리눅스 커널 초기화 프로세스에 관한 챕터의 10번째 부분입니다. 이전 부분 RCU의 초기화를 봤고 acpi_early_init 함수 호출을 멈추었다. 이 부분은 커널 초기화 프로세스 장의 마지막 부분이고 끝내 봅시다.
init/main.c에서 acpi_early_init 함수를 호출 한 후 다음 코드를 볼 수 있습니다:
#ifdef CONFIG_X86_ESPFIX64
init_espfix_bsp();
#endif여기에서는 CONFIG_X86_ESPFIX64 커널 설정 옵션에 따른 init_espfix_bsp 함수의 호출을 볼 수 있습니다. 함수 이름에서 알 수 있듯이 스택과 관련이 있습니다. 이 함수는 arch/x86/kernel/espfix_64.c에 정의되어 있으며 16 비트 스택으로 복귀하는 동안 esp 레지스터의31:16 비트 손실을 방지합니다. 우선 espfix 페이지 상단 디렉토리를 init_espfix_bs의 커널 페이지 디렉토리에 설치합니다:
pgd_p = &init_level4_pgt[pgd_index(ESPFIX_BASE_ADDR)];
pgd_populate(&init_mm, pgd_p, (pud_t *)espfix_pud_page);ESPFIX_BASE_ADDR은 다음과 같습니다:
#define PGDIR_SHIFT 39
#define ESPFIX_PGD_ENTRY _AC(-2, UL)
#define ESPFIX_BASE_ADDR (ESPFIX_PGD_ENTRY << PGDIR_SHIFT)또한 Documentation/x86/x86_64/mm에서 찾을 수 있습니다:
... unused hole ...
ffffff0000000000 - ffffff7fffffffff (=39 bits) %esp fixup stacks
... unused hole ...
espfix pud로 페이지 글로벌 디렉토리를 채운 후 다음 단계는 init_espfix_random 및 init_espfix_ap 함수의 호출입니다. 첫 번째 함수는 espfix페이지에 대한 임의의 위치를 반환하고 두 번째 함수는 현재 CPU에 대해 espfix를 활성화합니다. init_espfix_bsp가 작업을 마치면 kernel/fork.c에 정의 된 thread_info_cache_init 함수의 호출을 볼 수 있습니다. THREAD_SIZE가 PAGE_SIZE보다 작은 경우 thread_info에 캐시를 할당합니다.
# if THREAD_SIZE >= PAGE_SIZE
...
...
...
void thread_info_cache_init(void)
{
thread_info_cache = kmem_cache_create("thread_info", THREAD_SIZE,
THREAD_SIZE, 0, NULL);
BUG_ON(thread_info_cache == NULL);
}
...
...
...
#endif우리가 이미 알고 있듯이 PAGE_SIZE는 (_AC (1, UL) << PAGE_SHIFT) 또는 4096 바이트이고 THREAD_SIZE는 x86_64의 경우 (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER) 또는 16384 바이트입니다 . thread_info_cache_init 이후의 다음 함수는 kernel/cred.c의 cred_init입니다. 이 함수는 자격 증명에 캐시를 할당합니다(uid,gid 등):
void __init cred_init(void)
{
cred_jar = kmem_cache_create("cred_jar", sizeof(struct cred),
0, SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC, NULL);
}자격 증명에 대한 자세한 내용은 Documentation/security/credentials.txt에서 확인할 수 있습니다. 다음 단계는 kernel/fork.c의 fork_init 기능입니다. fork_init 함수는 task_struct에 캐시를 할당합니다. fork_init의 구현을 살펴 보자. 우선 ARCH_MIN_TASKALIGN 매크로의 정의와 task_structs가 할당 될 슬래브 생성을 볼 수 있습니다:
#ifndef CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ALLOCATOR
#ifndef ARCH_MIN_TASKALIGN
#define ARCH_MIN_TASKALIGN L1_CACHE_BYTES
#endif
task_struct_cachep =
kmem_cache_create("task_struct", sizeof(struct task_struct),
ARCH_MIN_TASKALIGN, SLAB_PANIC | SLAB_NOTRACK, NULL);
#endif보시다시피이 코드는 CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ACLLOCATOR 커널 구성 옵션에 따라 다릅니다. 이 설정 옵션은 주어진 아키텍처에 대한 alloc_task_struct의 존재를 보여줍니다. x86_64에는 alloc_task_struct 기능이 없으므로이 코드는 작동하지 않으며 x86_64에서 컴파일되지 않습니다.
