这是 Linux 内核初始化过程的第三部分。在上一个部分 中我们接触到了初期中断和异常处理，而在这个部分中我们要继续看一看 Linux 内核的初始化过程。在之后的章节我们将会关注“内核入口点”—— init/main.c 文件中的start_kernel 函数。没错，从技术上说这并不是内核的入口点，只是不依赖于特定架构的通用内核代码的开始。不过，在我们调用 start_kernel 之前，有些准备必须要做。下面我们就来看一看。
在上一个部分中我们讲到了设置中断描述符表，并将其加载进 IDTR 寄存器。下一步是调用 copy_bootdata 函数：
copy_bootdata(__va(real_mode_data));这个函数接受一个参数—— read_mode_data 的虚拟地址。boot_params 结构体是在 arch/x86/include/uapi/asm/bootparam.h 作为第一个参数传递到 arch/x86/kernel/head_64.S 中的 x86_64_start_kernel 函数的：
/* rsi is pointer to real mode structure with interesting info.
pass it to C */
movq %rsi, %rdi
下面我们来看一看 __va 宏。 这个宏定义在 init/main.c：
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))其中 PAGE_OFFSET 就是 __PAGE_OFFSET（即 0xffff880000000000），也是所有对物理地址进行直接映射后的虚拟基地址。因此我们就得到了 boot_params 结构体的虚拟地址，并把他传入 copy_bootdata 函数中。在这个函数里我们把 real_mod_data （定义在 arch/x86/kernel/setup.h） 拷贝进 boot_params：
extern struct boot_params boot_params;copy_boot_data 的实现如下:
static void __init copy_bootdata(char *real_mode_data)
{
char * command_line;
unsigned long cmd_line_ptr;
memcpy(&boot_params, real_mode_data, sizeof boot_params);
sanitize_boot_params(&boot_params);
cmd_line_ptr = get_cmd_line_ptr();
if (cmd_line_ptr) {
command_line = __va(cmd_line_ptr);
memcpy(boot_command_line, command_line, COMMAND_LINE_SIZE);
}
}首先，这个函数的声明中有一个 __init 前缀，这表示这个函数只在初始化阶段使用，并且它所使用的内存将会被释放。
在这个函数中首先声明了两个用于解析内核命令行的变量，然后使用memcpy 函数将 real_mode_data 拷贝进 boot_params。如果系统引导工具（bootloader）没能正确初始化 boot_params 中的某些成员的话，那么在接下来调用的 sanitize_boot_params 函数中将会对这些成员进行清零，比如 ext_ramdisk_image 等。此后我们通过调用 get_cmd_line_ptr 函数来得到命令行的地址：
unsigned long cmd_line_ptr = boot_params.hdr.cmd_line_ptr;
cmd_line_ptr |= (u64)boot_params.ext_cmd_line_ptr << 32;
return cmd_line_ptr;get_cmd_line_ptr 函数将会从 boot_params 中获得命令行的64位地址并返回。最后，我们检查一下是否正确获得了 cmd_line_ptr，并把它的虚拟地址拷贝到一个字节数组 boot_command_line 中：
extern char __initdata boot_command_line[];这一步完成之后，我们就得到了内核命令行和 boot_params 结构体。之后，内核通过调用 load_ucode_bsp 函数来加载处理器微代码（microcode），不过我们目前先暂时忽略这一步。
微代码加载之后，内核会对 console_loglevel 进行检查，同时通过 early_printk 函数来打印出字符串 Kernel Alive。不过这个输出不会真的被显示出来，因为这个时候 early_printk 还没有被初始化。这是目前内核中的一个小bug，作者已经提交了补丁 commit，补丁很快就能应用在主分支中了。所以你可以先跳过这段代码。
至此，我们已经拷贝了 boot_params 结构体，接下来将对初期页表进行一些设置以便在初始化内核的过程中使用。我们之前已经对初始化了初期页表，以便支持换页，这在之前的部分中已经讨论过。现在则通过调用 reset_early_page_tables 函数将初期页表中大部分项清零（在之前的部分也有介绍），只保留内核高地址的映射。然后我们调用：
clear_page(init_level4_pgt);init_level4_pgt 同样定义在 arch/x86/kernel/head_64.S:
NEXT_PAGE(init_level4_pgt)
.quad level3_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
.org init_level4_pgt + L4_PAGE_OFFSET*8, 0
.quad level3_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE
.org init_level4_pgt + L4_START_KERNEL*8, 0
.quad level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE这段代码为内核的代码段、数据段和 bss 段映射了前 2.5G 个字节。clear_page 函数定义在 arch/x86/lib/clear_page_64.S：
ENTRY(clear_page)
CFI_STARTPROC
xorl %eax,%eax
movl $4096/64,%ecx
.p2align 4
.Lloop:
decl %ecx
#define PUT(x) movq %rax,x*8(%rdi)
movq %rax,(%rdi)
PUT(1)
PUT(2)
PUT(3)
PUT(4)
PUT(5)
PUT(6)
PUT(7)
leaq 64(%rdi),%rdi
jnz .Lloop
nop
ret
CFI_ENDPROC
