涉及Linux的源码版本为linux-4.9.282。
计算机系统上电之后，CPU要执行指令，CPU是什么模式？指令放在哪？执行的指令是什么？
上电后CPU处于实模式，执行ROM中固化的指令，就是BIOS（Basic Input and Output System）
上电后CPU处于实模式，只有1M的寻址范围，所以映射的内存地址也只有1M的范围，在X86体系中，对于CPU上电实模式的地址空间映射如下：
可以看出，CPU将地址0xF0000~0xFFFFF这64K的地址映射给ROM使用，BIOS的代码就存放在ROM中，上电之后，进行复位操作，将 CS 设置为 0xFFFF，将 IP 设置为 0x0000，所以第一条指令就会指向 0xFFFF0，正是在 ROM 的范围内。在这里，有一个 JMP 命令会跳到 ROM 中做初始化工作的代码，于是，BIOS 开始进行初始化的工作。
BIOS中主要做两件事：
其中最主要的就是POST，POST主要是判断一些硬件接口读写是否正常，检查系统硬件是否存在并加载一个BootLoader，POST的主要任务如下：
BIOS工作在CPU和IO设备之间，因此他总是能知道计算机的所有硬件信息。如果任何的硬盘或IO设备发生变化，只需更新BIOS即可。BIOS被存储在RRPROM/FLASH内存中，**BIOS不能存储在硬盘或者其他设备中，因为BIOS是管理这些设备的。**BIOS使用汇编语言编写。
BIOS确认硬件没有问题之后，就要加载执行BootLoader了，BootLoader一般放在外部的存储介质中比如磁盘，也就是我们俗称的启动盘（OS也装在其中），BootLoader并不是一次就可以全部加载的，首先会去寻找加载MBR中的代码(Master Boot Record)，MBR是启动盘上的第一个扇区，大小512Bytes。
因为我们在给磁盘分区的时候，第一个扇区一般会保留一些初始化启动代码，这里的MBR就是磁盘分区的第一个扇区，最后以Magic Number 0XAA55结束（表示这是一个启动盘的MBR扇区），MBR中的分布如下：
当BIOS识别到合法的MBR之后，就会将MBR中的代码加载到内存中执行，**这部分代码是如何产生的？执行这部分代码有什么用？**下面就来探讨一下MBR中的启动代码，不过首先得了解一下GRUB。
GRUB是一个BootLoader，可以在系统中选择性的引导不同的OS，实际上就是加载引导不同的Kernel镜像，当Kernel挂载成功之后就将控制权交给Kernel。
**如何将启动程序安装到磁盘中？**Linux中有一个工具，叫 Grub2，全称 Grand Unified Bootloader Version 2。顾名思义，就是搞系统启动的。使用 grub2-install /dev/sda，可以将启动程序安装到相应的位置。
如果使用的是传统的grub，则安装的boot loader为stage1、stage1_5和stage2，如果使用的是grub2，则安装的是boot.img和core.img，这里介绍grub2
Grub2会先安装MBR中的代码，也就是boot.img，由boot.S编译而来，所以知道了MBR中的代码就是boot.S，而且可以由Grub2加载到MBR中！
当BIOS完成自己的任务之后，就会把boot.img从MBR中加载到内存中（0X7C00）执行，这里就解释了上面的问题：MBR中的代码是如何产生的？
还有一个问题：执行MBR中的代码有什么作用？ 也可以理解为boot.img有什么作用？
由于boot.img大小为MBR的大小，即512Bytes，做不了太多的事情，可以把boot.img理解为UBoot中的SPL，UBoot中的SPL是一个很小的loader代码，可以运行于SOC的内部SRAM中，它的主要功能就是加载执行真正的UBoot。
所以boot.img的使命就是加载GRUB的另一个镜像core.img
core.img 由 lzma_decompress.img、diskboot.img、kernel.img 和一系列的模块组成，功能比较丰富，能做很多事情，core.img的组成如示：
boot.img 先加载的是 core.img 的第一个扇区。如果从硬盘启动的话，这个扇区里面是 diskboot.img，对应的代码是 diskboot.S。
boot.img 将控制权交给 diskboot.img 后，diskboot.img 的任务就是将 core.img 的其他部分加载进来，先是解压缩程序 lzma_decompress.img（这里的GURB Kernel镜像是压缩过的，所以要先加载解压缩程序），再往下是 kernel.img，最后是各个模块 module 对应的映像。这里需要注意，它不是 Linux 的内核，而是 GRUB 的内核。
lzma_decompress.img 对应的代码是 startup_raw.S，lzma_decompress.img中干的事很重要！！！在此之前，CPU还是实模式，只有1M的寻址范围，后期的程序是不可能跑在这1M的空间中，所以在lzma_decompress.img中会首先调用real_to_prot，将CPU从实模式切换到保护模式，以获得更大的寻址空间方便加载后续的程序！！！
关于CPU从实模式到保护模式的切换，要干很多事情，不仅仅是寻址范围的扩大，还涉及到很多权限相关的问题，这里简单罗列一下切换到保护模式做的事情：