그런 다음 fork_init에서 arch_task_cache_init 함수의 호출을 볼 수 있습니다:
void arch_task_cache_init(void)
{
task_xstate_cachep =
kmem_cache_create("task_xstate", xstate_size,
__alignof__(union thread_xstate),
SLAB_PANIC | SLAB_NOTRACK, NULL);
setup_xstate_comp();
}arch_task_cache_init는 아키텍처 특정 캐시의 초기화를 수행합니다. 우리의 경우에는 x86_64이므로 arch_task_cache_init는 FPU 상태를 나타내는 task_xstate에 캐시를 할당하는 것을 알 수 있습니다. setup_xstate_comp 함수를 호출하여 xsave 영역에서 모든 확장 상태의 오프셋과 크기를 설정합니다. arch_task_cache_init 이후에 다음을 사용하여 기본 최대 스레드 수를 계산합니다:
set_max_threads(MAX_THREADS);여기서 기본 최대 스레드 수는 다음과 같습니다:
#define FUTEX_TID_MASK 0x3fffffff
#define MAX_THREADS FUTEX_TID_MASKfork_init 함수의 끝에서 signal 핸들러를 초기화합니다:
init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur = max_threads/2;
init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_max = max_threads/2;
init_task.signal->rlim[RLIMIT_SIGPENDING] =
init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC];우리가 알다시피 init_task는 task_struct 구조체의 인스턴스이므로 시그널 핸들러를 나타내는 signal 필드를 포함합니다. struct signal_struct 유형이 있습니다. 처음 두 줄에서 리소스 제한의 현재 및 최대 제한 설정을 볼 수 있습니다. 모든 프로세스에는 관련 리소스 제한이 있습니다. 이러한 제한은 현재 프로세스가 사용 할 수 있는 리소스 양을 지정합니다. 여기서 rlimit은 리소스 컨트롤 제한이며 다음과 같습니다:
struct rlimit {
__kernel_ulong_t rlim_cur;
__kernel_ulong_t rlim_max;
};include/uapi/linux/resource.h의 구조체. 우리의 경우 리소스는 사용자가 소유 할 수 있는 최대 프로세스 수인 RLIMIT_NPROC이고 대기중인 신호의 최대 수인RLIMIT_SIGPENDING입니다. 여기서 볼 수 있습니다:
cat /proc/self/limits
Limit Soft Limit Hard Limit Units
...
...
...
Max processes 63815 63815 processes
Max pending signals 63815 63815 signals
...
...
...fork_init이후의 다음 함수는 kernel/fork.c의 proc_caches_init입니다. 이 함수는 메모리 디스크립터 (또는mm_struct 구조체)에 캐시를 할당합니다. proc_caches_init의 시작 부분에서 우리는 kmem_cache_create를 호출하여 다른 SLAB 캐시의 할당을 볼 수 있습니다:
sighand_cachep- 설치된 신호 처리기에 대한 정보를 관리;signal_cachep- 프로세스 신호 디스크립터에 대한 정보 관리;files_cachep- 열린 파일에 대한 정보 관리;fs_cachep- 파일 시스템 정보 관리.
