阅读文档\linux-2.6.35\Documentation\x86\boot.txt
传统支持Image和zImage内核的启动装载内存布局（2.4以前的内核装载就是这样的布局）：
| |
0A0000 +------------------------+
| Reserved for BIOS | Do not use. Reserved for BIOS EBDA.
09A000 +------------------------+
| Command line |
| Stack/heap | For use by the kernel real-mode code.
098000 +------------------------+
| Kernel setup | The kernel real-mode code.
090200 +------------------------+
| Kernel boot sector | The kernel legacy boot sector.
090000 +------------------------+
| Protected-mode kernel | The bulk of the kernel image.
010000 +------------------------+
| Boot loader | <- Boot sector entry point 0000:7C00
001000 +------------------------+
| Reserved for MBR/BIOS |
000800 +------------------------+
| Typically used by MBR |
000600 +------------------------+
| BIOS use only |
000000 +------------------------+
当使用bzImage时，保护模式的内核会被重定位到0x1000000（高端内存），内核实模式的代码（boot sector,setup和stack/heap）会被编译成可重定位到0x100000与低端内存底端之间的任何地址处。不幸的是，在2.00和2.01版的引导协议中，0x90000+的内存区域仍然被使用在内核的内部。2.02版的引导协议解决了这个问题。boot loader应该使BIOS的12h中断调用来检查低端内存中还有多少内存可用。
人们都希望“内存上限”，即boot loader触及的低端内存最高处的指针，尽可能地低，因为一些新的BIOS开始分配一些相当大的内存，所谓的扩展BIOS数据域，几乎快接近低端内存的最高处了。
不幸的是，如果BIOS 12h中断报告说内存的数量太小了，则boot loader除了报告一个错误给用户外，什么也不会做。因此，boot loader应该被设计成占用尽可能少的低端内存。对zImage和以前的bzImage，这要求数据能被写到x090000段，boot loader应该确保不会使用0x9A000指针以上的内存；很多BIOS在这个指针以上会终止。
对一个引导协议>=2.02的现代bzImage内核，其内存布局使用以下格式：
| Protected-mode kernel |
100000 +------------------------+
| I/O memory hole |
0A0000 +------------------------+
| Reserved for BIOS | Leave as much as possible unused
~ ~
| Command line | (Can also be below the X+10000 mark)
X+10000 +------------------------+
| Stack/heap | For use by the kernel real-mode code.
X+08000 +------------------------+
| Kernel setup | The kernel real-mode code.
| Kernel boot sector | The kernel legacy boot sector.
X +------------------------+
| Boot loader | <- Boot sector entry point 0000:7C00
001000 +------------------------+
| Reserved for MBR/BIOS |
000800 +------------------------+
| Typically used by MBR |
000600 +------------------------+
| BIOS use only |
000000 +------------------------+
