当Bootloader控制权交给内核的引导程序时Q第一个执行的E序是head.SQ它完成了加载内核的大部分工作；misc.c则提供加载内核所需要的子程序，其中解压内核的子E序是head.S调用的重要程序，另外内核的加载还ȝ道系l的g信息Q该g信息在hardware.h中定义ƈ被head.S所引用。本pȝ中内核的启动程如图1所C?
本系l中Qhead.S首先配置S3C4510B的系l寄存器SYSCFG、初始化pȝ的Flash、SDRAM以及ȝ控制寄存器，Flash和SDRAM的地址范围分别讄?x0-0x1fffff?x1000000-0x1ffffffQ根据本pȝ的功能特点，重新定义了中断优先以及I/O口的配置Qؓ了提高内核的q行速度Q将2M的内核映像文件从Flash拯到SDRAMQ通过操作一些系l寄存器Q进行系l的存储器重映射Q将Flash和SDRAM的地址区间分别重映ؓ0x1000000-0x11fffff?x0-0xffffffQ然后初始化pȝ堆栈Q接着调用misc.c中的函数decompress_kernelQ对拯到SDRAM的内核映像文件进行解压羃Q最后蟩转到执行调用内核函数call_kernelQ调用call_kernel函数实际上是执行main.c中的start_kernel函数Q该函数完成的功能包括处理器l构的初始化、中断的初始化、定时器的初始化、进E相关的初始化以及内存初始化{初始化工作Q最后内核创Z个initU程Q在该线E中调用initq程Q完成系l的启动
当用h开PC的电源，BIOS开Q按BIOS中设|的启动讑֤(通常是硬?启动Q接着启动讑֤上安装的引导E序lilo或grub开始引导LinuxQLinux首先q行内核的引|接下来执行initE序QinitE序调用了rc.sysinit和rc{程序，rc.sysinit和rc当完成系l初始化和运行服务的d后，q回initQinit启动了mingetty后，打开了终端供用户dpȝQ用L录成功后q入了ShellQ这样就完成了从开机到d的整个启动过E?/p>
-->power on-->BIOS-->Lilo/Grub-->Kernerl boot-->init(rc.sysinit, rc)
-->mingetty(login)-->Shell---->
下面将逐一介绍其中几个关键的部分：
W一部分Q内核的引导(核内引导)
Red Hat9.0可以使用lilo或grub{引导程序开始引导LinuxpȝQ当引导E序成功完成引导d后，Linux从它们手中接了CPU的控制权Q然后CPU开始执行Linux的核心映象代码，开始了Linux启动q程。这里用了几个汇编E序来引导LinuxQ这一步泛及到Linux源代码树中的“arch/i386/boot”下的q几个文Ӟbootsect.S、setup.S、video.S{?/p>
其中bootsect.S是生成引导扇区的汇编源码Q它完成加蝲动作后直接蟩转到setup.S的程序入口。setup.S的主要功能就是将pȝ参数Q包括内存、磁盘等Q由BIOSq回Q拷贝到特别内存中，以便以后q些参数被保护模式下的代码来d。此外，setup.Sq将video.S中的代码包含q来Q检和讄昄器和昄模式。最后，setup.S系l{换到保护模式Qƈ跌{?0x100000?/p>
那么0x100000q个内存地址中存攄是什么代码？而这些代码又是从何而来的呢Q?/p>
0x100000q个内存地址存放的是解压后的内核Q因为Red Hat提供的内核包含了众多驱动和功能而显得比较大Q所以在内核~译中用了“makebzImage”方式Q从而生成压~过的内核，在RedHat中内核常常被命名为vmlinuzQ在Linux的最初引DE中Q是通过"arch/i386/boot/compressed/"中的head.S利用misc.c中定义的decompress_kernel()函数Q将内核vmlinuz解压?x100000的?/p>
当CPU跛_0x100000Ӟ执?arch/i386/kernel/head.S"中的startup_32Q它也是vmlinux的入口，然后p转到start_kernel()中去了。start_kernel()?init/main.c"中的定义的函敎ͼstart_kernel()中调用了一pd初始化函敎ͼ以完成kernel本n的设|。start_kernel()函数中，做了大量的工作来建立基本的Linux核心环境。如果顺利执行完start_kernel()Q则基本的Linux核心环境已经建立h了?/p>
在start_kernel()的最后，通过调用init()函数Q系l创建第一个核心线E，启动了initq程。而核心线Einit()主要是来q行一些外讑ֈ始化的工作的Q包括调用do_basic_setup()完成外设及其驱动E序的加载和初始化。ƈ完成文gpȝ初始化和root文gpȝ的安装?/p>
当do_basic_setup()函数q回init()Qinit()又打开?dev/console讑֤Q重定向三个标准的输入输出文件stdin、stdout和stderr到控制台Q最后，搜烦文gpȝ中的initE序Q或者由init=命o行参数指定的E序Q，q?execve()pȝ调用加蝲执行initE序。到此init()函数l束Q内核的引导部分也到此结束了Q?/p>
W二部分Q运行init
init的进E号?Q从q一点就能看出，initq程是系l所有进E的LQLinux在完成核内引g后，开始运行initE序Q。initE序需要读取配|文?etc/inittab。inittab是一个不可执行的文本文gQ它有若q行指o所l成。在Redhatpȝ中，inittab的内容如下所C??#8220;###"开始的中注释ؓW者增加的)Q?/p>
