ip=6：跳转到标号6处
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6:
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cmpl $0x5a5aaa55, setup_sig #检查setup标记
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jne setup_bad
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movw $__bss_start, %di
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movw $_end+3, %cx
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xorl %eax, %eax
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subw %di, %cx
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shrw $2, %cx
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rep; stosl #清空setup程序的bss段
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calll main #调用C语言main函数
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setup_header结构
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下面我们重点研究一下setup_header结构，这对我们后面的流程很关键。它定义在linux/arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h文件中，如下所示。
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struct setup_header {
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__u8 setup_sects; //setup大小
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__u16 root_flags; //根标志
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__u32 syssize; //系统文件大小
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__u16 ram_size; //内存大小
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__u16 vid_mode;
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__u16 root_dev; //根设备号
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__u16 boot_flag; //引导标志
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//……
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__u32 realmode_swtch; //切换回实模式的函数地址
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__u16 start_sys_seg;
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__u16 kernel_version; //内核版本
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__u8 type_of_loader; //引导器类型 我们这里是GRUB
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__u8 loadflags; //加载内核的标志
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__u16 setup_move_size; //移动setup的大小
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__u32 code32_start; //将要跳转到32位模式下的地址
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__u32 ramdisk_image; //初始化内存盘映像地址，里面有内核驱动模块
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__u32 ramdisk_size; //初始化内存盘映像大小
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//……
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} __attribute__((packed));
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前面提到过，硬盘中MBR是由GRUB写入的boot.img，因此这里的linux/arch/x86/boot/head.S中的bootsector对于硬盘启动是无用的。
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GRUB将vmlinuz的setup.bin部分读到内存地址0x90000处，然后跳转到0x90200开始执行，恰好跳过了前面512字节的bootsector，从_start开始。
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16位的main函数
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我们通常用C编译器编译的代码，是32位保护模式下的或者是64位长模式的，却很少编译成16位实模式下的，其实setup.bin大部分代码都是16位实模式下的。
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从前面的代码里，我们能够看到在linux/arch/x86/boot/head.S中调用了main函数，该函数在linux/arch/x86/boot/main.c文件中，代码如下 。
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//定义boot_params变量
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struct boot_params boot_params __attribute__((aligned(16)));
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char *HEAP = _end;
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char *heap_end = _end;
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//……
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void main(void){
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//把先前setup_header结构复制到boot_params结构中的hdr变量中，在linux/arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h文件中你会发现boot_params结构中的hdr的类型正是setup_header结构
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copy_boot_params();
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//初始化早期引导所用的console
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console_init();
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//初始化堆
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init_heap();
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//检查CPU是否支持运行Linux
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if (validate_cpu()) {
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puts("Unable to boot - please use a kernel appropriate " "for your CPU.\n");
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die();
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}
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//告诉BIOS我们打算在什么CPU模式下运行它
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set_bios_mode();
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//查看物理内存空间布局
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detect_memory();
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//初始化键盘
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keyboard_init();
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//查询Intel的(IST)信息。
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query_ist();
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/*查询APM BIOS电源管理信息。*/
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#if defined(CONFIG_APM) || defined(CONFIG_APM_MODULE)
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query_apm_bios();
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#endif
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//查询EDD BIOS扩展数据区域的信息
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#if defined(CONFIG_EDD) || defined(CONFIG_EDD_MODULE)
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query_edd();
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#endif
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//设置显卡的图形模式
