最后对指定体系架构初始化
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这是 Linux 内核初始化过程的第七部分，主要解析 文件中 setup_arch 函数内部机制。通过可知，setup_arch 函数执行架构相关（本文以 为例）的初始化工作，包括为内核代码/数据/bss 保留内存，的早期扫描， 设备的早期转储等众多操作。如果您已经阅读了前面的，会记得我们是在 setup_real_mode 函数处结束的。接下来，在我们限制 为所有已映射页后，可以看到 中调用了 setup_log_buf 函数。
setup_log_buf 函数用于设置内核循环缓冲区，其长度取决于 CONFIG_LOG_BUF_SHIFT 配置选项。从文档中可知，CONFIG_LOG_BUF_SHIFT 取值范围在 12 到 21 之间。在内部实现中，该缓冲区定义为字符数组：
现在我们来看 setup_log_buf 函数的实现。它首先会检查当前缓冲区是否为空（因为缓冲区刚刚完成初始化，所以其必然为空），同时还会检查是否为早期初始化阶段。如果内核日志缓冲区的设置不属于早期初始化阶段，则会调用 log_buf_add_cpu 函数，该函数会为每个 CPU 扩展缓冲区的大小：
这里我们暂不深入分析 log_buf_add_cpu 函数，因为正如 setup_arch 中所示，我们是通过以下方式调用 setup_log_buf 的：
其中参数 1 表示当前处于早期初始化阶段。接下来，我们会检查 new_log_buf_len 变量（该变量表示更新后的内核日志缓冲区长度），并通过 memblock_virt_alloc 函数为其分配新的缓冲区空间，否则直接返回。
当内核日志缓冲区准备就绪后，下一个执行的是 reserve_initrd 函数。您可能还记得，在中我们已经调用过 early_reserve_initrd 函数。现在，由于我们已在 init_mem_mapping 函数中重建了直接内存映射，因此需要将移入直接映射内存区域。reserve_initrd 函数首先确定 initrd 的基地址和结束地址，并检查 bootloader 是否提供了 initrd —— 这些操作与我们在 early_reserve_initrd 中看到的完全一致。但不同于之前通过调用 memblock_reserve 在 memblock 区域中保留空间的做法，这里我们会获取直接内存映射区域的映射大小，并通过以下方式确保 initrd 的大小不超过该区域：
接下来，我们会打印关于 initrd 大小的信息。通过 dmesg 命令的输出可以看到如下结果：
随后通过 relocate_initrd 函数将 initrd 重定位到直接映射区域。在 relocate_initrd 函数起始处，我们会尝试使用 memblock_find_in_range 函数来寻找可用内存区域：
memblock_find_in_range 函数会尝试在指定范围内（本例中是从 0 到最大已映射物理地址）寻找可用区域，且该区域大小必须等于经过对齐处理的 initrd 大小。如果未能找到符合要求的区域，系统将再次调用 panic 函数终止运行。若成功找到合适区域，我们将在下一步将 RAM 磁盘重定位至直接映射内存的末端。
在 reserve_initrd 函数的最后阶段，通过调用以下函数释放原 RAM 磁盘占用的 memblock 内存：
其中第一个参数表示保留区域的大小（以字节为单位），第二个参数是保留区域的基地址，第三个参数是保留区域的结束地址，最后一个 fixed 参数用于指定保留区域的放置方式。当 fixed 为 1 时，直接通过 memblock_reserve 保留内存区域；若为 0 ，则使用 kmemleak_alloc 动态分配空间。在接下来的步骤中，函数会检查 size_cmdline 变量。若该变量不等于 -1（表示已通过命令行参数指定大小），则将使用来自 cma 内核命令行参数的值填充上述所有变量：
在该源码文件中可以找到如下早期参数的定义：
其中 cma 表示:
如果未向内核命令行传递 cma 参数，则 size_cmdline 将保持默认值 -1。此时，系统需要根据以下内核配置选项来计算保留区域的大小：
CONFIG_CMA_SIZE_SEL_MBYTES - 该选项表示以兆字节（MB）为单位的默认全局连续内存分配器（CMA）区域大小，其计算公式为 CMA_SIZE_MBYTES * SZ_1M 或等价的 CONFIG_CMA_SIZE_MBYTES * 1M；
CONFIG_CMA_SIZE_SEL_PERCENTAGE - 总内存的百分比；
CONFIG_CMA_SIZE_SEL_MIN - 取较小值；
CONFIG_CMA_SIZE_SEL_MAX - 取较大值；
在计算出保留区域的大小后，系统将通过调用 dma_contiguous_reserve_area 函数来实际保留该内存区域。该函数的执行流程首先会调用以下函数：
