本文将以ucore为例，介绍一下从系统上电开始，到第一个用户进程的启动过程。这个过程是非常复杂和琐碎的，如果读者是刚刚接触操作系统，有些部分我可能不会介绍的十分详细，读者可以自行Google查阅不懂的部分，最好还是在理解理论的基础上自己做一些实验。实验用的硬件平台是x86架构（用qemu模拟的），实验用的ucore代码是清华大学教学操作系统，读者可以在github上搜索ucore_os_lab，也可以搜索neuzm，我自己fork了一份，提交了我的实验结果和自己打的一些log，关于实验环境的配置可以参考ucore配套的实验指导书。
内容简介
本文将按以下几下部分进行介绍，分别对应操作系统启动过程的关键模块。首先是BIOS（Basic Input/Output System）将ROM中第一个扇区的内容导进内存，这个扇区的内容就是bootloader，bootloader之后会跳转到kernel去执行，对于kernel来说，它首先需要完成对中断的设置，然后实现物理内存和虚拟内存的管理，之后初始化线程和进程，进而初始化调度器，由于每一个进程都好像拥有整个4G内存（虚拟内存机制），所以所有进程的虚拟内存之和显然要大于真实的物理内存，在建立多个进程之前需要首先完成swap机制的建立，这里涉及硬盘上的一个换入换出区和一套换入换出算法。然后初始化文件系统和时钟，从文件系统中读取第一个用户进程开始执行。
上述是一个非常简略的内容介绍，接下来我们展开分析。
bootloader
bootloader是系统上电以后执行的第一段用户代码（BIOS是出厂时写好的，不可更改）。有人可能会问，为什么要有bootloader？干脆在BIOS里把引导做好不就行了？因为我们一台电脑可能安装多种操作系统，世面上的os（operating system，操作系统，下文在用到操作系统的地方都简写为os）种类很多，一旦将bootloader放在bios里，bootloader就变得不可更改了，那对于os的设计来说就麻烦许多，所以在os启动之前加一段引导，也就是bootloader。
bios会从磁盘中第一个扇区读取出bootloader，我们知道磁盘的一个扇区是512字节，因此bootloader不能超过512字节。bios执行完毕后，会将ip指针指向bootloader的第一条指令，那么bootloader完成什么功能呢？它主要完成以下四条功能：
- 完成对物理内存的检测（因为这部分只能在实模式中做）；
- 从实模式切换到保护模式，完成段表的基本配置，使能段机制；
- 从磁盘中把ucore_kernel读到内存中；
- 将控制权交给kernel（ip指针指向kernel的第一条指令）。
接下来就进入到kernel中去执行。
注：这里提到的kernel指的是ucore的内核，为了简化书写。
中断配置
即使是一个最简单的os也需要能够处理中断，在最初设计操作系统的时候，还没有虚拟内存管理，甚至物理内存管理都十分简单，因为当时还没有什么分段分页机制，所有的地址都是物理地址，都是直接寻址的。具体的设置比较琐碎，这里不详细介绍，只介绍下完成的思路。
这里需要初始化一个中断描述符表（就是常说的idt，interrupt descriptor table），在ucore编译时，会生成一个vector.S，这里面记录了每一个中断号的中断产生时的跳转地址，kernel通过这个vector数组生成一个idt数组，每一个数组项记录很多信息，比较关键的就是跳转地址和dpl值。然后执行一个lidt操作即可。
物理内存管理
在bootloader阶段，已经完成了对物理内存的探测，这里采用的是int 15里面的e820中断探测的，把探测的结果存到物理内存为0x8000处，然后将它们按页进行管理起来（其实就是按照page_size=4096进行管理，这时还没有启动页机制）。物理内存管理还需要初始化一个pmm_manager的数据结构，里面保存了各种物理内存管理的算法，这个pmm_manager采用的是最简单的物理内存分配策略，即最先匹配策略。