这里程序段地址是由grub的大小来决定的。地址X应该在bootloader所允许的范围内尽可能地低。
2、BIOS POST过程
传统意义上，由于CPU加电之后，CPU只能访问ROM或者RAM里的数据，而这个时候是没有计算机操作系统的，所以需要有一段程序能够完成加载存储在非易失性存储介质（比如硬盘）上的操作系统到RAM中的功能。这段程序存储在ROM里，BIOS就是这类程序中的一种。对于BIOS，主要由两家制造商制造，驻留在主板的ROM里。有了BIOS,硬件制造商可以只需要关注硬件而不需要关注软件。BIOS的服务程序，是通过调用中断服务程序来实现的。BIOS加载bootloader程序，Bootloader也可以通过BIOS提供的中断，向BIOS获取系统的信息。整个过程如下：
（1）电源启动时钟发生器并在总线上产生一个#POWERGOOD的中断。
（2）产生CPU的RESET中断（此时CPU处于8086工作模式）。
（3）进入BIOS POST代码处：%ds=%es=%fs=%gs=%ss=0,%cs=0xFFFF0000,%eip = 0x0000FFF0 (ROM BIOS POST code，指令指针eip，数据段寄存器ds，代码段寄存器cs）。
（4）在中断无效状态下执行所有POST检查。
（5）在地址0初始化中断向量表IVT。
（6）0x19中断：以启动设备号为参数调用BIOS启动装载程序。这个程序从启动设备(硬盘)的0扇面1扇区读取数据到内存物理地址0x7C00处开始装载。这个0扇面1扇区称为Boot sector(引导扇区)，共512字节，也称为MBR。
就是说，CPU 在 BIOS 的入口（CS:IP=FFFF:0000）处执行BIOS的汇编程序，BIOS程序功能有系统硬件的检测，提供中断访问接口以访问硬件。而后被BIOS程序通过中断0x19调用磁盘MBR上的bootloader程序，将bootloader程序加载到ox7c00处，而后跳转到0x7c00,这样，位于 0x7c00处的bootloader程序，就可以执行了。
从BIOS执行MBR中的bootloader程序开始，就是linux的代码在做的事情了。
3、Bootloader过程
bootloader程序是为计算机加载（load）计算机操作系统的。boot（引导）是bootstrap的简写，bootstrap是引导指令的意思。bootloader程序通常位于硬盘上，被BIOS调用，用于加载内核。在PC机上常见的bootloader主要有grub、lilo、syslinux等。
GRUB（GRand Unified Bootloader）是当前linux诸多发行版本默认的引导程序。嵌入式系统上，最常见的bootloader是U-BOOT。这样的bootloader一般位于MBR的最前部。在linux系统中，bootloader也可以写入文件系统所在分区中。比如，grub程序就非常强大。Gurb运行后，将初始化设置内核运行所需的环境。然后加载内核镜像。
grub磁盘引导全过程：
（1）stage1: grub读取磁盘第一个512字节（硬盘的0道0面1扇区，被称为MBR（主引导记录）,也称为bootsect）。MBR由一部分bootloader的引导代码、分区表和魔数三部分组成。
（2）stage1_5: 识别各种不同的文件系统格式。这使得grub识别到文件系统。
（3）stage2: 加载系统引导菜单(/boot/grub/menu.lst或grub.lst)，加载内核vmlinuz和RAM磁盘initrd。
4、内核启动过程
内核映像文件vmlinuz：包含有linux内核的静态链接的可执行文件，传统上，vmlinux被称为可引导的内核镜像。vmlinuz是vmlinux的压缩文件。其构成如下：
（1）第一个512字节（以前是在arch/i386/boot/bootsect.S）;
（2）第二个，一段代码，若干个不多于512字节的段（以前是在arch/i386/boot/setup.S）;
（3）保护模式下的内核代码(在arch/x86/boot/main.c)。
bzImage文件：使用make bzImage命令编译内核源代码，可以得到采用zlib算法压缩的zImage文件，即big zImage文件。老的zImage解压缩内核到低端内存，bzImage则解压缩内核到高端内存（1M（0x100000）以上），在保护模式下执行。bzImage文件一般包含有vmlinuz、bootsect.o、setup.o、解压缩程序misc.o、以及其他一些相关文件（如piggy.o）。注意，在Linux 2.6内核中，bootsect.S和setup.S被整合为header.S。
initramfs(或initrd)文件：initrd是initialized ram disk的意思。主要用于加载硬件驱动模块，辅助内核的启动，挂载真正的根文件系统。
例如，我电脑上的grub启动项如下（在/boot/grub/grub.lst中）：