cma_declare_contiguous 函数用于从指定的基地址开始保留一块连续的物理内存区域，其大小由参数指定。完成 DMA 区域的内存保留后，接下来会调用 memblock_find_dma_reserve 函数——顾名思义，该函数用于统计 DMA 区域中已保留的页框数量。由于 CMA（连续内存分配器）和 DMA 相关实现较为复杂，本文暂不深入探讨所有细节。我们将在后续专门讲解 Linux 内核内存管理的章节中，详细分析连续内存分配器及其内存区域的实现机制。
接下来将调用 x86_init.paging.pagetable_init 函数。若您在内核源码中追溯该函数的实现，最终会发现以下宏定义：
再次说明，本部分及后续部分不会完整详细地涵盖这一主题。关于 NUMA 将有专门的章节进行讲解。
第二个变量是 physaddr_vsyscall，它仅存储 __vsyscall_page 符号的物理地址。在接下来的步骤中，我们会检查 vsyscall_mode 变量，如果它不等于 NONE（默认情况下是 EMULATE 模式）：
随后我们会看到调用 __set_fixmap 函数，该函数会以相同的参数调用 native_set_fixmap：
这里我们可以看到 native_set_fixmap 根据给定的物理地址（在我们的例子中是 __vsyscall_page 符号的物理地址）生成页表项的值，并调用内部函数 __native_set_fixmap。这个内部函数获取给定 fixed_addresses 索引（在我们的例子中是 VSYSCALL_PAGE）的虚拟地址，并检查给定的索引不超过 fix-mapped 地址的结束范围。之后我们通过调用 set_pte_vaddr 函数设置页表项，并增加 fix-mapped 地址的计数。在 map_vsyscall 的最后，我们检查 VSYSCALL_PAGE（这是 fixed_addresses 中的第一个索引）的虚拟地址不超过 VSYSCALL_ADDR，即 -10UL << 20 或 ffffffffff600000，这是通过 BUILD_BUG_ON 宏实现的。
至此，我们完成了对 setup_arch 这个庞大函数的分析。虽然如我多次提到的，我们尚未涵盖该函数的全部细节，但不必担心。在后续不同章节中，我们还会多次回顾这个函数，以理解各种平台相关部分是如何初始化的。
现在我们可以从 setup_arch 返回到 start_kernel 函数继续分析了。
在接下来的步骤中，我们会看到以下函数的调用：
该函数接收内核命令行指针，并分配两个缓冲区来存储命令行。我们需要两个缓冲区，因为一个用于将来引用和访问命令行，另一个用于参数解析。我们将为以下缓冲区分配空间：
saved_command_line - 将保存启动命令行；
initcall_command_line - 将保存启动命令行，将在 do_initcall_level 中使用；
static_command_line - 将保存用于参数解析的命令行。
让我们看看 setup_command_line 的实现：
这里我们为三个缓冲区分配了空间，这些缓冲区将存储用于不同目的的内核命令行（如上所述）。完成空间分配后，我们将 boot_command_line 存入 saved_command_line，并将来自 setup_arch 的 command_line（内核命令行）存入 static_command_line。
这里 nr_cpu_ids 表示实际可用的 CPU 数量，而 NR_CPUS 表示在配置时可设置的最大 CPU 数量：
实际上我们需要调用这个函数，因为 NR_CPUS 可能会大于您计算机中实际的 CPU 数量。这里我们可以看到调用了 find_last_bit 函数并传递了两个参数：
cpu_possible_mask 位图；
CPU 的最大数量。
在 setup_arch 中，我们可以找到 prefill_possible_map 函数的调用，它计算实际 CPU 数量并写入 cpu_possible_mask。find_last_bit 函数接收地址和最大搜索范围作为参数，返回第一个置位(1)的位号。我们传入了 cpu_possible_mask 位图和 CPU 的最大数量。
其中在 x86_64 架构上，BITS_PER_LONG 的值为 64。当我们获得搜索数据给定大小中的字数后，需要通过以下检查确认给定大小是否包含不完整的字：
如果存在不完整的字，我们将对最后一个字进行掩码处理并检查它。如果最后一个字不为零，则表明当前字至少包含一个置位。此时程序将跳转到 found 标签处继续执行：
这里您可以看到 __fls 函数，它通过 bsr（Bit Scan Reverse）指令的帮助返回给定字中最后一个置位的位号：
bsr 指令会扫描给定的操作数以查找第一个置位。如果最后一个字不是部分字，我们将遍历给定地址中的所有字，尝试找到第一个置位：