그런 다음 우리는 mm_struct 구조체를 위해 SLAB 캐시를 할당합니다:
mm_cachep = kmem_cache_create("mm_struct",
sizeof(struct mm_struct), ARCH_MIN_MMSTRUCT_ALIGN,
SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC|SLAB_NOTRACK, NULL);그런 다음 커널이 가상 메모리 공간을 관리하는 데 사용하는 중요한 vm_area_struct에 대해 SLAB 캐시를 할당합니다:
vm_area_cachep = KMEM_CACHE(vm_area_struct, SLAB_PANIC);여기서는 kmem_cache_create 대신 KMEM_CACHE 매크로를 사용합니다. 이 매크로는 include/linux/slab.h에 정의되어 있으며 kmem_cache_create 호출로 확장됩니다:
#define KMEM_CACHE(__struct, __flags) kmem_cache_create(#__struct,\
sizeof(struct __struct), __alignof__(struct __struct),\
(__flags), NULL)KMEM_CACHE는 kmem_cache_create와 하나의 차이점이 있습니다. __alignof__ 연산자를 살펴보십시오. KMEM_CACHE 매크로는 SLAB을 주어진 구조체의 크기에 맞추지만 kmem_cache_create는 주어진 값을 사용하여 공간을 정렬합니다. 그 후에 우리는 mmap_init와 nsproxy_cache_init 함수의 호출을 볼 수 있습니다. 첫 번째 함수는 가상 메모리 영역 SLAB을 초기화하고 두 번째 함수는 네임 스페이스에 대해 SLAB을 초기화합니다.
proc_caches_init 다음에 오는 함수는 buffer_init입니다. 이 함수는 fs/buffer.c 소스 코드 파일에 정의되어 있으며 buffer_head에 캐시를 할당합니다. buffer_head는 include/linux/buffer_head.h에 정의되어 있으며 버퍼 관리에 사용되는 특수 구조입니다. buffer_init 함수의 시작에서 우리는 이전 함수에서 했던 것처럼 kmem_cache_create 함수를 호출하여 struct buffer_head 구조체에 캐시를 할당합니다. 그리고 다음을 사용하여 메모리에서 버퍼의 최대 크기를 계산하세요:
nrpages = (nr_free_buffer_pages() * 10) / 100;
max_buffer_heads = nrpages * (PAGE_SIZE / sizeof(struct buffer_head));이는 ZONE_NORMAL의 10 %와 같습니다(x86_64의 4GB의 모든 RAM). buffer_init 다음에 오는 함수는 vfs_caches_init입니다. 이 함수는 다른 VFS 캐시에 대해 SLAB 캐시와 해시 테이블을 할당합니다. 우리는 이미 리눅스 커널의 초기화 과정 8 번째 부분에서 dcache(또는 디렉토리 캐시) 와 inode캐시를 초기화하는 vfs_caches_init_early 함수를 보았습니다. vfs_caches_init 함수는 dcache 및 inode 캐시, 개인 데이터 캐시, 마운트 포인트에 대한 해시 테이블 등을 초기에 초기화합니다. VFS에 대한 자세한 내용은 별도의 부분에서 설명합니다. 그 후에 우리는signals_init 함수를 볼 수 있습니다. 이 함수는 kernel/signal.c에 정의되어 있으며 실시간 신호의 대기열을 나타내는 sigqueue 구조체에 대한 캐시를 할당합니다. 다음 함수는 page_writeback_init입니다. 이 기능은 더티 페이지의 비율을 초기화합니다. 모든 하위 레벨 페이지 항목에는 메모리에 로드된 후 페이지가 기록되었는지 여부를 나타내는 더티 dirty 비트가 포함됩니다.