内核的执行参数可以控制内核的行为，比如ro参数告诉内核，以只读方式挂载根分区，而quiet则告诉内核，启动的时候不要打印任何信息。这些参数不光影响内核的执行，大多数的发行版也使用这些参数控制启动完毕以后后续的动作。这些参数可以在任何时候从/proc/cmdline 这个文件中获得。现在，grub找到了内核(hd0,0)/boot/vmlinuz-2.6.35.10-74.fc14.i686，它将整个电脑的控制权交给了这个程序，内核开始进行各种初始化的动作，你可以将quiet参数去掉，以便看看内核都做了哪些事情，也可以在系统启动成功以后，使用dmesg这个命令查看内核启动的时候，都打印了哪些东西。启动过程是和体系结构相关的，对于2.6内核，x86体系结构，CPU在上电初始化时，指令寄存器CS:EIP总是被初始化为固定值，这就是CPU复位后的第一条指令的地址。对于32位地址总线的系统来说，4GB的物理空间至少被划分为两个部分，一部分是内存的地址空间，另外一部分地址空间用于对BIOS芯片存储单元进行寻址。x86复位后工作在实模式下，该模式下CPU的寻址空间为1MB。CS:IP的复位值是FFFF:0000，物理地址为FFFF0。主板设计者必须保证把这个物理地址映射到BIOS芯片上，而不是RAM上。
装载Linux内核的第一步应该是加载实模式代码（boot sector和setup代码），然后检查偏移0x01f1处的头部（header）中的各个参数值。实模式的代码总共有32K，但是boot loader可以选择只装载前面的两个扇区（1K），然后检查bootup扇区的大小。
header中各个域的格式如下：
每个域的具体细节可参考boot.txt文档。
BIOS把Boot Loader加载到0x7C00的地方并跳转到这里继续执行之后，BootLoader就会把实模式代码setup加载到0x07C00之上的某个地址上，其中setup的前512个字节是boot sector（引导扇区），现在这个引导扇区的作用并不是用来引导系统，而是为了兼容及传递一些参数。之后Boot Loader跳转到setup的入口点，入口点为_start例程(根据arch/x86/boot/setup.ld可知)。
注意，bzImage由setup和vmlinux两部分组成，setup是实模式下的代码，vmlinux是保护模式下的代码。
实模式设置（setup）阶段用于体系结构相关的硬件初始化工作，涉及的文件有arch/x86/boot/header.S、链接脚本setup.ld、arch/x86/boot/main.c。header.S第一部分定义了bstext、.bsdata、.header这3个节，共同构成了vmlinuz的第一个512字节(即引导扇区的内容)。常量BOOTSEG和SYSSEG定义了引导扇区和内核的载入地址。下面是header.S的代码：
由setup.ld中的ENTRY(_start)可知，_start汇编例程是bzImage内核映像开始执行的入口点，即引导扇区之后的开始处（偏移512字节处），它会准备大量的bootloader参数。最后的call main跳转到arch/x86/boot/main.c:main()函数处执行，这就是众所周知的main函数，它们都工作在实模式下。main函数先调用copy_boot_params函数把位于第一个扇区的参数复制到boot_params变量中，boot_params位于setup的数据段，然后调用链为arch/x86/boot/pm.c:go_to_protected_mode(void) --->arch/x86/boot/pmjump.S:protected_mode_jump()。
实模式的protected_mode_jump执行后，跳出了bzImage的第一部分，BootLoader默认把第二部分放在0x100000处，这个入口处是startup_32，先执行arch/x86/boot/compressed/head_32.S中的startup_32（保护模式下的入口函数），然后执行arch/x86/kernel/head_32.S中的startup_32（32位内核的入口函数），这里会拷贝boot_params以及boot_command_line， 初始化页表，开启分页机制。
startup_32()函数会调用head32.c:i386_start_kernel()函数，它会调用init/main.c:start_kernel()函数，这是Linux内核的启动函数。init/main.c文件是整个Linux内核的*联结点。每种体系结构都会执行一些底层设置函数，然后执行名为start_kernel的函数（在init/main.c中可以找到这个函数）。可以认为main.c是内核的“粘合剂（glue）”,之前执行的代码都是各种体系结构相关的代码，一旦到达start_kernel()，就与体系结构无关了。