这里我们将最后一个字存入 tmp 变量，并检查 tmp 是否包含至少一个置位。如果找到置位，就返回该位的编号。如果所有字都不包含置位，则直接返回给定的搜索范围大小：
完成这些操作后，nr_cpu_ids 将包含正确的可用 CPU 数量。
至此架构相关初始化部分分析完毕。
这是关于 Linux 内核初始化过程的第七部分的结尾。在本次分析中，我们最终完成了对 setup_arch 函数的研究，并返回到 start_kernel 函数。在下一部分中，我们将继续学习 start_kernel 中的通用内核代码，沿着内核启动路径深入，直到第一个 init 进程的创建。
可以看到，这里我们调用了 memblock_mem_size 函数，并将 max_pfn_mapped 作为参数传入。其中，max_pfn_mapped 存储的是当前直接映射的最高页帧号（Page Frame Number）。若不记得什么是页帧号，这里简单说明：虚拟地址的低 12 位表示物理页（页帧）的偏移量。当我们右移虚拟地址的 12 位时，将丢弃偏移部分，从而得到页帧号。在 memblock_mem_size 函数内部，我们会遍历所有 memblock 的 mem 区域（不包括保留区域），计算已映射页面的总大小，并将结果返回给 mapped_size 变量（参见上文代码）。获取到直接映射内存的总量后，我们会检查 initrd 的大小是否超过已映射的页面范围。如果超出，则直接调用 panic 函数终止系统运行，并打印著名的信息。
在完成 initrd RAM 磁盘镜像的重定位后，接下来执行的是位于 的 vsmp_init 函数。该函数用于初始化 ScaleMP vSMP 架构支持。如先前章节所述，本文不会涉及与 x86_64 初始化无关的内容（例如当前的 ACPI 等）。因此我们将暂时跳过其具体实现，留待后续讲解并行计算技术时再作探讨。
随后调用的是 中的 io_delay_init 函数。该函数允许覆盖默认的 I/O 延迟端口 0x80。我们已在中接触过 I/O 延迟的概念，现在让我们深入分析 io_delay_init 的具体实现：
该函数会检查 io_delay_override 变量，若该变量被设置，则覆盖默认的 I/O 延迟端口。我们可以通过向内核命令行传递 io_delay 参数来设置 io_delay_override 变量。根据 文档说明，io_delay 选项是：
我们可以看到，在 文件中，io_delay 命令行参数是通过 early_param 宏进行设置的：
关于 early_param 宏的更多细节，您可以在中查阅。因此，用于设置 io_delay_override 变量的 io_delay_param 函数将会在 函数中被调用。io_delay_param 函数通过解析 io_delay 内核命令行参数，根据传入值设置相应的 io_delay_type：
在 io_delay_init 之后，接下来执行的函数依次是 acpi_boot_table_init、early_acpi_boot_init 和 initmem_init。不过正如前文所述，在当前的「Linux 内核初始化流程」章节中，我们将不涉及与 相关的内容。
下一步我们需要通过 dma_contiguous_reserve 函数为分配专用区域，该函数定义于 。DMA 是一种特殊工作模式，设备无需 CPU 介入即可直接与内存通信。请注意，我们向 dma_contiguous_reserve 函数传递了一个关键参数——max_pfn_mapped << PAGE_SHIFT。从该表达式可以理解，此参数表示可保留内存的上限地址（将最大页帧号转换为字节地址）。让我们分析该函数的实现，它从定义以下变量开始：
该宏如您所见，会展开调用 中的 paging_init 函数。paging_init 函数负责初始化稀疏内存和内存区域大小。首先需要了解什么是内存区域（zone）以及什么是 Sparsemem。Sparsemem 是 Linux 内核内存管理器中用于在 系统中将内存区域划分为不同内存组（memory bank）的特殊基础架构。让我们看看 paging_init 函数的实现：
可以看到，这里调用了 sparse_memory_present_with_active_regions 函数，该函数会为每个 NUMA 节点记录内存区域到 mem_section 结构数组中，该结构包含指向 struct page 数组结构的指针。随后的 sparse_init 函数会分配非线性的 mem_section 和 mem_map。接下来我们会清除可移动内存节点的状态并初始化各内存区域(zone)的大小。每个 NUMA 节点都被划分为多个称为"zone"的部分。因此，来自 的 zone_sizes_init 函数就是用于初始化这些zone的大小的。
在 SparseMem 初始化之后，下一步是设置 trampoline_cr4_features，它必须包含 cr4 的内容。首先我们需要检查当前 CPU 是否支持 cr4 寄存器，如果支持，就将其内容保存到 trampoline_cr4_features ，这是在实模式下存储 cr4 的地方。