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set_video();
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//进入CPU保护模式，不会返回了
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go_to_protected_mode();
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}
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上面这些函数都在linux/arch/x86/boot/目录对应的文件中，都是调用BIOS中断完成的，具体细节，你可以自行查看。
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我这里列出的代码只是帮助你理清流程，我们继续看看go_to_protected_mode()函数，在linux/arch/x86/boot/pm.c中，代码如下。
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//linux/arch/x86/boot/pm.c
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void go_to_protected_mode(void){
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//安装切换实模式的函数
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realmode_switch_hook();
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||
//开启a20地址线，是为了能访问1MB以上的内存空间
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if (enable_a20()) {
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puts("A20 gate not responding, unable to boot...\n");
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die();
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}
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//重置协处理器，早期x86上的浮点运算单元是以协处理器的方式存在的
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reset_coprocessor();
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//屏蔽8259所示的中断源
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mask_all_interrupts();
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//安装中断描述符表和全局描述符表，
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setup_idt();
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setup_gdt();
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//保护模式下长跳转到boot_params.hdr.code32_start
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protected_mode_jump(boot_params.hdr.code32_start, (u32)&boot_params + (ds() << 4));
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}
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protected_mode_jump是个汇编函数，在linux/arch/x86/boot/pmjump.S文件中。代码逻辑和我们前面（第5节课）学到的保护模式切换是一样的。只是多了处理参数的逻辑，即跳转到boot_params.hdr.code32_start中的地址。
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这个地址在linux/arch/x86/boot/head.S文件中设为0x100000，如下所示。
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code32_start:
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long 0x100000
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需要注意的是，GRUB会把vmlinuz中的vmlinux.bin部分，放在1MB开始的内存空间中。通过这一跳转，正式进入vmlinux.bin中。
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startup_32函数
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startup_32中需要重新加载段描述符，之后计算vmlinux.bin文件的编译生成的地址和实际加载地址的偏移，然后重新设置内核栈，检测CPU是否支持长模式，接着再次计算vmlinux.bin加载地址的偏移，来确定对其中vmlinux.bin.gz解压缩的地址。
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如果CPU支持长模式的话，就要设置64位的全局描述表，开启CPU的PAE物理地址扩展特性。再设置最初的MMU页表，最后开启分页并进入长模式，跳转到startup_64，代码如下。
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.code32
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SYM_FUNC_START(startup_32)
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cld
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cli
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leal (BP_scratch+4)(%esi), %esp
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call 1f
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1: popl %ebp
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subl $ rva(1b), %ebp
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#重新加载全局段描述符表
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leal rva(gdt)(%ebp), %eax
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movl %eax, 2(%eax)
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lgdt (%eax)
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#……篇幅所限未全部展示代码
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#重新设置栈
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leal rva(boot_stack_end)(%ebp), %esp
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#检测CPU是否支持长模式
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call verify_cpu
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testl %eax, %eax
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jnz .Lno_longmode
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#……计算偏移的代码略过
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#开启PAE
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movl %cr4, %eax
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orl $X86_CR4_PAE, %eax
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movl %eax, %cr4
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#……建立MMU页表的代码略过
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#开启长模式
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movl $MSR_EFER, %ecx
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rdmsr
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btsl $_EFER_LME, %eax
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#获取startup_64的地址
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leal rva(startup_64)(%ebp), %eax
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#……篇幅所限未全部展示代码
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#内核代码段描述符索和startup_64的地址引压入栈
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pushl $__KERNEL_CS
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pushl %eax
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#开启分页和保护模式
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movl $(X86_CR0_PG | X86_CR0_PE), %eax
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movl %eax, %cr0
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#弹出刚刚栈中压入的内核代码段描述符和startup_64的地址到CS和RIP中，实现跳转，真正进入长模式。
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lret