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，解析内核命令行参数。然后调用fs/dcache.c:vfs_caches_init()--->fs/namespace.c:mnt_init()创建基于内存的rootfs文件系统（是一个虚拟的内存文件系统，称为VFS），这是系统初始化时的根结点，即"/"结点，后面VFS会指向真实的文件系统。注意在Linux系统中，目录结构与Windows上有较大的不同。系统中只有一个根目录，路径是“/”，而其它的分区只是挂载在根目录中的一个文件夹内，如“/proc”和“/sys”等，这里的“/”就是Linux中的根目录。
下面是mnt_init()的代码：
这里fs/ramfs/inode.c:init_rootfs()会调用fs/filesystems.c:register_filesystem()注册rootfs。然后fs/namespace.c:init_mount_tree()调用fs/super.c:do_kern_mount()在内核中挂载rootfs，调用fs/fs_struct.c:set_fs_root()将当前的rootfs文件系统配置为根文件系统。
为什么不直接把真实的文件系统配置为根文件系统？答案很简单，内核中没有真实根文件系统设备（如硬盘，USB）的驱动，而且即便你将根文件系统的设备驱动编译到内核中，此时它们还尚未加载，实际上所有内核中的驱动是由后面的kernel_init线程进行加载。另外，我们的root设备都是以设备文件的方式指定的，如果没有根文件系统，设备文件怎么可能存在呢？
注意根据调用链do_kern_mount()--->vfs_kern_mount(type)--->type->get_sb()--->fs/ramfs/inode.c:rootfs_get_sb()--->ramfs_fill_super()--->fs/dcache.c:d_alloc_root()，函数d_alloc_root分配最终的根结点，代码如下：
从上面的代码中的可以看出，这个rootfs的dentry对象的名字为"/"，这就是我们看到的根目录"/"。
start_kernel()在最后会调用rest_init()，这个函数会启动一个内核线程来运行kernel_init()，自己则调用cpu_idle()进入空闲循环，让调度器接管控制权。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。
kernel_init()用于完成初始化rootfs、加载内核模块、挂载真正的根文件系统。根据Documentation/early-userspace/README的描述，目前2.6的kernel支持三方式来挂载最终的根文件系统：
（1）所有需要的设备和文件系统驱动被编译进内核，没有initrd。通过“root="参数指定的根设备，init/main.c:kernel_init()将调用prepare_namespace()直接在指定的根设备上挂载最终的根文件系统。通过可选的"init="选项，还可以运行用户指定的init程序。
（2）一些设备和文件驱动作为模块来构建并存放的initrd中。initrd被称为ramdisk，是一个独立的小型文件系统。它需要包含/linuxrc程序（或脚本），用于加载这些驱动模块，并挂载最终的根文件系统（结合使用pivot_root系统调用），然后initrd被卸载。initrd由prepare_namespace()挂载和运行。内核必须要使用CONFIG_BLK_DEV_RAM（支持ramdisk）和CONFIG_BLK_DEV_INITRD（支持initrd）选项进行编译才能支持initrd。
initrd文件通过在grub引导时用initrd命令指定。它有两种格式，一种是类似于linux2.4内核使用的传统格式的文件系统镜像，称之为image-initrd，它的制作方法同Linux2.4内核的initrd一样，其核心文件就是 /linuxrc。另外一种格式的initrd是cpio格式的，这种格式的initrd从linux 2.5起开始引入，使用cpio工具生成，其核心文件不再是/linuxrc，而是/init，这种 initrd称为cpio-initrd。为了向后兼容，linux2.6内核对cpio-initrd和image-initrd这两种格式的initrd 均支持，但对其处理流程有着显著的区别。cpio-initrd的处理与initramfs类似，会直接跳过prepare_namespace(),image-initrd的处理则由prepare_namespace()进行。