这样一来，CPU就切换到了保护模式，有了足够的寻址范围来执行接下来的程序， startup_raw.S会对kernel.img进行解压，然后去运行kernel.img中的代码，注意这里的kernel.img指的是GURB的kernel，并不是操作系统的Kernel，因为我们需要运行GURB来引导加载操作系统的Kernel。
kernel.img 对应的代码是 startup.S 以及一堆 c 文件，在 startup.S 中会调用 grub_main，这是 GRUB kernel 的主函数，GURB中会解析grub.conf配置文件，了解到系统中所存在的操作系统，然后通过可视化界面，通过用户反馈选中需要加载的操作系统，装载指定的内核文件，并传递内核启动参数。
从grub_main函数开始分析，grub_load_config()会解析grub.conf配置文件，在这里获取到可加载的Kernel信息。后面调用 grub_command_execute (“normal”, 0, 0)，最终会调用 grub_normal_execute() 函数。在这个函数里面，grub_show_menu() 会显示出让你选择的那个操作系统的列表，用户选中之后，就会调用grub_menu_execute_entry() ，开始解析并加载用户选择的那一项操作系统。
比如GRUB中的linux16命令，就是装载指定的Kernel并传递启动参数的，于是 grub_cmd_linux() 函数会被调用，它会首先读取 Linux 内核镜像头部的一些数据结构，放到内存中的数据结构来，进行检查。如果检查通过，则会读取整个 Linux 内核镜像到内存。如果配置文件里面还有 initrd 命令，用于为即将启动的内核传递 init ramdisk 路径。于是 grub_cmd_initrd() 函数会被调用，将 initramfs 加载到内存中来。当这些事情做完之后，grub_command_execute (“boot”, 0, 0) 才开始真正地启动内核。
关于GRUB中的linux16命令，如下：
Grub2的学习可以参考：grub2详解(翻译和整理官方手册) - 骏马金龙 - 博客园 (cnblogs.com)
到目前为止，内核已经被加载到内存并且掌握了控制权，且收到了boot loader最后传递的内核启动参数，包括init ramdisk镜像的路径，但是所有的内核镜像都是以bzImage方式压缩过的，所以需要对内核镜像进行解压！
内核引导协议要求bootloader最后将内核镜像读取到内存中，**内核镜像是以bzImage格式被压缩。bootloader读取内核镜像到内存后，会调用内核镜像中的startup_32()函数对内核解压，也就是说，内核是自解压的。**解压之后，内核被释放，开始调用另一个startup_32()函数(同名)，startup32函数初始化内核启动环境，然后跳转到start_kernel()函数，内核就开始真正启动了，PID=0的0号进程也开始了……
解压释放Kernel之后，将创建pid为0的idle进程，该进程非常重要，后续内核所有的进程都是通过fork它创建的，且很多cpu降温工具就是强制执行idle进程来实现的。然后创建pid=1和pid=2的内核进程。pid=1的进程也就是init进程，pid=2的进程是kthread内核线程，它的作用是在真正调用init程序之前完成内核环境初始化和设置工作，例如根据grub传递的内核启动参数找到init ramdisk并加载。
已经创建的pid=1的init进程和pid=2的kthread进程，但注意，它们都是内核线程，全称是kernel_init和kernel_kthread，而真正能被ps捕获到的pid=1的init进程是由kernel_init调用init程序后形成的。
内核的启动从入口函数 start_kernel() 开始，位于内核源码的 init/main.c 文件中，start_kernel 相当于内核的 main 函数！
我简单画了一个框架，便于理解：
asmlinkage __visible void __init start_kernel(void)
{
char *command_line;
char *after_dashes;
set_task_stack_end_magic(&init_task); //初始化0号进程
smp_setup_processor_id();
debug_objects_early_init();
/*
* Set up the the initial canary ASAP:
*/
boot_init_stack_canary();
cgroup_init_early();
local_irq_disable();
early_boot_irqs_disabled = true;
/*
* Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
* enable them
*/
boot_cpu_init();
page_address_init();
pr_notice("%s", linux_banner);
setup_arch(&command_line); //架构相关的初始化
mm_init_cpumask(&init_mm);
setup_command_line(command_line);
setup_nr_cpu_ids();
setup_per_cpu_areas();
smp_prepare_boot_cpu(); /* arch-specific boot-cpu hooks */
boot_cpu_hotplug_init();
/* ...... */