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SYM_FUNC_END(startup_32）
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startup_64函数
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现在，我们终于开启了CPU长模式，从startup_64开始真正进入了64位的时代，可喜可贺。
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startup_64函数同样也是在linux/arch/x86/boot/compressed/head64.S文件中定义的。
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startup_64函数中，初始化长模式下数据段寄存器，确定最终解压缩地址，然后拷贝压缩vmlinux.bin到该地址，跳转到decompress_kernel地址处，开始解压vmlinux.bin.gz，代码如下。
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.code64
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.org 0x200
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SYM_CODE_START(startup_64)
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cld
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cli
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#初始化长模式下数据段寄存器
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xorl %eax, %eax
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movl %eax, %ds
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movl %eax, %es
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movl %eax, %ss
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movl %eax, %fs
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movl %eax, %gs
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#……重新确定内核映像加载地址的代码略过
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#重新初始化64位长模式下的栈
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leaq rva(boot_stack_end)(%rbx), %rsp
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#……建立最新5级MMU页表的代码略过
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#确定最终解压缩地址，然后拷贝压缩vmlinux.bin到该地址
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pushq %rsi
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leaq (_bss-8)(%rip), %rsi
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leaq rva(_bss-8)(%rbx), %rdi
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movl $(_bss - startup_32), %ecx
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shrl $3, %ecx
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std
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rep movsq
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cld
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popq %rsi
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#跳转到重定位的Lrelocated处
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leaq rva(.Lrelocated)(%rbx), %rax
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jmp *%rax
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SYM_CODE_END(startup_64)
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.text
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SYM_FUNC_START_LOCAL_NOALIGN(.Lrelocated)
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#清理程序文件中需要的BSS段
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xorl %eax, %eax
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leaq _bss(%rip), %rdi
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leaq _ebss(%rip), %rcx
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subq %rdi, %rcx
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shrq $3, %rcx
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rep stosq
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#……省略无关代码
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pushq %rsi
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movq %rsi, %rdi
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leaq boot_heap(%rip), %rsi
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#准备参数：被解压数据的开始地址
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leaq input_data(%rip), %rdx
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#准备参数：被解压数据的长度
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movl input_len(%rip), %ecx
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#准备参数：解压数据后的开始地址
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movq %rbp, %r8
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#准备参数：解压数据后的长度
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movl output_len(%rip), %r9d
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#调用解压函数解压vmlinux.bin.gz，返回入口地址
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call extract_kernel
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popq %rsi
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#跳转到内核入口地址
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jmp *%rax
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SYM_FUNC_END(.Lrelocated)
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上述代码中最后到了extract_kernel函数，它就是解压内核的函数，下面我们就来研究它。
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extract_kernel函数
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从startup_32函数到startup_64函数，其间经过了保护模式、长模式，最终到达了extract_kernel函数，extract_kernel函数根据piggy.o中的信息从vmlinux.bin.gz中解压出vmlinux。
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根据前面的知识点，我们知道vmlinux正是编译出Linux内核elf格式的文件，只不过它被去掉了符号信息。所以，extract_kernel函数不仅仅是解压，还需要解析elf格式。
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extract_kernel函数是在linux/arch/x86/boot/compressed/misc.c文件中定义的。
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asmlinkage __visible void *extract_kernel(
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void *rmode, memptr heap,
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unsigned char *input_data,
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unsigned long input_len,
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unsigned char *output,
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unsigned long output_len
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){
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const unsigned long kernel_total_size = VO__end - VO__text;
