linux系统启动的一些疑问

申明：以下恢复有来自ai有来自他人博客，不一定正确。

GRUB的Stage1阶段会执行os安装时写入到MBR中的Bootload程序，请问Bootload程序中有哪些操作？它处理了哪些软硬件的资源？它如何调用Stage1.5阶段的文件系统驱动，如何识别Stage2阶段所在分区的文件系统？

GRUB的Bootloader（通常是指GRUB Stage1）是一个关键的初始化程序，它负责引导操作系统的过程。当计算机启动时，Bootload程序首先加载并运行。以下是其主要操作：

1. **硬件检测**：Bootloader检测硬件配置，如BIOS设置、CPU类型、内存大小等，以便为后续步骤做好准备。

2. **分区扫描**：它会搜索硬盘，寻找MBR分区表或GPT分区表，识别出包含Stage1.5和其它引导信息的分区。

3. **引导加载**：根据分区信息找到合适的Stage1.5（也称为boot-loader模块）和Stage2（内核加载器）的位置。

4. **引导链的构建**：创建一个引导链，包括引导装载内核、引导装载模块（比如initrd）、以及选择用户想要的操作系统。

5. **文件系统识别**：通过读取MBR或分区表头部信息， Bootloader可以识别出Stage2所在的分区，并尝试确定其使用的文件系统类型（例如EXT2、NTFS、UEFI等）。

6. **调用Stage1.5**：通过指定的地址或映射机制，将控制权转交给Stage1.5，让它进一步处理文件系统的加载和初始化工作。

7. **加载Stage2**：Stage1.5会根据文件系统的类型，加载对应的文件系统驱动，然后调用Stage2来开始实际的操作系统加载过程。

GRUB Stage1只有446个字节，它如何做到你所的这么多事？它是用汇编指令编写的吗，它对应os 的iso文件中的那个文件吗？

GRUB Stage1虽然只有446字节，这是因为它的设计非常精简高效。由于空间限制，它确实采用了低级语言——汇编语言编写，这样能够直接操控硬件，避免了高级语言可能带来的性能损失和复杂性。在Linux发行版的ISO文件中，Stage1通常位于`isolinux`目录下的`menu.c32`或其他类似名称的文件中，这个文件经过编译后形成了Stage1的实际内容。

尽管只有446字节，GRUB Stage1却实现了许多功能，包括检测硬件、查找分区、加载引导加载器（Stage1.5）和内核（Stage2），以及基本的错误处理和交互。这得益于汇编语言对硬件资源的直接访问能力，以及精心设计的数据结构和算法。

由于空间有限，Stage1通常不会包含大量的字符串和其他复杂的功能，而是依赖于更高级别的Stage2来提供完整的用户界面和更多的功能支持。

GRUB Stage1.5中的文件系统驱动是什么样的？有哪些API？文件系统是如何建立的（请解释说明文件系统对硬件和软件的设计与构建过程）？

GRUB Stage1.5的文件系统驱动主要是为了加载操作系统的内核映像，它并不是实际的文件系统管理程序，因为它的目标是在最短时间内完成启动过程，而不是提供持久的文件系统服务。它通常包含了对常见文件系统如EXT2, FAT, NTFS等的支持模块，通过调用相应的API来识别和加载特定文件系统的引导记录（MBR或LVM头等）。

Stage1.5并没有公开的详细API文档，但其核心任务涉及设备探测、分区扫描、文件系统检查和加载，这些操作通常是通过一些底层函数（如寻找MBR、寻找分区表、读取引导信息等）来完成的。开发者会利用内联汇编或预编译的宏来尽量减少代码量。

文件系统的设计和构建涉及到硬件和软件的协同工作。首先，硬件需要提供足够的I/O接口，让操作系统可以访问存储设备。然后，软件层面的文件系统库（如Linux的ext系列、FAT库等）会定义抽象的文件和目录结构，提供数据组织和访问的接口。设计者需考虑效率（如缓存策略）、可靠性（如错误恢复机制）和兼容性（支持多种文件格式）等因素。在构建过程中，会先有理论模型，然后进行原型实现并通过测试迭代优化。

请问常见的Centos的文件系统是如何设计的，其对硬件（如磁盘io）如何调用以支持文件系统？其对软件如何设计（如使用什么数据结构设计文件目录等的操作）以支持文件系统？可以理解是使用树的数据结构形式将硬件设备（如sata io） api封装成为一个个类似fileread（）的api接口的集合组成了文件系统吗？

在CentOS这样的基于Linux的操作系统中，文件系统的典型设计通常采用的是Ext系列，如Ext2、Ext3、Ext4等。这些文件系统的设计目标是高效地存储和管理数据，同时保证数据的一致性和可靠性。

对于硬件（如磁盘IO），CentOS通过Linux内核提供的块设备层（Block Device Layer）来处理。当用户进程试图打开一个文件时，实际上操作的是虚拟文件系统(VFS)，VFS会在底层与磁盘驱动通信。磁盘驱动会负责物理I/O操作，如读写扇区，并将其转化为更高级别的逻辑操作，比如读取一个文件。这些逻辑操作通过调用内核的缓冲I/O接口，比如`pread64()`和`pwrite64()`，来提高数据传输的性能和减少对硬盘的直接访问。

在软件设计方面，文件系统使用复杂的树状结构来表示目录和文件。每个目录被视为一个节点，包含指向子目录和文件的指针。这种层次结构对应于文件系统的Inode（索引节点），其中包含了文件的基本属性和元数据，比如权限、所有者、大小等。这些数据结构由内核维护，而文件系统库（如libextfs）则提供了用户空间API（如`open()`, `read()`, `write()`等）来与之交互。