이 모든 준비가 끝나면 proc 파일 시스템의 루트를 만들어야합니다. fs/proc/root.c에서 proc_root_init 함수를 호출하면 됩니다. proc_root_init 함수의 시작에서 우리는 inode에 대한 캐시를 할당하고 다음과 같이 시스템에 새로운 파일 시스템을 등록합니다:
err = register_filesystem(&proc_fs_type);
if (err)
return;위에서 쓴 것처럼 VFS 및 다른 파일 시스템에 대한 자세한 내용은 다루지 않지만 VFS에 대해서는 이 장에서 볼 것입니다. 시스템에 새 파일 시스템을 등록한 후 fs /proc/self.c에서 proc_self_init 함수를 호출하고 이 함수는self(/proc/self디렉토리는/proc 파일 시스템에 액세스하는 프로세스를 나타냄)에 inode 번호를 할당합니다. proc_self_init 다음 단계는 현재 스레드에 대한 정보를 포함하는 /proc/thread-self 디렉토리를 설정하는 proc_setup_thread_self입니다. 그후 우리는 다음 호출을 통해 마운트 포인트를 포함하는 /proc/self/mounts 심볼릭 링크를 생성합니다:
proc_symlink("mounts", NULL, "self/mounts");몇 개의 디렉토리는 다른 구성 옵션에 따라 다릅니다:
#ifdef CONFIG_SYSVIPC
proc_mkdir("sysvipc", NULL);
#endif
proc_mkdir("fs", NULL);
proc_mkdir("driver", NULL);
proc_mkdir("fs/nfsd", NULL);
#if defined(CONFIG_SUN_OPENPROMFS) || defined(CONFIG_SUN_OPENPROMFS_MODULE)
proc_mkdir("openprom", NULL);
#endif
proc_mkdir("bus", NULL);
...
...
...
if (!proc_mkdir("tty", NULL))
return;
proc_mkdir("tty/ldisc", NULL);
...
...
...proc_root_init의 끝에서 우리는 /proc/sys 디렉토리를 생성하고 Sysctl을 초기화하는 proc_sys_init 함수를 호출합니다.
start_kernel 함수의 끝입니다. start_kernel에서 호출되는 모든 함수를 설명하지는 않았습니다. 그것들은 일반적인 커널 초기화에 중요하지 않으며 다른 커널 구성만 따르기 때문에 생략했습니다. 작업 별 통계를 사용자 공간으로 내보내는 taskstats_init_early,delayacct_init- 작업 별 지연 계정 초기화,key_init 및security_init 다른 보안 항목 초기화, 'check_bugs'- 아키텍처에 따른 버그 수정, ftrace_init 함수는 ftrace의 초기화를 실행,cgroup_init는 나머지 cgroup 하위 시스템 등의 초기화합니다. 더 많은 부분과 하위 시스템은 다른 장에서 설명됩니다.
그게 다입니다. 마지막으로 우리는 긴 start_kernel 함수를 통과했습니다. 그러나 리눅스 커널 초기화 프로세스의 끝은 아닙니다. 아직 첫 번째 프로세스를 실행하지 않았습니다. start_kernel의 끝에서 rest_init 함수의 마지막 호출을 볼 수 있습니다. 계속 갑시다.
rest_init 함수는 start_kernel 함수와 동일한 소스 코드 파일에 정의되어 있으며 이 파일은 init/main.c에 있습니다. rest_init의 시작 부분에서 우리는 다음 두 함수의 호출을 볼 수 있습니다:
rcu_scheduler_starting();
smpboot_thread_init();첫 번째 rcu_scheduler_starting은 RCU 스케줄러를 활성화하고 두 번째 smpboot_thread_init는 smpboot_thread_notifier CPU notifier를 등록합니다(자세한 내용은 CPU hotplug documentation에서 볼 수 있음). 이 후 다음과 같은 호출을 볼 수 있습니다:
kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);
pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);kernel_thread 함수(kernel/fork.c에 정의 된)는 새로운 커널 스레드를 생성합니다. kernel_thread 함수는 세 개의 인자를 취합니다:
- 새로운 스레드에서 실행될 함수;
kernel_init함수의 매개 변수;- 플래그.