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unsigned long virt_addr = LOAD_PHYSICAL_ADDR;
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unsigned long needed_size;
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//省略了无关性代码
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debug_putstr("\nDecompressing Linux... ");
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//调用具体的解压缩算法解压
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__decompress(input_data, input_len, NULL, NULL, output, output_len, NULL, error);
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//解压出的vmlinux是elf格式，所以要解析出里面的指令数据段和常规数据段
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//返回vmlinux的入口点即Linux内核程序的开始地址
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parse_elf(output);
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handle_relocations(output, output_len, virt_addr); debug_putstr("done.\nBooting the kernel.\n");
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return output;
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}
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正如上面代码所示，extract_kernel函数调用__decompress函数，对vmlinux.bin.gz使用特定的解压算法进行解压。解压算法是编译内核的配置选项决定的。
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但是，__decompress函数解压出来的是vmlinux文件是elf格式的，所以还要调用parse_elf函数进一步解析elf格式，把vmlinux中的指令段、数据段、BSS段，根据elf中信息和要求放入特定的内存空间，返回指令段的入口地址。
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请你注意，在Lrelocated函数的最后一条指令：jmp *rax，其中的rax中就是保存的extract_kernel函数返回的入口点，就是从这里开始进入了Linux内核。
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Linux内核的startup_64
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这里我提醒你留意，此时的startup_64函数并不是之前的startup_64函数，也不参与前面的链接工作。
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这个startup_64函数定义在linux/arch/x86/kernel/head_64.S文件中，它是内核的入口函数，如下所示。
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#linux/arch/x86/kernel/head_64.S
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.code64
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SYM_CODE_START_NOALIGN(startup_64)
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#切换栈
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leaq (__end_init_task - SIZEOF_PTREGS)(%rip), %rsp
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#跳转到.Lon_kernel_cs:
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pushq $__KERNEL_CS
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leaq .Lon_kernel_cs(%rip), %rax
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pushq %rax
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lretq
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||
.Lon_kernel_cs:
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#对于第一个CPU，则会跳转secondary_startup_64函数中1标号处
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jmp 1f
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SYM_CODE_END(startup_64)
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||
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上述代码中省略了和流程无关的代码，对于SMP系统加电之后，总线仲裁机制会选出多个CPU中的一个CPU，称为BSP，也叫第一个CPU。它负责让BSP CPU先启动，其它CPU则等待BSP CPU的唤醒。
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这里我来分情况给你说说。对于第一个启动的CPU，会跳转secondary_startup_64函数中1标号处，对于其它被唤醒的CPU则会直接执行secondary_startup_64函数。
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||
接下来，我给你快速过一遍secondary_startup_64函数，后面的代码我省略了这个函数对更多CPU特性（设置GDT、IDT，处理了MMU页表等）的检查，因为这些工作我们早已很熟悉了，代码如下所示。
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SYM_CODE_START(secondary_startup_64)
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#省略了大量无关性代码
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1:
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movl $(X86_CR4_PAE | X86_CR4_PGE), %ecx
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#ifdef CONFIG_X86_5LEVEL
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testl $1, __pgtable_l5_enabled(%rip)
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jz 1f
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orl $X86_CR4_LA57, %ecx
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1:
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||
#endif
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||
#省略了大量无关性代码
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.Ljump_to_C_code:
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pushq $.Lafter_lret
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||
xorl %ebp, %ebp
|
||
#获取x86_64_start_kernel函数地址赋给rax
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||
movq initial_code(%rip), %rax
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||
pushq $__KERNEL_CS
|
||
#将x86_64_start_kernel函数地址压入栈中
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||
pushq %rax
|
||
#弹出__KERNEL_CS 和x86_64_start_kernel函数地址到CS：RIP完成调用
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||
lretq
|
||
.Lafter_lret:
|
||
SYM_CODE_END(secondary_startup_64)
|
||
#保存了x86_64_start_kernel函数地址
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||
SYM_DATA(initial_code, .quad x86_64_start_kernel)
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||
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||
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||
在secondary_startup_64函数一切准备就绪之后，最后就会调用x86_64_start_kernel函数，看它的名字好像是内核的开始函数，但真的是这样吗，我们一起看看才知道。
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||
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||
Linux内核的第一个C函数
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若不是经历了前面的分析讲解。要是我问你Linux内核的第一个C函数是什么，你可能无从说起，就算一通百度之后，仍然无法确定。
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|
||
但是，只要我们跟着代码的执行流程，就会发现在secondary_startup_64函数的最后，调用的x86_64_start_kernel函数是用C语言写的，那么它一定就是Linux内核的第一个C函数。它在linux/arch/x86/kernel/head64.c文件中被定义，这个文件名你甚至都能猜出来，如下所示。
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|