确实，你可以将这个过程看作是将底层硬件的IO操作抽象成一组标准API（如`fileread()`），使得应用程序无需关心磁盘的具体细节，只需按照文件系统的接口进行操作。这样既简化了编程，也提高了系统在不同硬件环境下的可移植性。

服务器BIOS如何判断其上的每一个硬盘磁盘有没有os，请具体说明各个存储介质的扫描过程与os是否存在与存在多少个os等信息的获取于判断方法
服务器BIOS（Basic Input/Output System）通过特定的硬件检测机制来判断硬盘上是否安装了操作系统（OS）。当服务器启动时，BIOS首先会初始化并检查硬件设备，包括硬盘驱动器。以下是这个过程的基本步骤：

1. **硬件检测初始化**：
   BIOS读取硬件配置表（HCT或PCH），这些表包含了系统识别的所有存储设备的信息。

2. **分区检测**：
   BIOS会扫描所有识别到的磁盘（如IDE、SATA、SCSI等），查找引导扇区或MBR（Master Boot Record）。MBR通常位于每个磁盘的第一个扇区，包含主引导记录（MBR）和分区表，用于指示操作系统的位置和分区结构。

3. **查找活动分区**：
   BIOS会寻找标志为“active”的分区，因为这是默认从那里加载操作系统的。如果找到一个或多个活动分区，它会被视为可能含有一个或多个OS。

4. **文件系统检测**：
   BIOS或更高级的引导装载程序（如GRUB、UEFI等）会在活动分区上搜索常见的文件系统标识符（如NTFS、FAT32、EXT4等），以及操作系统引导文件（如Windows的boot.ini或Linux的grub.cfg）。

5. **确认操作系统存在**：
   如果找到了一个有效的引导记录和文件系统，并且可以加载一个操作系统内核，那么就可以确定该硬盘上有OS存在。此外，还会尝试加载操作系统并执行初始化过程，如果能成功启动进入操作系统界面，就进一步证实了OS的存在。

6. **数量判断**：
   对于多个OS的情况，BIOS或引导装载程序可能会显示多重引导菜单让用户选择，允许用户手动指定从哪个OS启动。如果没有明确的引导菜单，则默认认为只有一个OS。

initramfs是什么，内核如何使用它？

1、initrd

        在早期的linux系统中，一般只有硬盘或者软盘被用来作为linux根文件系统的存储设备，因此也就很容易把这些设备的驱动程序集成到内核中。但是现在的嵌入式系统中可能将根文件系统保存到各种存储设备上，包括scsi、sata，u-disk等等。因此把这些设备的驱动代码全部编译到内核中显然就不是很方便。

        为了解决这一矛盾，于是出现了基于ramdisk的initrd( bootloader initialized RAM disk )。Initrd是一个被压缩过的小型根目录，这个目录中包含了启动阶段中必须的驱动模块，可执行文件和启动脚本。当系统启动的时候，bootloader会把initrd文件读到内存中，然后把initrd文件在内存中的起始地址和大小传递给内核。内核在启动初始化过程中会解压缩initrd文件，然后将解压后的initrd挂载为根目录，然后执行根目录中的/linuxrc脚本（cpio格式的initrd为/init,而image格式的initrd<也称老式块设备的initrd或传统的文件镜像格式的initrd>为/initrc），您就可以在这个脚本中加载realfs（真实文件系统）存放设备的驱动程序以及在/dev目录下建立必要的设备节点。这样，就可以mount真正的根目录，并切换到这个根目录中来。
2、initramfs

        在linux2.5中出现了initramfs，它的作用和initrd类似，只是和内核编译成一个文件(该initramfs是经过gzip压缩后的cpio格式的数据文件)，该cpio格式的文件被链接进了内核中特殊的数据段.init.ramfs上，其中全局变量__initramfs_start和__initramfs_end分别指向这个数据段的起始地址和结束地址。内核启动时会对.init.ramfs段中的数据进行解压，然后使用它作为临时的根文件系统。

内核如何使用initramfs？

①、initramfs : （内核+cpio包编译在一起然后一起进行内核压缩）
内核文件包含了的一个cpio归档文件，该归档文件可能被外部的一个cpio包替换，由initramfs里的/init 挂真实的根文件 并  启动init进程/sbin/init
注：
initramfs和cpio-initrd的区别：initramfs是将cpio rootfs编译进内核一起压缩，而 cpio-initrd中cpio rootfs是不编译入内核，是外部的。

②、initrd ： 分cpio-initrd和 image-initrd
cpio initrd (cpio包的gzip压缩文件)
内核将cpio initrd(由bootloader 将cpio initrd加载到内存) 释放到rootfs(/),结束内核对cpio initrd的操作
cpio initrd : bios->grub-kernel>cpio initrd(加载访问real rootfs的必备驱动等)->/init 脚本(加载real rootfs,并启动了init进程(/sbin/init))

image initrd (块设备 gzip压缩文件)
内核将image initrd 保存在rootfs(/) 下的initrd.image中， 并将其读入/dev/ram0中,根据root是否等于/dev/ram0做不同的处理
root != /dev/ram0
bios->grub->kernel->image initrd(加载访问real rootfs的必备驱动) -> /linuxrc 脚本(加载real rootfs),内核卸载/dev/ram0，释放initrd内存，最后内核启动init进程(/sbin/init)
root = /dev/ram0
bios->grub->kernel->image initrd 直接将/dev/ram0作为根文件系统, 内核启动init进程/sbin/init

③、普通块设备挂载方式 root = /dev/mtdxxx
noinitrd方式，mtd,ubi etc…直接在内核中(根据root=xxx)挂根,并有内核启动init进程/sbin/init