/*
* These use large bootmem allocations and must precede
* kmem_cache_init()
*/
setup_log_buf(0);
pidhash_init();
vfs_caches_init_early();
sort_main_extable();
trap_init(); //设置中断门 处理各种中断 具体的实现和架构相关
mm_init(); //初始化内存管理模块，初始化buddy allocator、slab
/*
* Set up the scheduler prior starting any interrupts (such as the
* timer interrupt). Full topology setup happens at smp_init()
* time - but meanwhile we still have a functioning scheduler.
*/
sched_init(); //初始化调度模块
/* ...... */
kmem_cache_init_late(); //完成slab初始化的最后一步工作
/* ...... */
thread_stack_cache_init();
cred_init();
fork_init(); //设置进程管理器，为task_struct创建slab缓存
proc_caches_init();
buffer_init(); //设置buffer缓存，为buffer_head创建slab缓存
key_init();
security_init();
dbg_late_init();
vfs_caches_init(); //设置VFS子系统，为VFS data structs创建slab缓存
signals_init(); //POSIX信号机制初始化
/* rootfs populating might need page-writeback */
page_writeback_init();
proc_root_init();
nsfs_init();
cpuset_init();
cgroup_init();
taskstats_init_early();
delayacct_init();
check_bugs();
acpi_subsystem_init();
sfi_init_late();
if (efi_enabled(EFI_RUNTIME_SERVICES)) {
efi_late_init();
efi_free_boot_services();
}
ftrace_init();
/* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */
rest_init();
prevent_tail_call_optimization();
}
start_kernel()的一些重点工作如下：
set_task_stack_end_magic(&init_task);中的init_task是系统创建的第一个进程，称为0号进程，是唯一一个没有通过fork()或者kernel_thread产生的进程，其初始化如下：
/* init_task.c@init */
struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task);
EXPORT_SYMBOL(init_task);
/* init_task.h@include/linux */
/*
* INIT_TASK is used to set up the first task table, touch at
* your own risk!. Base=0, limit=0x1fffff (=2MB)
*/
#define INIT_TASK(tsk) \
{ \
INIT_TASK_TI(tsk) \
.state = 0, \
.stack = init_stack, \
.usage = ATOMIC_INIT(2), \
.flags = PF_KTHREAD, \
/* ...... */
}
setup_arch(&command_line);中实现了体系相关的初始化。这里展示一下arm64架构下的代码：
void __init setup_arch(char **cmdline_p)
{
pr_info("Boot CPU: AArch64 Processor [%08x]\n", read_cpuid_id());
sprintf(init_utsname()->machine, UTS_MACHINE);
init_mm.start_code = (unsigned long) _text;
init_mm.end_code = (unsigned long) _etext;
init_mm.end_data = (unsigned long) _edata;
init_mm.brk = (unsigned long) _end;
*cmdline_p = boot_command_line;
early_fixmap_init();
early_ioremap_init();
setup_machine_fdt(__fdt_pointer);
parse_early_param();
/*
* Unmask asynchronous aborts after bringing up possible earlycon.