||
asmlinkage __visible void __init x86_64_start_kernel(char * real_mode_data){
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||
//重新设置早期页表
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||
reset_early_page_tables();
|
||
//清理BSS段
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||
clear_bss();
|
||
//清理之前的顶层页目录
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clear_page(init_top_pgt);
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||
//复制引导信息
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copy_bootdata(__va(real_mode_data));
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||
//加载BSP CPU的微码
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||
load_ucode_bsp();
|
||
//让顶层页目录指向重新设置早期页表
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||
init_top_pgt[511] = early_top_pgt[511];
|
||
x86_64_start_reservations(real_mode_data);
|
||
}
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||
void __init x86_64_start_reservations(char *real_mode_data){
|
||
//略过无关的代码
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||
start_kernel();
|
||
}
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||
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||
x86_64_start_kernel函数中又一次处理了页表，处理页表就是处理Linux内核虚拟地址空间，Linux虚拟地址空间是一步步完善的。
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然后，x86_64_start_kernel函数复制了引导信息，即struct boot_params结构体。最后调用了x86_64_start_reservations函数，其中处理了平台固件相关的东西，就是调用了大名鼎鼎的start_kernel函数。
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有名的start_kernel函数
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start_kernel函数之所以有名，这是因为在互联网上，在各大Linux名著之中，都会大量宣传它Linux内核中的地位和作用，正如其名字表达的含意，这是内核的开始。
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但是问题来了。我们一路走来，发现start_kernel函数之前有大量的代码执行，那这些代码算不算内核的开始呢？当然也可以说那就是内核的开始，也可以说是前期工作。
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其实，start_kernel函数中调用了大量Linux内核功能的初始化函数，它定义在/linux/init/main.c文件中。
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void start_kernel(void){
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char *command_line;
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char *after_dashes;
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//CPU组早期初始化
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cgroup_init_early();
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//关中断
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local_irq_disable();
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//ARCH层初始化
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setup_arch(&command_line);
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//日志初始化
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setup_log_buf(0);
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sort_main_extable();
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//陷阱门初始化
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trap_init();
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//内存初始化
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mm_init();
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ftrace_init();
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//调度器初始化
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sched_init();
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//工作队列初始化
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workqueue_init_early();
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//RCU锁初始化
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rcu_init();
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//IRQ 中断请求初始化
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early_irq_init();
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init_IRQ();
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tick_init();
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rcu_init_nohz();
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//定时器初始化
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init_timers();
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hrtimers_init();
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//软中断初始化
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softirq_init();
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timekeeping_init();
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mem_encrypt_init();
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//每个cpu页面集初始化
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setup_per_cpu_pageset();
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//fork初始化建立进程的
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fork_init();
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proc_caches_init();
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uts_ns_init();
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//内核缓冲区初始化
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buffer_init();
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key_init();
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//安全相关的初始化
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security_init();
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//VFS数据结构内存池初始化
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vfs_caches_init();
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//页缓存初始化
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pagecache_init();
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//进程信号初始化
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signals_init();
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//运行第一个进程
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arch_call_rest_init();
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}
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start_kernel函数我如果不做精简，会有200多行，全部都是初始化函数，我只留下几个主要的初始化函数，这些函数的实现细节我们无需关心。