（3）使用initramfs。prepare_namespace()调用会被跳过。这意味着必须有一个程序来完成这些工作。这个程序是通过修改usr/gen_init_cpio.c的方式，或通过新的initrd格式（一个cpio归档文件）存放在initramfs中的，它必须是"/init"。这个程序负责prepare_namespace()所做的所有工作。为了保持向后兼容，在现在的内核中，/init程序只有是来自cpio归档的情况才会被运行。如果不是来自cpio归档，init/main.c:kernel_init()将运行prepare_namespace()来挂载最终的根文件系统，并运行一个预先定义的init程序（或者是用户通过init=指定的，或者是/sbin/init，/etc/init，/bin/init）。
initramfs是从2.5 kernel开始引入的一种新的实现机制。顾名思义，initramfs只是一种RAM filesystem而不是disk。initramfs实际是一个包含在内核映像内部的cpio归档，启动所需的用户程序和驱动模块被归档成一个文件。因此，不需要cache，也不需要文件系统。 编译2.6版本的linux内核时，编译系统总会创建initramfs，然后通过连接脚本arch\x86\kernel\vmlinux.lds.S把它与编译好的内核连接成一个文件，它被链接到地址__initramfs_start~__initramfs_end处。内核源代码树中的usr目录就是专门用于构建内核中的initramfs的。缺省情况下，initramfs是空的，X86架构下的文件大小是134个字节。实际上它的含义就是：在内核镜像中附加一个cpio包，这个cpio包中包含了一个小型的文件系统，当内核启动时，内核将这个cpio包解开，并且将其中包含的文件系统释放到rootfs中，内核中的一部分初始化代码会放到这个文件系统中，作为用户层进程来执行。这样带来的明显的好处是精简了内核的初始化代码，而且使得内核的初始化过程更容易定制。
注意initramfs和initrd都可以是cpio包，可以压缩也可以不压缩。但initramfs是包含在内核映像中的，作为内核的一部分存在，因此它不会由bootloader（如grub）单独地加载，而initrd是另外单独编译生成的，是一个独立的文件,会由bootloader单独加载到RAM中内核空间以外的地址处。目前initramfs只支持cpio包格式，它会被populate_rootfs--->unpack_to_rootfs(&__initramfs_start, &__initramfs_end - &__initramfs_start, 0)函数解压、解析并拷贝到根目录。initramfs被解析处理后原始的cpio包(压缩或非压缩)所占的空间(&__initramfs_start - &__initramfs_end)是作为系统的一部分直接保留在系统中，不会被释放掉。而对于initrd镜像文件，如果没有在命令行中设置"keepinitd"命令，那么initrd镜像文件被处理后其原始文件所占的空间(initrd_end - initrd_start)将被释放掉。
下面看kernel_init的代码： kernel_init会先调用do_basic_setup，这是一个很关键的函数。在此之前CPU子系统运行起来了，内存管理和进程管理也启动了，到do_basic_setup才开始做真正实际的工作。所有直接编译在kernel中的模块都是由它启动的。代码如下：
static void __init do_basic_setup(void)
{
init_workqueues();
cpuset_init_smp();
usermodehelper_init();
init_tmpfs();
driver_init();
init_irq_proc();
do_ctors();
do_initcalls();
}
do_initcalls()用来启动所有在__initcall_start和__initcall_end段之间的函数，而静态编译进内核的模块会将其初始化函数放置在这段区间里。其中与rootfs相关的初始化函数都会由rootfs_initcall()所引用。在init/initramfs.c中就有rootfs_initcall(populate_rootfs)的引用，这是用来初始化rootfs的，因此do_initcall()最终会调用到populate_rootfs()。需要特别指出的是initramfs.c模块的入口函数populate_rootfs()是否执行取决于Kernel的编译选项，参考init/Makefile，内核编译时必须配置CONFIG_BLK_DEV_INITRD选项才会执行这个函数。代码如下：
（2）if(initrd_start)判断是否加载了initrd。无论哪种格式的initrd，都会被boot loader加载到地址initrd_start处。当然，如果是initramfs的情况下，该值肯定为空了。
（3）第二个unpack_to_rootfs()把cpio-initrd镜像释放到rootfs，以此作为initramfs。这其中有/init脚本程序。