* (Report possible System Errors once we can report this occurred)
*/
local_async_enable();
/*
* TTBR0 is only used for the identity mapping at this stage. Make it
* point to zero page to avoid speculatively fetching new entries.
*/
cpu_uninstall_idmap();
xen_early_init();
efi_init();
arm64_memblock_init(); //暂时使用memblock allocator作为内存分配器，buddy allocator准备完毕后舍弃
/*
* paging_init() sets up the page tables, initialises the zone memory
* maps and sets up the zero page.
*/
paging_init(); //设置页表
acpi_table_upgrade();
/* Parse the ACPI tables for possible boot-time configuration */
acpi_boot_table_init();
if (acpi_disabled)
unflatten_device_tree();
bootmem_init();
kasan_init();
request_standard_resources();
early_ioremap_reset();
if (acpi_disabled)
psci_dt_init();
else
psci_acpi_init();
cpu_read_bootcpu_ops();
smp_init_cpus();
smp_build_mpidr_hash();
#ifdef CONFIG_VT
#if defined(CONFIG_VGA_CONSOLE)
conswitchp = &vga_con;
#elif defined(CONFIG_DUMMY_CONSOLE)
conswitchp = &dummy_con;
#endif
#endif
if (boot_args[1] || boot_args[2] || boot_args[3]) {
pr_err("WARNING: x1-x3 nonzero in violation of boot protocol:\n"
"\tx1: %016llx\n\tx2: %016llx\n\tx3: %016llx\n"
"This indicates a broken bootloader or old kernel\n",
boot_args[1], boot_args[2], boot_args[3]);
}
}
在setup_arch()中主要做的事有：
trap_init()里面设置了很多中断门，用来处理各种中断服务，这个函数的实现是体系相关的，下面是X86架构的trap_init()实现：
其中系统调用的中断门是set_system_intr_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_compat);
mm_init()初始化内存管理模块，包括了：
/*
* Set up kernel memory allocators
*/
static void __init mm_init(void)
{
/*
* page_ext requires contiguous pages,
* bigger than MAX_ORDER unless SPARSEMEM.
*/
page_ext_init_flatmem();
mem_init();
kmem_cache_init();
percpu_init_late();
pgtable_init();
vmalloc_init();
ioremap_huge_init();
kaiser_init();
}
sched_init()用来初始化调度模块，主要是初始化调度相关的数据结构。
fork_init()设置进程管理器，为task_struct创建slab缓存
vfs_caches_init()设置VFS子系统，为VFS data structs创建slab缓存。
vfs_caches_init() 会用来初始化基于内存的文件系统 rootfs。在这个函数里面，会调用 mnt_init()->init_rootfs()。这里面有一行代码：register_filesystem(&rootfs_fs_type)在 VFS 虚拟文件系统里面注册了一种类型，我们定义为 struct file_system_type rootfs_fs_type。文件系统是我们的项目资料库，为了兼容各种各样的文件系统，我们需要将文件的相关数据结构和操作抽象出来，形成一个抽象层对上提供统一的接口，这个抽象层就是 VFS（Virtual File System），虚拟文件系统。
在rest_init()中，主要的工作有以下两点：
static noinline void __ref rest_init(void)
{
int pid;
rcu_scheduler_starting();
/*
* We need to spawn init first so that it obtains pid 1, however
* the init task will end up wanting to create kthreads, which, if
* we schedule it before we create kthreadd, will OOPS.
*/
kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS); //创建系统1号进程
numa_default_policy();
pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES); //创建系统2号进程
rcu_read_lock();
kthreadd_task = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns);
rcu_read_unlock();
complete(&kthreadd_done);
/*
* The boot idle thread must execute schedule()
* at least once to get things moving:
*/
init_idle_bootup_task(current);
schedule_preempt_disabled();
/* Call into cpu_idle with preempt disabled */
cpu_startup_entry(CPUHP_ONLINE);
}
这里用到kernel_thread()，kernel_thread()就是创建一个内核线程并返回pid，看一下kernel_thread()的源码：
/*
* Create a kernel thread.