#
# inittab This file describes how the INIT process should set up
# the system in a certain run-level.
#
# Author: Miquel van Smoorenburg, <miquels@drinkel.nl.mugnet.org>
# Modified for RHS Linux by Marc Ewing and Donnie Barnes
#
# Default runlevel. The runlevels used by RHS are:
# 0 - halt (Do NOT set initdefault to this)
# 1 - Single user mode
# 2 - Multiuser, without NFS (The same as 3, if you do not havenetworking)
# 3 - Full multiuser mode
# 4 - unused
# 5 - X11
# 6 - reboot (Do NOT set initdefault to this)
#
###表示当前~省q行U别?(initdefault)Q?br> id:5:initdefault:
###启动时自动执?etc/rc.d/rc.sysinit脚本(sysinit)
# System initialization.
si::sysinit:/etc/rc.d/rc.sysinit
l0:0:wait:/etc/rc.d/rc 0
l1:1:wait:/etc/rc.d/rc 1
l2:2:wait:/etc/rc.d/rc 2
l3:3:wait:/etc/rc.d/rc 3
l4:4:wait:/etc/rc.d/rc 4
###当运行别ؓ5Ӟ?为参数运?etc/rc.d/rc脚本Qinit等待其q回(wait)
l5:5:wait:/etc/rc.d/rc 5
l6:6:wait:/etc/rc.d/rc 6
###在启动过E中允许按CTRL-ALT-DELETE重启pȝ
# Trap CTRL-ALT-DELETE
ca::ctrlaltdel:/sbin/shutdown -t3 -r now
# When our UPS tells us power has failed, assume we have a few minutes
# of power left. Schedule a shutdown for 2 minutes from now.
# This does, of course, assume you have powerd installed and your
# UPS connected and working correctly.
pf::powerfail:/sbin/shutdown -f -h +2 "Power Failure; System Shutting Down"
# If power was restored before the shutdown kicked in, cancel it.
pr:12345:powerokwait:/sbin/shutdown -c "Power Restored; Shutdown Cancelled"
###????U别上以ttyX为参数执?sbin/mingettyE序Q打开ttyXl端用于用户dQ?br> ###如果q程退出则再次q行mingettyE序(respawn)
# Run gettys in standard runlevels
1:2345:respawn:/sbin/mingetty tty1
2:2345:respawn:/sbin/mingetty tty2
3:2345:respawn:/sbin/mingetty tty3
4:2345:respawn:/sbin/mingetty tty4
5:2345:respawn:/sbin/mingetty tty5
6:2345:respawn:/sbin/mingetty tty6
###?U别上运行xdmE序Q提供xdm囑Ş方式d界面Qƈ在退出时重新执行(respawn)
# Run xdm in runlevel 5
x:5:respawn:/etc/X11/prefdm -nodaemon
以上面的inittab文gZQ来说明一下inittab的格式。其中以#开始的行是注释行，除了注释行之外，每一行都有以下格式：
id:runlevel:action:process
对上面各的详细解释如下Q?/p>
1. id
id是指入口标识W，它是一个字W串Q对于getty或mingetty{其他loginE序，要求id与tty的编L同，否则gettyE序不能正常工作?/p>
2. runlevel