.Lclear_page_end:
ENDPROC(clear_page)顾名思义，这个函数会将页表清零。这个函数的开始和结束部分有两个宏 CFI_STARTPROC 和 CFI_ENDPROC，他们会展开成 GNU 汇编指令，用于调试：
#define CFI_STARTPROC .cfi_startproc
#define CFI_ENDPROC .cfi_endproc在 CFI_STARTPROC 之后我们将 eax 寄存器清零，并将 ecx 赋值为 64（用作计数器）。接下来从 .Lloop 标签开始循环，首先就是将 ecx 减一。然后将 rax 中的值（目前为0）写入 rdi 指向的地址，rdi 中保存的是 init_level4_pgt 的基地址。接下来重复7次这个步骤，但是每次都相对 rdi 多偏移8个字节。之后 init_level4_pgt 的前64个字节就都被填充为0了。接下来我们将 rdi 中的值加上64，重复这个步骤，直到 ecx 减至0。最后就完成了将 init_level4_pgt 填零。
在将 init_level4_pgt 填0之后，再把它的最后一项设置为内核高地址的映射：
init_level4_pgt[511] = early_level4_pgt[511];在前面我们已经使用 reset_early_page_table 函数清除 early_level4_pgt 中的大部分项，而只保留内核高地址的映射。
x86_64_start_kernel 函数的最后一步是调用：
x86_64_start_reservations(real_mode_data);并传入 real_mode_data 参数。 x86_64_start_reservations 函数与 x86_64_start_kernel 函数定义在同一个文件中：
void __init x86_64_start_reservations(char *real_mode_data)
{
if (!boot_params.hdr.version)
copy_bootdata(__va(real_mode_data));
reserve_ebda_region();
start_kernel();
}这就是进入内核入口点之前的最后一个函数了。下面我们就来介绍一下这个函数。
在 x86_64_start_reservations 函数中首先检查了 boot_params.hdr.version：
if (!boot_params.hdr.version)
copy_bootdata(__va(real_mode_data));如果它为0，则再次调用 copy_bootdata，并传入 real_mode_data 的虚拟地址。
接下来则调用了 reserve_ebda_region 函数，它定义在 arch/x86/kernel/head.c。这个函数为 EBDA（即Extended BIOS Data Area，扩展BIOS数据区域）预留空间。扩展BIOS预留区域位于常规内存顶部（译注：常规内存（Conventiional Memory）是指前640K字节内存），包含了端口、磁盘参数等数据。
接下来我们来看一下 reserve_ebda_region 函数。它首先会检查是否启用了半虚拟化：
if (paravirt_enabled())
return;如果开启了半虚拟化，那么就退出 reserve_ebda_region 函数，因为此时没有扩展BIOS数据区域。下面我们首先得到低地址内存的末尾地址：
lowmem = *(unsigned short *)__va(BIOS_LOWMEM_KILOBYTES);
lowmem <<= 10;首先我们得到了BIOS地地址内存的虚拟地址，以KB为单位，然后将其左移10位（即乘以1024）转换为以字节为单位。然后我们需要获得扩展BIOS数据区域的地址：
ebda_addr = get_bios_ebda();其中， get_bios_ebda 函数定义在 arch/x86/include/asm/bios_ebda.h：
static inline unsigned int get_bios_ebda(void)
{
unsigned int address = *(unsigned short *)phys_to_virt(0x40E);
address <<= 4;
return address;
}下面我们来尝试理解一下这段代码。这段代码中，首先我们将物理地址 0x40E 转换为虚拟地址，0x0040:0x000e 就是包含有扩展BIOS数据区域基地址的代码段。这里我们使用了 phys_to_virt 函数进行地址转换，而不是之前使用的 __va 宏。不过，事实上他们两个基本上是一样的：
static inline void *phys_to_virt(phys_addr_t address)
{
return __va(address);
}而不同之处在于，phys_to_virt 函数的参数类型 phys_addr_t 的定义依赖于 CONFIG_PHYS_ADDR_T_64BIT：
#ifdef CONFIG_PHYS_ADDR_T_64BIT
typedef u64 phys_addr_t;
#else
typedef u32 phys_addr_t;
#endif具体的类型是由 CONFIG_PHYS_ADDR_T_64BIT 设置选项控制的。此后我们得到了包含扩展BIOS数据区域虚拟基地址的段，把它左移4位后返回。这样，ebda_addr 变量就包含了扩展BIOS数据区域的基地址。
下一步我们来检查扩展BIOS数据区域与低地址内存的地址，看一看它们是否小于 INSANE_CUTOFF 宏：
if (ebda_addr < INSANE_CUTOFF)
ebda_addr = LOWMEM_CAP;
if (lowmem < INSANE_CUTOFF)
lowmem = LOWMEM_CAP;INSANE_CUTOFF 为：
#define INSANE_CUTOFF 0x20000U即 128 KB. 上一步我们得到了低地址内存中的低地址部分以及扩展BIOS数据区域，然后调用 memblock_reserve 函数来在低内存地址与1MB之间为扩展BIOS数据预留内存区域。
lowmem = min(lowmem, ebda_addr);
lowmem = min(lowmem, LOWMEM_CAP);
memblock_reserve(lowmem, 0x100000 - lowmem);memblock_reserve 函数定义在 mm/block.c，它接受两个参数：
- 基物理地址
- 区域大小
然后在给定的基地址处预留指定大小的内存。memblock_reserve 是在这本书中我们接触到的第一个Linux内核内存管理框架中的函数。我们很快会详细地介绍内存管理，不过现在还是先来看一看这个函数的实现。
在上一段中我们遇到了对 memblock_reserve 函数的调用。现在我们来尝试理解一下这个函数是如何工作的。 memblock_reserve 函数只是调用了：