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可以看到，Linux内核所有功能的初始化函数都是在start_kernel函数中调用的，这也是它如此出名，如此重要的原因。
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一旦start_kernel函数执行完成，Linux内核就具备了向应用程序提供一系列功能服务的能力。这里对我们而言，我们只关注一个arch_call_rest_init函数。下面我们就来研究它。 如下所示。
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void __init __weak arch_call_rest_init(void){
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rest_init();
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}
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这个函数其实非常简单，它是一个包装函数，其中只是直接调用了rest_init函数。
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rest_init函数的重要功能就是建立了两个Linux内核线程，我们看看精简后的rest_init函数：
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noinline void __ref rest_init(void){ struct task_struct *tsk;
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int pid;
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//建立kernel_init线程
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pid = kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);
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//建立khreadd线程
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pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);
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}
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Linux内核线程可以执行一个内核函数， 只不过这个函数有独立的线程上下文，可以被Linux的进程调度器调度，对于kernel_init线程来说，执行的就是kernel_init函数。
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Linux的第一个用户进程
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当我们可以建立第一个用户进程的时候，就代表Linux内核的初始流程已经基本完成。
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经历了“长途跋涉”，我们也终于走到了这里。Linux内核的第一个用户态进程是在kernel_init线程建立的，而kernel_init线程执行的就是kernel_init函数。那kernel_init函数到底做了什么呢？
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static int __ref kernel_init(void *unused){
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int ret;
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if (ramdisk_execute_command) {
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ret = run_init_process(ramdisk_execute_command);
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if (!ret)
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return 0;
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pr_err("Failed to execute %s (error %d)\n",ramdisk_execute_command, ret);
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}
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if (execute_command) {
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ret = run_init_process(execute_command);
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if (!ret)
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return 0;
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panic("Requested init %s failed (error %d).", execute_command, ret);
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}
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if (!try_to_run_init_process("/sbin/init") || !try_to_run_init_process("/etc/init") || !try_to_run_init_process("/bin/init") || !try_to_run_init_process("/bin/sh"))
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return 0;
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panic("No working init found. Try passing init= option to kernel. " "See Linux Documentation/admin-guide/init.rst for guidance.");
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}
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结合上述代码，可以发现ramdisk_execute_command和execute_command都是内核启动时传递的参数，它们可以在GRUB启动选项中设置。
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比方说，通常引导内核时向command line传递的参数都是 init=xxx ，而对于initrd 则是传递 rdinit=xxx 。
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但是，通常我们不会传递参数，所以这个函数会执行到上述代码的15行，依次尝试以/sbin/init、/etc/init、/bin/init、/bin/sh这些文件为可执行文件建立进程，但是只要其中之一成功就行了。
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try_to_run_init_process和run_init_process函数的核心都是调用sys_fork函数建立进程的，这里我们不用关注它的实现细节。
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到这里，Linux内核已经建立了第一个进程，Linux内核的初始化流程也到此为止了。
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重点回顾
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又到了课程尾声，Linux初始化流程的学习我们就告一段落了，我来给你做个总结。
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今天我们讲得内容有点多，我们从_start开始到startup32、startup64函数 ，到extract_kernel函数解压出真正的Linux内核文件vmlinux开始，然后从Linux内核的入口函数startup_64到Linux内核第一个C函数，最后接着从Linux内核start_kernel函数的建立 ，说到了第一个用户进程。
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一起来回顾一下这节课的重点：
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1.GRUB加载vmlinuz文件之后，会把控制权交给vmlinuz文件的setup.bin的部分中_start，它会设置好栈，清空bss，设置好setup_header结构，调用16位main切换到保护模式，最后跳转到1MB处的vmlinux.bin文件中。
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2.从vmlinux.bin文件中startup32、startup64函数开始建立新的全局段描述符表和MMU页表，切换到长模式下解压vmlinux.bin.gz。释放出vmlinux文件之后，由解析elf格式的函数进行解析，释放vmlinux中的代码段和数据段到指定的内存。然后调用其中的startup_64函数，在这个函数的最后调用Linux内核的第一个C函数。
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3.Linux内核第一个C函数重新设置MMU页表，随后便调用了最有名的start_kernel函数， start_kernel函数中调用了大多数 Linux内核功能性初始化函数，在最后调用rest_init函数建立了两个内核线程，在其中的kernel_init线程建立了第一个用户态进程。
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不知道你感觉到没有，Linux的启动流程相比于我们的Cosmos启动流程复杂得多。
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Linux之所以如此复杂，是因为它把完成各种功能的模块组装了一起，而我们Cosmos则把内核之前的初始化工作，分离出来，形成二级引导器，二级引导器也是由多文件模块组成的，最后用我们的映像工具把它们封装在一起。
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对比之下，你就可以明白，软件工程模块化是多么重要了。
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思考题
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你能指出上文中Linux初始化流程里，主要函数都被链接到哪些对应的二进制文件中了？
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欢迎你在留言区跟我交流互动，也欢迎你把这节课分享给同事、朋友。
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我是LMOS，我们下节课见！
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