*/
pid_t kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags)
{
return _do_fork(flags|CLONE_VM|CLONE_UNTRACED, (unsigned long)fn,
(unsigned long)arg, NULL, NULL, 0);
}
这一块要明确两个问题：
首先关注一下kernel_init()的源码：
static int __ref kernel_init(void *unused)
{
int ret;
kernel_init_freeable();
/* need to finish all async __init code before freeing the memory */
async_synchronize_full();
free_initmem();
mark_readonly();
system_state = SYSTEM_RUNNING;
numa_default_policy();
rcu_end_inkernel_boot();
if (ramdisk_execute_command) {
ret = run_init_process(ramdisk_execute_command);
if (!ret)
return 0;
pr_err("Failed to execute %s (error %d)\n",
ramdisk_execute_command, ret);
}
/*
* We try each of these until one succeeds.
*
* The Bourne shell can be used instead of init if we are
* trying to recover a really broken machine.
*/
if (execute_command) {
ret = run_init_process(execute_command); //执行init进程的代码，并从内核态返回至用户态
if (!ret)
return 0;
panic("Requested init %s failed (error %d).",
execute_command, ret);
}
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"))
return 0;
panic("No working init found. Try passing init= option to kernel. "
"See Linux Documentation/init.txt for guidance.");
}
在kernel_init_freeable()中会有操作：ramdisk_execute_command = "/init";，kernel_init()中对应的部分如下：
/*
* We try each of these until one succeeds.
*
* The Bourne shell can be used instead of init if we are
* trying to recover a really broken machine.
*/
if (execute_command) {
ret = run_init_process(execute_command);
if (!ret)
return 0;
panic("Requested init %s failed (error %d).",
execute_command, ret);
}
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"))
return 0;
可以看到kernel_init中是要去运行init进程的，init进程的代码都以可执行ELF文件的形式存在的，kernel_init通过调用run_init_process()和try_to_run_init_process()接口来执行对应的可执行文件，两种原理都是一样的，都是通过do_execve()系统调用来实现，可以对比以下两个接口的源码：
static int run_init_process(const char *init_filename)
{
argv_init[0] = init_filename;
return do_execve(getname_kernel(init_filename),
(const char __user *const __user *)argv_init,
(const char __user *const __user *)envp_init);
}
static int try_to_run_init_process(const char *init_filename)
{
int ret;
ret = run_init_process(init_filename);
if (ret && ret != -ENOENT) {
pr_err("Starting init: %s exists but couldn't execute it (error %d)\n",
init_filename, ret);
}
return ret;
}
了解execve系统调用的同学肯定知道其中的原理，这里就不作过多说明了，kernel_init就是这样来实现init进程的功能，利用了1号进程的环境，跑的是init进程的代码，即尝试运行 ramdisk 的“/init”，或者普通文件系统上的“/sbin/init”、“/etc/init”、“/bin/init”、“/bin/sh”。不同版本的 Linux 会选择不同的文件启动，只要有一个起来了就可以。
在这之后，就称1号进程为init进程啦！
还有一个问题，那就是1号进程是由start_kernel()中静态创建的0号进程所创建的，隶属于内核态，现在只是跑了init进程的代码，而init进程是运行在用户态中的，所以还需要让init进程从内核态切换到用户态。
要注意： 一开始到用户态的是 ramdisk 的 init进程，后来会启动真正根文件系统上的 init，成为所有用户态进程的祖先。
这就得跟踪一下run_init_process()接口的实现了，直接上源码：
static int run_init_process(const char *init_filename)
{
argv_init[0] = init_filename;
return do_execve(getname_kernel(init_filename),
(const char __user *const __user *)argv_init,
(const char __user *const __user *)envp_init);
}
里面是调用do_execve实现的，再跟踪源码：
int do_execve(struct filename *filename,
const char __user *const __user *__argv,
const char __user *const __user *__envp)
{
struct user_arg_ptr argv = { .ptr.native = __argv };
struct user_arg_ptr envp = { .ptr.native = __envp };
return do_execveat_common(AT_FDCWD, filename, argv, envp, 0);
}
里面还是调用do_execveat_common()接口，继续跟踪源码：
/*
* sys_execve() executes a new program.