在初始化物理内存管理的时候，同时使能页机制。ucore内核的第一条指令的虚拟地址是0xC0010000，但是它的实际物理地址却是0x10000，这时候需要由段机制来完成这个转换。简单说来，机器在运行时共有3种地址：虚拟地址、线性地址和物理地址，虚拟地址通过段表变成线程地址，线性地址通过页转换变成物理地址。在这个阶段，页机制还没有开启，只有段机制，所以有这样的关系：
虚拟地址-0xC0000000=线程地址=物理地址；
开启页表之后，在内核范围内需要达到这样的关系：
虚拟地址=线性地址=物理地址+0xC0000000；
这些其实都很容易做到，读者只需要简单学习一下段页式的编程方法就行了，但是这里需要注意，就是在这个过渡过程，因为你不可能用一条指令同时完成段式的关闭和页式的开始的转换，所以在关闭段表的转换功能之前需要先做一个设置，即线性地址从3G到3G+4M的范围内时，对应的物理地址是（线性地址-0xC0000000）。
虚拟内存管理
其实虚拟内存管理是和多进程同时存在的。虚拟内存管理主要为每个进程申请一个页，这个页作为pdt（page discriptor table），然后在每次进程切换的时候将这个pdt的基址，记为pgdir，存到cr3寄存器里。这里面涉及一些技术，比如每个进程所指向的那个页表究竟该不该在内存中（页面置换算法）以及相关的数据结构和算法的设计。还有，当执行fork()系统调用的时候，究竟该不该把对应的页表信息都拷贝过去？（涉及copy on write算法）。由于这部分不是我们本篇博客所重点讨论的，不再详细分析了。
线程和进程管理
其实系统启动到这个阶段的时候，还没有进程和线程的概念，首先我们需要把当前的执行序设为系统的第0个线程，一般称之为idle线程，这个线程在完成了启动操作之后什么也不干，只是不停的查询当前系统里是否存在就绪线程，如果存在，将执行权限交给就绪线程。首先初始化idle线程的数据结构，然后创建系统的第一个线程——init线程，同时创建这个线程对应的进程——init进程，其实关键操作就是初始化对应的数据结构，也就是分配一个进程id，然后把ip指针指向init线程的入口地址就行了。init进程是所有进程的父进程，init进程会启动一个user_main进程，这就是我们的第一个用户进程了。但是此时这个进程还不会执行，因为调度器还没有初始化，程序还是在idle线程的初始化流程中执行。（就算调度器初始化完成了也没用，因为此时还没有开启中断，调度器无法工作，只能按照idle线程的顺序执行）
调度器
调度器的初始化就是对相应数据结构的初始化，需要设计对应的调度算法，ucore目前支持时间片轮转调度算法和stride调度算法，都比较简单，不展开叙述了。
初始化swap和文件系统
swap就是建立一个对换区，完成内存和外设之间存储的换入换出，文件系统的初始化就比较麻烦了，首先建立虚拟文件系统，将外设也当做一种文件，需要配置每个外设（stdin、stdour和disk0），然后从disk0中读取super_block，完成simple file system 的初始化，这是目前ucore支持的文件系统，然后要为每个文件系统的根节点的inode（index node，索引节点）做初始化，还有一系列的工作，读者可以翻看我之前介绍的ucore文件系统那篇博客。
执行init进程
到此时，开启中断，idle线程主动调用就绪线程，init进程才开始执行，它首先创建一个user_main线程，然后这个线程调用exec()这个系统调用，从文件系统中把目标程序load进内存，这里的目标程序是"sh"，然后将argc和argv传给目标程序，其中argc是main函数的参数个数，argv是个指针，指向参数，可以用argv[0]、argv[1]这样的方式调用参数。然后把ip指针指向main函数的入口地址，执行系统调用返回（iret），就可以完成从内核态调回到用户态，然后就在ip指针指向的指令处开始执行，这里忽略了很多堆栈的申请和调整，读者可以自行分析一下。