（4）如果不是cpio-initrd,则认为是一个image-initrd，将其内容保存到/initrd.image中。image-initrd由prepare_namespace()函数来处理。传统的image-initrd中使用/linuxrc脚本程序进行初始化。
回到kernel_init，接下来的工作是打开控制台设备/dev/console并设为标准输入，有了这个设备，启动信息才能显示到终端上。后续的两个sys_dup(0)是复制标准输入为标准输出和标准错误输出。然后，如果rootfs中存在init文件（用户通过rdinit=指定，或者默认的/init，保存在ramdisk_execute_command中），说明是加载了initramfs（包括cpio-initrd的情形），直接跳过prepare_namespace()，转向init_post()，它会调用run_init_process(ramdisk_execute_command)运行这个/init文件，替换当前进程，这样内核的工作全部结束，后续的初始化和挂载真正根文件系统的工作都交给/init程序。读者可能会问如果加载了cpio-initrd, 那么真实文件系统中的init进程不是没有机会运行了吗？确实，如果加载了cpio-initrd，那么内核就不负责执行用户空间的init进程了，而是将这个执行任务交给了cpio-initrd的init进程。
如果rootfs中没有init文件，说明是image-initrd的情形，就会转入到prepare_namespace()，这个函数加载image-initrd，并运行它的/linuxrc文件。prepare_namespace()的代码如下：
（1）对于将根文件系统存放到USB或者SCSI设备上的情况，Kernel需要等待这些耗费时间比较久的设备驱动加载完毕，所以这里存在一个Delay。
（2）wait_for_device_probe()，从字面的意思来看，这里也是来等待根文件系统所在的设备探测函数的完成。
（3）用户通过“root=”指定的根设备名会被保存在saved_root_name中，如果用户指定了以mtd开始的字串做为它的根设备。就会直接调用mount_block_root()去挂载它并goto到out。这个文件是mtdblock的设备文件。否则将设备结点文件转换为ROOT_DEV即设备节点号。然后，转向initrd_load()，去加载image-initrd，执行其中的/linuxrc，挂载最终和根文件系统。
（4）initrd_load()会把/dev/ram0作为默认的根设备并把image-initrd加载到这里。如果用户通过root=指定了实际根设备（不是/dev/ram0），则说明image-initrd只是作为临时的文件系统而存在，转向handle_initrd()，对image-initrd进行具体的处理。它执行其中的/linuxrc，挂载最终的根文件系统。
（5）如果用户没有指定根设备（或指定为默认的/dev/ram0），说明直接把image-initrd作为最终的真实文件系统（在无盘工作站和很多嵌入式Linux系统中，initrd通常作为永久的根文件系统而存在），prepare_namespace()会设置好ROOT_DEV为/dev/ram0，并调用mount_root()挂载这个image-initrd，作为最终的文件系统而存在。
（6）挂载完真正的根文件系统后，goto到out，将挂载点从当前目录移到"/"，并把"/"作为系统的根目录，至此虚拟文件系统切换到了实际的根文件系统。
initrd_load()的代码如下：
（1）mount_initrd表示是否使用了image-initrd。可以通过kernel的参数“noinitrd“来配置mount_initrd的值，默认为1。很少看到有项目区配置该值，所以一般情况下，mount_initrd的值应该为1。
（2）创建一个Root_RAM0的设备节点/dev/ram，调用rd_load_image将image-initrd的数据加载到/dev/ram0。rd_load_image会打开/dev/ram0，先是用identify_ramdisk_image()识别image-initrd的文件系统类型，确定是romfs、squashfs、minix，还是ext2。然后用crd_load()为image-initrd分配空间、计算循环冗余校验码（CRC）、解压，并将其加载到内存中。
（3）判断ROOT_DEV!=Root_RAM0的含义是，如果你在grub或者lilo里配置的root=不指定为/dev/ram0，则转向handle_initrd()，由它来挂载实际的文件系统。例如我电脑上的Fedora启动指定root=/dev/mapper/VolGroup-lv_root，肯定就不是Root_RAM0了。如果没有指定根设备（或指定为默认的/dev/ram0），则会跳过handle_initrd()，直接返回到prepare_namespace()。