memblock_reserve_region(base, size, MAX_NUMNODES, 0);memblock_reserve_region 接受四个参数：
- 内存区域的物理基地址
- 内存区域的大小
- 最大 NUMA 节点数
- 标志参数 flags
在 memblock_reserve_region 函数一开始，就是一个 memblock_type 结构体类型的变量：
struct memblock_type *_rgn = &memblock.reserved;memblock_type 类型代表了一块内存，定义如下：
struct memblock_type {
unsigned long cnt;
unsigned long max;
phys_addr_t total_size;
struct memblock_region *regions;
};因为我们要为扩展BIOS数据区域预留内存块，所以当前内存区域的类型就是预留。memblock 结构体的定义为：
struct memblock {
bool bottom_up;
phys_addr_t current_limit;
struct memblock_type memory;
struct memblock_type reserved;
#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAP
struct memblock_type physmem;
#endif
};它描述了一块通用的数据块。我们用 memblock.reserved 的值来初始化 _rgn。memblock 全局变量定义如下：
struct memblock memblock __initdata_memblock = {
.memory.regions = memblock_memory_init_regions,
.memory.cnt = 1,
.memory.max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS,
.reserved.regions = memblock_reserved_init_regions,
.reserved.cnt = 1,
.reserved.max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS,
#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAP
.physmem.regions = memblock_physmem_init_regions,
.physmem.cnt = 1,
.physmem.max = INIT_PHYSMEM_REGIONS,
#endif
.bottom_up = false,
.current_limit = MEMBLOCK_ALLOC_ANYWHERE,
};我们现在不会继续深究这个变量，但在内存管理部分的中我们会详细地对它进行介绍。需要注意的是，这个变量的声明中使用了 __initdata_memblock：
#define __initdata_memblock __meminitdata而 __meminit_data 为：
#define __meminitdata __section(.meminit.data)自此我们得出这样的结论：所有的内存块都将定义在 .meminit.data 区段中。在我们定义了 _rgn 之后，使用了 memblock_dbg 宏来输出相关的信息。你可以在从内核命令行传入参数 memblock=debug 来开启这些输出。
在输出了这些调试信息后，是对下面这个函数的调用：
memblock_add_range(_rgn, base, size, nid, flags);它向 .meminit.data 区段添加了一个新的内存块区域。由于 _rgn 的值是 &memblock.reserved，下面的代码就直接将扩展BIOS数据区域的基地址、大小和标志填入 _rgn 中：
if (type->regions[0].size == 0) {
WARN_ON(type->cnt != 1 || type->total_size);
type->regions[0].base = base;
type->regions[0].size = size;
type->regions[0].flags = flags;
memblock_set_region_node(&type->regions[0], nid);
type->total_size = size;
return 0;
}在填充好了区域后，接着是对 memblock_set_region_node 函数的调用。它接受两个参数：
- 填充好的内存区域的地址
- NUMA节点ID
其中我们的区域由 memblock_region 结构体来表示：
struct memblock_region {
phys_addr_t base;
phys_addr_t size;
unsigned long flags;
#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_NODE_MAP
int nid;
#endif
};NUMA节点ID依赖于 MAX_NUMNODES 宏，定义在 include/linux/numa.h
#define MAX_NUMNODES (1 << NODES_SHIFT)其中 NODES_SHIFT 依赖于 CONFIG_NODES_SHIFT 配置参数，定义如下：
#ifdef CONFIG_NODES_SHIFT
#define NODES_SHIFT CONFIG_NODES_SHIFT
#else
#define NODES_SHIFT 0
#endifmemblick_set_region_node 函数只是填充了 memblock_region 中的 nid 成员：
static inline void memblock_set_region_node(struct memblock_region *r, int nid)
{
r->nid = nid;
}在这之后我们就在 .meminit.data 区段拥有了为扩展BIOS数据区域预留的第一个 memblock。reserve_ebda_region 已经完成了它该做的任务，我们回到 arch/x86/kernel/head64.c 继续。
至此我们已经结束了进入内核之前所有的准备工作。x86_64_start_reservations 的最后一步是调用 init/main.c 中的：
start_kernel()这一部分到此结束。
本书的第三部分到这里就结束了。在下一部分中，我们将会见到内核入口点处的初始化工作 —— 位于 start_kernel 函数中。这些工作是在启动第一个进程 init 之前首先要完成的工作。