우리는 kernel_thread 구현에 대해 자세히 다루지 않을 것입니다 (스케줄러를 설명하는 장에서 그것을 볼 것입니다, kernel_thread가 clone)을 호출한다고 보면 됩니다). 이제 우리는 kernel_thread함수를 사용하여 새로운 커널 스레드를 생성하고, 스레드의 부모와 자식은 파일 시스템에 대한 공유 정보를 사용하고 kernel_init 함수를 실행하기 시작한다는 것을 알아야 합니다. 커널 스레드는 커널 모드에서 실행되는 사용자 스레드와 다릅니다. 따라서 이 두 개의 kernel_thread호출로 init프로세스의 경우 PID = 1이고 kthreadd의 경우 PID = 2인 두 개의 새로운 커널 스레드를 만듭니다. 우리는 이미 init프로세스가 무엇인지 알고 있습니다. kthreadd를 봅시다. 커널의 다른 부분이 다른 커널 스레드를 작성하도록 관리하고 도와주는 특수 커널 스레드입니다. ps 유틸리티의 출력에서 볼 수 있습니다:
$ ps -ef | grep kthreadd
root 2 0 0 Jan11 ? 00:00:00 [kthreadd]이제 kernel_init와 kthreadd를 잠시 미루고 rest_init로 넘어 갑시다. 두 개의 새로운 커널 스레드를 생성 한 후 다음 단계에서 다음 코드를 볼 수 있습니다:
rcu_read_lock();
kthreadd_task = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns);
rcu_read_unlock();첫 번째 rcu_read_lock 함수는 RCU읽기 부분 중요 섹션의 시작을 나타내고 rcu_read_unlock은 RCU 읽기의 끝을 나타냅니다. find_task_by_pid_ns를 보호해야하기 때문에 이러한 함수를 호출합니다. find_task_by_pid_ns는 주어진 pid에 의해 task_struct에 대한 포인터를 리턴합니다. 그래서 여기에 우리는 PID = 2에 대한 task_struct에 대한 포인터를 얻습니다(우리는 kernel_thread로 kthreadd를 만든 후에 얻었습니다). 다음 단계에서 우리는 complete 함수를 호출합니다:
complete(&kthreadd_done);그리고 kthreadd_done의 주소를 전달합니다. kthreadd_done은 다음과 같이 정의됩니다:
static __initdata DECLARE_COMPLETION(kthreadd_done);DECLARE_COMPLETION가 다음에 정의되어있습니다:
#define DECLARE_COMPLETION(work) \
struct completion work = COMPLETION_INITIALIZER(work)completion 구조체의 정의로 확장됩니다. 이 구조체는 include/linux/completion.h에 정의되어 있고 completions에 대한 개념이 있습니다. Completions는 일부 프로세스가 특정 지점이나 특정 상태에 도달 할 때까지 기다려야하는 스레드에 레이스 없는 솔루션을 제공하는 코드 동기화 메커니즘입니다. Completions을 사용하는 것은 세 부분으로 구성됩니다. 첫 번째는 complete구조체의 정의이며 DECLARE_COMPLETION으로 수행했습니다. 두 번째는 wait_for_completion의 호출입니다. 이 함수를 호출 한 후 호출 한 스레드는 계속 실행되지 않고 다른 스레드가 complete함수를 호출하지 않은 동안 대기합니다. kernel_init_freeable의 시작 부분에서 kthreadd_done으로 wait_for_completion을 호출합니다:
wait_for_completion(&kthreadd_done);그리고 마지막 단계는 위에서 본 것처럼 complete함수를 호출하는 것입니다. 그 후 kernel_init_freeable 기능은 실행되지 않지만 kthreadd 스레드는 설정되지 않습니다. kthreadd가 설정되면 rest_init에서 다음 세 가지 기능을 볼 수 있습니다:
init_idle_bootup_task(current);
schedule_preempt_disabled();
cpu_startup_entry(CPUHP_ONLINE);kernel/sched/core.c의 첫 번째 init_idle_bootup_task함수는 현재 프로세스의 스케줄링 클래스를 설정합니다(idle클래스):
void init_idle_bootup_task(struct task_struct *idle)
{
idle->sched_class = &idle_sched_class;
}여기서 idle클래스는 낮은 작업 우선 순위이며 프로세서에 이 작업 외에 실행할 항목이 없는 경우에만 작업을 실행할 수 있습니다. 두 번째 함수 인 schedule_preempt_disabled는 idle 작업에서 선점을 비활성화합니다. 그리고 세 번째 함수 인 cpu_startup_entry는 kernel/sched/idle.c에 정의되어 있으며 kernel/sched/idle.c에서 cpu_idle_loop를 호출합니다. cpu_idle_loop 함수는 PID = 0의 프로세스로 작동하며 백그라운드에서 작동합니다. cpu_idle_loop의 주요 목적은 idle CPU 사이클을 소비하는 것입니다. 실행할 프로세스가 없으면 이 프로세스가 작동하기 시작합니다. 우리는 idle 스케줄링 클래스를 가진 하나의 프로세스를 가지고 있습니다(우리는 init_idle_bootup_task 함수를 호출하여 current 작업을 idle로 설정했습니다). 따라서 idle 스레드는 유용한 작업을 수행하지 않고 단지 다음으로 전환해야하는 작업이 있는지 체크합니다:
static void cpu_idle_loop(void)
{
...
...
...
while (1) {
while (!need_resched()) {
...
...
...
}
...
}이에 대한 자세한 내용은 스케줄러에 관한 장에 있습니다. 따라서 이 시점에서 start_kernel은 rest_init 함수를 호출하여 init(kernel_init 함수)프로세스를 생성하고 idle 프로세스 자체가 됩니다. 이제 kernel_init를 볼 차례입니다. kernel_init 함수의 실행은 kernel_init_freeable 함수의 호출에서 시작됩니다. kernel_init_freeable 함수는 먼저 kthreadd설정이 완료되기를 기다립니다. 이미 위에서 다루었습니다:
wait_for_completion(&kthreadd_done);그 후에 우리는 gfp_allowed_mask를 __GFP_BITS_MASK로 설정했습니다. 이것은 시스템이 이미 실행 중임을 의미하고, cpus/mems를 set_mems_allowed 함수로 모든 CPU와 NUMA 노드에 설정, set_cpus_allowed_ptr로 CPU에서 init 프로세스가 실행되도록 허용, cad 또는 Ctrl-Alt-Delete는smp_prepare_cpus를 호출하여 다른 CPU를 부팅 할 준비를하고 do_pre_smp_initcalls로 일찍 initcalls를 호출, smp_init로 SMP를 초기화하고 lockup_detector_init의 호출로 lockup_detector를 초기화하고 sched_init_smp로 스케줄러를 초기화합니다.
그 후에 우리는 do_basic_setup 함수의 호출을 볼 수 있습니다. do_basic_setup 함수를 호출하기 전에 커널은 이미 이 시점에서 초기화되었습니다. 코멘트에 따르면:
이제 우리는 마침내 실제 작업을 시작할 수 있습니다..