下面是handle_initrd()的代码：
（1）real_root_dev为一个全局变量，用来保存放用户指定的根设备号。
（2）调用mount_block_root将initrd挂载到rootfs的/root下，设备节点为/dev/root.old。提取rootfs的根目录描述符并将其保存到root_fd。它的作用就是为了在进入到initrd文件系统并处理完initrd之后，还能够返回rootfs。
（3）进入到/root中的initrd文件系统，调用kernel_thread(do_linuxrc, "/linuxrc", SIGCHLD)启动一个内核线程来运行/linuxrc文件，等待它完成的后续的初始化工作。
（4）把initrd文件系统移动到rootfs的/old下。然后通过root_fd重新进入到rootfs，如果real_root_dev在linuxrc中重新设成Root_RAM0，说明直接把image-initrd直接作为真正的根文件系统，initrd_load()返回1，而后prepare_namespace()直接goto到out，改变当前目录到initrd中，不作后续处理直接返回。
（5）如果使用用户指定的根设备，则调用mount_root将真正的文件系统挂载到VFS的/root目录下。通过调用链mount_root()--->mount_block_root()--->do_mount_root()--->sys_mount(name,"/root")可知，指定的根设备用设备节点/dev/root表示，挂载点为VFS的/root，并将当前目录切换到了这个挂载点下。
（6）如果真实文件系统中有/initrd目录，那么会把/old中的initrd移动到真实文件系统的/initrd下。如果没有/initrd目录，则用sys_umount()卸载initrd，并释放它的内存。
prepare_namspace执行完后，真正的文件系统就挂载成功。转入init_post()，它用来运行用户空间的第一个进程，即众所周知的init进程。代码如下：
注意run_init_process在调用相应程序运行的时候，用的是kernel_execve。也就是说调用进程会替换当前进程。只要上述任意一个文件调用成功，就不会返回到这个函数。如果上面几个文件都无法执行。打印出没有找到init文件的错误。运行用户空间中的init进程可能是以下几种情况：
（1）noinitrd方式，则直接运行用户空间中的/sbin/init（或/etc/init,/bin/init），作为第一个用户进程。
（2）传统的image-initrd方式。运行的第一个程序是/linuxrc脚本，由它来启动用户空间中的init进程。
（3）cpio-initrd和initramfs方式。运行的第一个程序是/init脚本，由它来启动用户空间中的init进程。
我电脑上Fedora的/boot目录下有initramfs-2.6.35.10-74.fc14.i686.img，它就是启动Fedora时指定的cpio-initrd（经过了压缩，可以用file命令查看其文件类型）。先加上.gz后缀，用gunzip解压，然后用cpio -i --make-directories < initramfs-2.6.35.10-74.fc14.i686.img命令导出它的文件。我们可以看到根目录下有/init脚本，./bin目录中有一组很少但却非常必要的应用程序，包括dash（一个脚本解释器，比bash体积小速度快，兼容性高，以前的initrd用的是nash）、plymouth、sed等。./sbin下有dmraid、kpartx、loginit脚本、lvm（逻辑卷管理器）、modprobe、switch_root、udevd等核心程序。
/init设置$PATH环境变量，挂载procfs和sysfs、启动udev（动态设备管理进程，通过监视sysfs按照规则动态创建/dev目录中的设备，已经逐渐取代了hotplug和coldplug）、挂载真正的根文件系统、用switch_root切换到根分区并运行/sbin/init。
下面给出内核映像完整的启动过程：
注意kernel_evecve调用的是与具体体系平台相关的实现，但它是一个通用的系统调用，在linux/syscalls.h中声明，这个头文件中声明了与体系结构无关的所有系统调用接口。只不过kernel_evecve在实现时是与体系结构相关的，每种体系结构都要提供它的实现。从以上分析可以看出，如果使用新的cpio-initrd（或initramfs），kernel_init只负责内核初始化（包括加载内核模块、创建基于内存的rootfs以及加载cpio-initrd）。后续根文件系统的挂载、init进程的启动工作都交给cpio-initrd来完成。cpio-initrd相对于image-initrd承担了更多的初始化责任，这种变化也可以看作是内核代码的用户层化的一种体现，实际上精简内核代码，将部分功能移植到用户层必然是linux内核发展的一个趋势。如果是使用传统的image-initrd的话，根文件系统的挂载也会放在kernel_init()中，其中prepare_namespace完成挂载根文件系统，init_post()完成运行/sbin/init，显然这样内核的代码不够精简。