runlevel是init所处于的运行别的标识Q一般?Q?以及S或s???q行U别被系l保留：其中0作ؓshutdown动作Q?作ؓ重启臛_用户模式Q?为重启；S和s意义相同Q表C单用户模式Q且无需inittab文gQ因此也不在inittab中出玎ͼ实际上，q入单用h式时Qinit直接在控制台Q?dev/consoleQ上q行/sbin/sulogin。在一般的pȝ实现中，都用了2???几个U别Q在Redhatpȝ中，2表示无NFS支持的多用户模式Q?表示完全多用h式（也是最常用的别）Q?保留l用戯定义Q?表示XDM囑Şd方式?Q?U别也是可以使用的，传统的Unixpȝ没有定义q几个别。runlevel可以是ƈ列的多个|以匹配多个运行别，对大多数action来说Q仅当runlevel与当前运行别匹配成功才会执行?/p>
3. action
action是描q其后的process的运行方式的。action可取的值包括：initdefault、sysinit、boot、bootwait{：
initdefault是一个特D的action|用于标识~省的启动别；当init由核心激zM后，它将dinittab中的initdefault，取得其中的runlevelQƈ作ؓ当前的运行别。如果没有inittab文gQ或者其中没有initdefault，init在控制Ch输入runlevel?/p>
sysinit、boot、bootwait{action在pȝ启动时无条gq行Q而忽略其中的runlevel?/p>
其余的actionQ不含initdefaultQ都与某个runlevel相关。各个action的定义在inittab的man手册中有详细的描q?/p>
4. process
process为具体的执行E序。程序后面可以带参数?/p>
W三部分Q系l初始化
在init的配|文件中有这么一行：
si::sysinit:/etc/rc.d/rc.sysinit
它调用执行了/etc/rc.d/rc.sysinitQ而rc.sysinit是一个bash shell的脚本，它主要是完成一些系l初始化的工作，rc.sysinit是每一个运行别都要首先运行的重要脚本。它主要完成的工作有Q激zM换分区，查磁盘，加蝲g模块以及其它一些需要优先执行Q务?/p>
rc.sysinitU有850多行Q但是每个单一的功能还是比较简单，而且带有注释Q徏议有兴趣的用户可以自行阅读自己机器上的该文gQ以了解pȝ初始化所详细情况。由于此文g较长Q所以不在本文中列出来，也不做具体的介绍?/p>
当rc.sysinitE序执行完毕后，返回initl箋下一步?/p>
W四部分Q启动对应运行别的守护q程
在rc.sysinit执行后，返回initl箋其它的动作，通常接下来会执行?etc/rc.d/rcE序。以q行U别3ZQinit执行配|文件inittab中的以下q行Q?/p>
l5:5:wait:/etc/rc.d/rc 5
q一行表CZ5为参数运?etc/rc.d/rcQ?etc/rc.d/rc是一个Shell脚本Q它接受5作ؓ参数Q去执行/etc/rc.d/rc5.d/目录下的所有的rc启动脚本Q?etc/rc.d/rc5.d/目录中的q些启动脚本实际上都是一些链接文Ӟ而不是真正的rc启动脚本Q真正的rc启动脚本实际上都是放?etc/rc.d/init.d/目录下。而这些rc启动脚本有着cM的用法，它们一般能接受start、stop、restart、status{参数?/p>
/etc/rc.d/rc5.d/中的rc启动脚本通常是K或S开头的链接文gQ对于以以S开头的启动脚本Q将以start参数来运行。而如果发现存在相应的脚本也存在K打头的链接，而且已经处于q行态了(?var/lock/subsys/下的文g作ؓ标志)Q则首先以stop为参数停止这些已l启动了的守护进E，然后再重新运行。这样做是ؓ了保证是当init改变q行U别Ӟ所有相关的守护q程都将重启?/p>
至于在每个运行中将q行哪些守护q程Q用户可以通过chkconfig或setup中的"System Services"来自行设定。常见的守护q程有：
amdQ自动安装NFS守护q程
apmd:高甉|理守护q程
arpwatchQ记录日志ƈ构徏一个在LAN接口上看到的以太|地址和IP地址Ҏ据库
autofsQ自动安装管理进EautomountQ与NFS相关Q依赖于NIS
crondQLinux下的计划d的守护进E?br> namedQDNS服务?br> netfsQ安装NFS、Samba和NetWare|络文gpȝ
networkQ激zd配置|络接口的脚本程?br> nfsQ打开NFS服务
portmapQRPC portmap理器，它管理基于RPC服务的连?br> sendmailQ邮件服务器sendmail
smbQSamba文g׃n/打印服务
syslogQ一个让pȝ引导时v动syslog和klogdpȝ日志守候进E的脚本
xfsQX Window字型服务器，为本地和q程X服务器提供字型集
XinetdQ支持多U网l服务的核心守护q程Q可以管理wuftp、sshd、telnet{服?/p>
q些守护q程也启动完成了QrcE序也就执行完了Q然后又返回initl箋下一步?/p>
W五部分Q徏立终?/p>
rc执行完毕后，q回init。这时基本系l环境已l设|好了，各种守护q程也已l启动了。init接下来会打开6个终端，以便用户dpȝ。通过按Alt+Fn(n对应1-6)可以在这6个终端中切换。在inittab中的以下6行就是定义了6个终端：