do_basic_setup은 cpuset를 활성 CPU로 다시 초기화하고 커널 내에서 사용자 공간을 호출하는데 사용되는 커널 스레드인 khelper를 초기화합니다. tmpfs를 초기화하고, drivers 서브 시스템을 초기화하고, 사용자 모드 헬퍼 workqueue를 활성화하고 initcalls를 초기에 호출합니다. do_basic_setup 이후 dev/console이 열리고 0에서 2로 두 번 파일 디스크립터가 두 배로 증가하는 것을 볼 수 있습니다:
if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0)
pr_err("Warning: unable to open an initial console.\n");
(void) sys_dup(0);
(void) sys_dup(0);우리는 sys_open과 sys_dup의 두 가지 시스템 호출을 사용하고 있습니다. 다음 장에서는 다른 시스템 호출에 대한 설명과 구현을 볼 수 있습니다. 초기 콘솔을 연 후,rdinit = 옵션이 커널 명령 행으로 전달되었는지 확인하거나 램 디스크의 기본 경로를 설정합니다:
if (!ramdisk_execute_command)
ramdisk_execute_command = "/init";ramdisk에 대한 사용자의 권한을 확인하고 init/do_mounts.c에서 prepare_namespace 함수를 호출하십시오. initrd를 마운트합니다:
if (sys_access((const char __user *) ramdisk_execute_command, 0) != 0) {
ramdisk_execute_command = NULL;
prepare_namespace();
}이것은 kernel_init_freeable 함수의 끝이며 kernel_init로 돌아 가야합니다. kernel_init_freeable이 실행을 마치면 다음 단계는 async_synchronize_full입니다. 이 함수는 모든 비동기 함수 호출이 완료 될 때까지 기다린 다음 free_initmem을 호출하여 __init_begin과 __init_end 사이에있는 초기화 항목이 차지하는 모든 메모리를 해제합니다. 그런 다음 .rodata를 mark_rodata_ro로 보호하고 시스템의 상태를 SYSTEM_BOOTING에서 다음으로 업데이트 합니다:
system_state = SYSTEM_RUNNING;그리고 init 프로세스를 실행하려고 시도합니다:
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);
}먼저 kernel_init_freeable 함수에서 설정 한 ramdisk_execute_command를 검사하고 rdinit =커널 명령 행 매개 변수의 값 또는 기본적으로 / init와 같습니다. run_init_process 함수는 argv_init 배열의 첫 번째 요소를 채웁니다:
static const char *argv_init[MAX_INIT_ARGS+2] = { "init", NULL, };init 프로그램의 인자를 나타내고 do_execve 함수를 호출합니다:
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);do_execve 함수는 include/linux/sched.h에 정의되어 있으며 주어진 파일 이름과 인자로 프로그램을 실행합니다. 커널 명령 행에 rdinit =옵션을 전달하지 않으면, 커널은 init =커널 명령 행 매개 변수의 값과 동일한 execute_command 를 검사하기 시작합니다.
if (execute_command) {
ret = run_init_process(execute_command);
if (!ret)
return 0;
panic("Requested init %s failed (error %d).",
execute_command, ret);
}우리가 init =커널 명령 행 매개 변수를 전달하지 않으면, 커널은 다음 실행 파일 중 하나를 실행하려고 시도합니다:
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;그렇지 않으면 panic으로 끝납니다:
panic("No working init found. Try passing init= option to kernel. "
"See Linux Documentation/init.txt for guidance.");그게 다 입니다! 리눅스 커널 초기화 과정이 끝났습니다!
리눅스 커널 초기화 과정에 대한 10 번째 부분이 끝났습니다. 10 번째 부분이자 리눅스 커널의 초기화를 설명하는 마지막 부분이기도합니다. 이 장의 첫 번째 부분에서 커널 초기화의 모든 단계를 거치게 된다고 썼 듯이 우리는 해냈습니다. 우리는 첫 번째 아키텍처 독립적 기능인 start_kernel 에서 시작했고 첫 번째 init 프로세스를 시작했습니다. 스케줄러, 인터럽트, 예외 처리 등을 다루지 않은 커널의 다른 하위 시스템에 대한 세부 정보를 건너 뛰었습니다. 다음 부분에서 다른 커널 하위 시스템으로 시작합니다. 재미있기를 바랍니다.
질문이나 제안이 있으면 댓글을 남기거나 트위터로 알려주세요.
모국어가 영어가 아니면 죄송합니다. 실수를 발견하면 PR을 linux-insides로 보내주십시오.