5、init进程
init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，它的进程号为1。init进程是所有进程的发起者和控制者，它有两个作用:
（1）扮演终结父进程的角色：所有的孤儿进程都会被init进程接管。
（2）系统初始化工作：如设置键盘、字体，装载模块，设置网络等。
在完成系统初始化工作之后，init进程将在控制台上运行getty（登录程序）等任务，我们熟悉的登录界面就出现了！
init程序的运行流程需要分专门的一节来讨论，因为它有不同的实现方式。传统的实现是基于UNIX System V init进程的,程序包为sysvinit（以前的RedHat/Fedora用的就是这个）。目前已经有多种sysvinit的替代产品了，这其中包括initng，它已经可以用于Debian了，并且在Ubuntu上也能工作。在同一位置上，Solaris使用SMF(Service Management Facility)，而Mac OS则使用 launchd。现在广泛使用的是upstart init初始化进程，目前在Ubuntu和Fedora，还有其他系统中已经取代了sysvinit。
传统的Sysvinit daemon是一个基于运行级别的初始化程序，它使用了运行级别（如单用户、多用户等）并通过从/etc/rcX.d目录到/etc/init.d目录的初始化脚本的链接来启动与终止系统服务。Sysvinit无法很好地处理现代硬件，如热插拔设备、USB硬盘、网络文件系统等。upstart系统则是事件驱动的，事件可能被硬件改动触发，也可被启动或关机或任务所触发，或者也可能被系统上的任何其他进程所触发。事件用于触发任务或服务，统称为作业。比如连接到一个USB驱动器可能导致udev服务发送一个block-device-added事件，这可能引起一个预定任务检查/etc/fstab和挂载驱动器(如果需要的话)。再如，一个Apache web服务器可能只有当网络和所需的文件系统都可用时才能启动。
Upstart作业在/etc/init目录及其子目录下被定义。upstart系统兼容sysvinit，它也会处理/etc/inittab和System V init脚本（如果有的话）。在诸如近来的Fedora版本的系统上，/etc/inittab可能只含有initdefault操作的id项。目前Ubuntu系统默认没有/etc/inittab，如果您想要指定一个默认运行级别的话，您可以创建一个。Upstart也使用initctl命令来支持与upstart init守护进程的交互。这时您可以启动或终止作业、列表作业、以及获取作业的状态、发出事件、重启init进程，等等。
总的来说，x86架构的Linux内核启动过程分为6大步，分别为：
（1）实模式的入口函数_start()：在header.S中，这里会进入众所周知的main函数，它拷贝bootloader的各个参数，执行基本硬件设置，解析命令行参数。
（2）保护模式的入口函数startup_32()：在compressed/header_32.S中，这里会解压bzImage内核映像，加载vmlinux内核文件。
（3）内核入口函数startup_32()：在kernel/header_32.S中，这就是所谓的进程0，它会进入体系结构无关的start_kernel()函数，即众所周知的Linux内核启动函数。start_kernel()会做大量的内核初始化操作，解析内核启动的命令行参数，并启动一个内核线程来完成内核模块初始化的过程，然后进入空闲循环。
（4）内核模块初始化的入口函数kernel_init()：在init/main.c中，这里会启动内核模块、创建基于内存的rootfs、加载initramfs文件或cpio-initrd，并启动一个内核线程来运行其中的/init脚本，完成真正根文件系统的挂载。
（5）根文件系统挂载脚本/init：这里会挂载根文件系统、运行/sbin/init，从而启动众所周知的进程1。
（6）init进程的系统初始化过程：执行相关脚本，以完成系统初始化，如设置键盘、字体，装载模块，设置网络等，最后运行登录程序，出现登录界面。
如果从体系结构无关的视角来看，start_kernel()可以看作时体系结构无关的Linux main函数，它是体系结构无关的代码的统一入口函数，这也是为什么文件会命名为init/main.c的原因。这个main.c粘合剂把各种体系结构的代码“粘合”到一个统一的入口处。
整个内核启动过程如下图：
图1 linux内核启动过程