*/
static int do_execveat_common(int fd, struct filename *filename,
struct user_arg_ptr argv,
struct user_arg_ptr envp,
int flags)
{
......
struct linux_binprm *bprm;
......
retval = exec_binprm(bprm);
......
}
重点是里面的exec_binprm()，继续跟源码：
static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm)
{
pid_t old_pid, old_vpid;
int ret;
/* Need to fetch pid before load_binary changes it */
old_pid = current->pid;
rcu_read_lock();
old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent));
rcu_read_unlock();
ret = search_binary_handler(bprm);
if (ret >= 0) {
audit_bprm(bprm);
trace_sched_process_exec(current, old_pid, bprm);
ptrace_event(PTRACE_EVENT_EXEC, old_vpid);
proc_exec_connector(current);
}
return ret;
}
重点是里面的search_binary_handler()接口，源码如下：
int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
{
......
struct linux_binfmt *fmt;
......
retval = fmt->load_binary(bprm);
......
}
EXPORT_SYMBOL(search_binary_handler);
重点是fmt->load_binary(bprm);接口的实现，关于struct linux_binfmt *fmt;，简单介绍一下：
/*
* This structure defines the functions that are used to load the binary formats that
* linux accepts.
*/
struct linux_binfmt {
struct list_head lh;
struct module *module;
int (*load_binary)(struct linux_binprm *);
int (*load_shlib)(struct file *);
int (*core_dump)(struct coredump_params *cprm);
unsigned long min_coredump; /* minimal dump size */
};
Linux中常用的可执行文件的格式是ELF，所以我们去看一下ELF文件的struct linux_binfmt是如何定义的：
/* binfmt_elf.c@fs */
static struct linux_binfmt elf_format = {
.module = THIS_MODULE,
.load_binary = load_elf_binary,
.load_shlib = load_elf_library,
.core_dump = elf_core_dump,
.min_coredump = ELF_EXEC_PAGESIZE,
};
所以上面的fmt->load_binary(bprm)操作调用的就是load_elf_binary接口，跟踪源码：
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
unsigned long elf_entry;
struct pt_regs *regs = current_pt_regs();
......
start_thread(regs, elf_entry, bprm->p);
......
}
这里的start_thread()实现是架构相关的，可以根据X86架构的32位处理器代码来学习一下：
void
start_thread(struct pt_regs *regs, unsigned long new_ip, unsigned long new_sp)
{
set_user_gs(regs, 0);
regs->fs = 0;
regs->ds = __USER_DS;
regs->es = __USER_DS;
regs->ss = __USER_DS;
regs->cs = __USER_CS;
regs->ip = new_ip;
regs->sp = new_sp;
regs->flags = X86_EFLAGS_IF;
force_iret();
}
其中的struct pt_regs成员如下：
struct pt_regs {
/*
* C ABI says these regs are callee-preserved. They aren't saved on kernel entry
* unless syscall needs a complete, fully filled "struct pt_regs".
*/
unsigned long r15;
unsigned long r14;
unsigned long r13;
unsigned long r12;
unsigned long bp;
unsigned long bx;
/* These regs are callee-clobbered. Always saved on kernel entry. */
unsigned long r11;
unsigned long r10;
unsigned long r9;
unsigned long r8;
unsigned long ax;
unsigned long cx;
unsigned long dx;
unsigned long si;
unsigned long di;
/*
* On syscall entry, this is syscall#. On CPU exception, this is error code.
* On hw interrupt, it's IRQ number:
*/
unsigned long orig_ax;
/* Return frame for iretq */
unsigned long ip;
unsigned long cs;
unsigned long flags;
unsigned long sp;
unsigned long ss;
/* top of stack page */
};
struct pt_regs就是在系统调用的时候，内核中用于保存用户态上下文环境的(保存用户态的寄存器)，以便结束后根据保存寄存器的值恢复用户态。
为什么start_thread()中要设置这些寄存器的值呢？因为这里需要由内核态切换至用户态，使用系统调用的逻辑来完成用户态的切换，可以参考下图，整个逻辑需要先保存用户态的运行上下文，也就是保存寄存器，然后执行内核态逻辑，最后恢复寄存器，从系统调用返回到用户态。这里由于init进程是由0号进程创建的1号进程kernel_init演变而来的，所以一开始就在内核态，无法自动保存用户态运行上下文的寄存器，所以手动保存一下，然后就可以顺着这套逻辑切换至用户态了。
这里很容易有一个疑惑，按照上面这个流程图，用户态与内核态的切换是由系统调用发起的，这里并没有实际使用系统调用，那如何用系统调用的逻辑使init进程切换回用户态？？？
这里我们直接手动强制返回系统调用，通过force_iret();实现，看一下源码：
/*
* Force syscall return via IRET by making it look as if there was
* some work pending. IRET is our most capable (but slowest) syscall
* return path, which is able to restore modified SS, CS and certain
* EFLAGS values that other (fast) syscall return instructions
* are not able to restore properly.