接下来您会看到的是 的 map_vsyscall 函数。这个函数为 映射内存空间，其功能依赖于内核配置选项 CONFIG_X86_VSYSCALL_EMULATION。实际上，vsyscall 是一个特殊的段，它提供了对某些系统调用(如 getcpu 等)的快速访问。该函数的具体实现如下：
在 map_vsyscall 函数的开头，我们可以看到两个变量的定义。第一个是外部变量 __vsyscall_page。作为外部变量，它实际上是在其他源文件中定义的。我们可以在 中找到 __vsyscall_page 的定义。__vsyscall_page 符号指向对齐的 vsyscalls 调用，如 gettimeofday 等：
现在，vsyscall 区域已被置于固定映射（fix-mapped）地址区域。关于 map_vsyscall 的内容就是这些。如果您对固定映射地址不熟悉，可以参考一文。我们将在后续关于 vsyscalls 和 vdso 的章节中更详细地探讨 vsyscalls 的实现机制。
您可能还记得我们在前一部分中是如何搜索 配置的。现在，如果找到了 SMP 配置，我们需要获取它。为此，我们检查在 smp_scan_config 函数中设置的 smp_found_config 变量（关于该函数请参阅前一部分），并调用 get_smp_config 函数：
get_smp_config 展开为 x86_init.mpparse.default_get_smp_config 函数，该函数定义于 。这个函数定义了指向多处理器浮点指针结构 mpf_intel 的指针（您可以在前文中阅读相关内容），并执行以下检查：
这里我们可以看到，如果在 smp_scan_config 函数中找到了多处理器配置就继续执行，否则直接返回函数。接下来的检查是 acpi_lapic 和 early 标志。完成这些检查后，我们开始读取 SMP 配置。读取完成后，下一步是调用 prefill_possible_map 函数，该函数会预先填充可能的 CPU 的 cpumask（更多关于此的内容可参阅 ）。
现在我们已经接近 setup_arch 函数的尾声。虽然剩余部分也很重要，但本部分不会详细讨论这些内容。我们将简要浏览这些函数，因为它们主要涉及 NUMA、SMP、ACPI 和 APIC 等非通用内核特性。首先调用的是 init_apic_mappings 函数，它负责设置本地 的地址。接着是 x86_io_apic_ops.init 函数，用于初始化 I/O APIC（关于 APIC 的完整细节将在中断和异常处理章节介绍）。随后通过 x86_init.resources.reserve_resources 调用保留标准 I/O 资源（如 DMA、TIMER、FPU 等）。然后是初始化机器检查异常的 mcheck_init 函数，最后是注册 的 register_refined_jiffies（内核定时器将有专门章节讨论）。
如前所述，我们已经完成了对 setup_arch 函数的分析，现在可以回到 中的 start_kernel 函数。您可能记得或已经注意到，start_kernel 函数与 setup_arch 一样庞大，因此接下来的几个部分将专门学习这个函数。
在 setup_arch 之后，我们可以看到 mm_init_cpumask 函数的调用。这个函数将 指针设置到内存描述符的 cpumask 中。让我们看看它的实现：
如您所见，在 中我们将 init 进程的内存描述符传递给 mm_init_cpumask 函数，并根据 CONFIG_CPUMASK_OFFSTACK 配置选项来决定是否清除 并切换 cpumask。
我们将使用 memblock_virt_alloc 函数分配空间。这个函数调用 memblock_virt_alloc_try_nid，如果 不可用，则用 memblock_reserve 分配启动内存块，否则使用 kzalloc_node（更多相关内容将在Linux内存管理章节介绍）。memblock_virt_alloc 使用 BOOTMEM_LOW_LIMIT（值为 PAGE_OFFSET + 0x1000000 的物理地址）和 BOOTMEM_ALLOC_ACCESSIBLE（等于当前 memblock.current_limit 的值）作为内存区域的最小地址和最大地址。
在 setup_command_line 之后的下一个函数是 setup_nr_cpu_ids。该函数根据 cpu_possible_mask 的最后一位来设置 nr_cpu_ids（CPU 的数量）。关于此概念的更多细节，您可以阅读描述 概念的章节。让我们看看它的实现：
首先，find_last_bit 函数将给定的 unsigned long 地址分割成：
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