*/
#define force_iret() set_thread_flag(TIF_NOTIFY_RESUME)
#define TIF_NOTIFY_RESUME 1 /* callback before returning to user */
所以，返回用户态的时候，**CS 和指令指针寄存器 IP 恢复了，指向用户态下一个要执行的语句。DS 和函数栈指针 SP 也被恢复了，指向用户态函数栈的栈顶。所以，下一条指令，就从用户态开始运行了。**即成功实现init进程从内核态到用户态的切换。
一开始到用户态的是 ramdisk 的 init进程，后来会启动真正根文件系统上的 init，成为所有用户态进程的祖先。
从上面kernel_init到init进程的演变，可以知道，init进程首选的就是/init可执行文件，也就是存在于ramdisk中的init进程，为什么刚开始要用ramdisk的init呢？
因为init进程是以可执行文件的形式存在的，文件存在的前提就是有文件系统，正常情况下文件系统又是基于硬件存储设备的，比如硬盘。所以Linux中访问文件是建立在访问硬盘的基础上的，即基于访问外设的基础，既然要访问外设，就要有驱动，而不同的硬盘驱动程序又各不相同，如果在启动阶段去访问基于硬盘的文件系统，就需要向内核提供各种硬盘的驱动程序，虽然可以直接将驱动程序放在内核中，但考虑到市面上数量众多的存储介质，如果把所有的驱动程序都考虑就去就会使得内核过于庞大！
为了解决这个痛点，可以先搞一个基于内存的文件系统，访问这个文件系统不需要存储介质的驱动程序，因为文件系统就抽象在内存中，也就是ramdisk，在这个启动阶段，ramdisk就是根文件系统。
那什么时候可以由基于内存的根文件系统ramdisk过渡到基于存储介质的实际的文件系统呢**？在ramdisk中的/init程序跑起来之后，/init 这个程序会先根据存储系统的类型加载驱动，有了存储介质的驱动就可以设置真正的根文件系统了。有了真正的根文件系统，ramdisk 上的 /init 会启动基于存储介质的文件系统上的 init程序。**
这个时候，真正的根文件系统准备就绪，ramdisk中的init程序会启动根文件系统上的init程序，接下来就是各种系统初始化，然后启动系统服务、启动控制台、显示用户登录页面。
这里！！！基于存储介质的根文件系统中的init程序，才是用户态所有进程的实际祖先！！！
kthreadd函数是系统的2号进程，也是系统的第三个进程，负责所有内核态线程的调度和管理，是内核态所有运行线程的祖先。
int kthreadd(void *unused)
{
struct task_struct *tsk = current;
/* Setup a clean context for our children to inherit. */
set_task_comm(tsk, "kthreadd");
ignore_signals(tsk);
set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpu_all_mask);
set_mems_allowed(node_states[N_MEMORY]);
current->flags |= PF_NOFREEZE;
cgroup_init_kthreadd();
for (;;) {
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
if (list_empty(&kthread_create_list))
schedule();
__set_current_state(TASK_RUNNING);
spin_lock(&kthread_create_lock);
while (!list_empty(&kthread_create_list)) {
struct kthread_create_info *create;
create = list_entry(kthread_create_list.next,
struct kthread_create_info, list);
list_del_init(&create->list);
spin_unlock(&kthread_create_lock);
create_kthread(create);
spin_lock(&kthread_create_lock);
}
spin_unlock(&kthread_create_lock);
}
return 0;
}