1:2345:respawn:/sbin/mingetty tty1
2:2345:respawn:/sbin/mingetty tty2
3:2345:respawn:/sbin/mingetty tty3
4:2345:respawn:/sbin/mingetty tty4
5:2345:respawn:/sbin/mingetty tty5
6:2345:respawn:/sbin/mingetty tty6
从上面可以看出在2???的运行别中都将以respawn方式q行mingettyE序QmingettyE序能打开l端、设|模式。同时它会显CZ个文本登录界面，q个界面是我们l常看到的登录界面，在这个登录界面中会提C用戯入用户名Q而用戯入的用户作为参ClloginE序来验证用Lw䆾?/p>
W六部分Q登录系l，启动完成
对于q行U别?的图形方式用h_他们的登录是通过一个图形化的登录界面。登录成功后可以直接q入KDE、Gnome{窗口管理器。而本文主要讲的还是文本方式登录的情况Q?/p>
当我们看到mingetty的登录界面时Q我们就可以输入用户名和密码来登录系l了?/p>
Linux的̎号验证程序是loginQlogin会接收mingetty传来的用户名作ؓ用户名参数。然后login会对用户名进行分析：如果用户名不是rootQ且存在/etc/nologin文gQlogin输出nologin文g的内容，然后退出。这通常用来pȝl护旉止非root用户d。只?etc/securetty中登C的终端才允许root用户dQ如果不存在q个文gQ则root可以在Q何终端上d?etc/usertty文g用于对用户作出附加访问限Ӟ如果不存在这个文Ӟ则没有其他限制?/p>
在分析完用户名后Qlogin搜?etc/passwd以及/etc/shadow来验证密码以及设|̎L其它信息Q比如：ȝ录是什么、用何Ushell。如果没有指定主目录Q将默认为根目录Q如果没有指定shellQ将默认?bin/bash?/p>
loginE序成功后，会向对应的终端在输出最q一ơ登录的信息(?var/log/lastlog中有记录)Qƈ查用h否有新邮??usr/spool/mail/的对应用户名目录?。然后开始设|各U环境变量：对于bash来说Q系l首先寻?etc/profile脚本文gQƈ执行它；然后如果用户的主目录中存?bash_profile文gQ就执行它，在这些文件中又可能调用了其它配置文gQ所有的配置文g执行后后Q各U环境变量也讑֥了，q时会出现大家熟悉的命o行提C符Q到此整个启动过E就l束了?/p>
本文通过整理之前研发的一个项?ARM7TDMI + uCLinux)Q分析内核启动过E及需要修改的文gQ以供内核移植者参考。整理过E中也同时参考了众多|友的帖子，在此谢过。由于整理过E匆忙，隑օ错误及讲解的不够清楚之处Q请各位|友指正Q这里提前谢q。本文分以下部分q行介绍Q?
1. Bootloader及内核解?
2. 内核启动方式介绍
3. 内核启动地址的确?
4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S分析
5. start_kernel()函数分析
1. Bootloader及内核解?
Bootloader内核加载到内存中，讑֮一些寄存器Q然后将控制权交由内核，该过E中Q关闭MMU功能。通常Q内栔R是以压羃的方式存放，如zImageQ这里有两种解压ҎQ?
使用内核自解压程序?
arch/arm/boot/compressed/head.S或arch/arm/boot/compressed/head-xxxxx.S
arch/arm/boot/compressed/misc.c
在Bootloader中增加解压功能?
使用该方法时内核不需要带有自解压功能Q而用Bootloader中的解压E序代替内核自解压程序。其工作q程与内核自解压q程怼QBootloader把压~方式的内核解压到内存中Q然后蟩转到内核入口处开始执行?
2. 几种内核启动方式介绍
XIP (EXECUTE IN PLACE) 是指直接从存放代码的位置上启动运行?
2.1 非压~，非XIP
非XIP方式是指在运行之前需对代码进行重定位。该cd的内总非压~方式存攑֜Flash中，启动时由Bootloader加蝲到内存后q行?
2.2 非压~，XIP
该类型的内核以非压羃格式存放在ROM/Flash中，不需要加载到内存pq行QBootloader直接跌{到其存放地址执行。DataD复制和BSSD|零的工作由内核自己完成。这U启动方式常用于内存I间有限的系l中Q另外，E序在ROM/Flash中运行的速度相对较慢?
2.3 RAM自解?
压羃格式的内核由开头一D自解压代码和压~内核数据组成，׃以压~格式存放，内核只能以非XIP方式q行。RAM自解压过E如下：压羃内核存放于ROM/Flash中，Bootloader启动后加载到内存中的临时I间Q然后蟩转到压羃内核入口地址执行自解压代码，内核被解压到最l的目的地址然后q行。压~内核所占据的时空间随后被Linux回收利用。这U方式的内核在嵌入式产品中较为常见?
2.4 ROM自解?
解压~代码也能够以XIP的方式在ROM/Flash中运行。ROM自解压过E如下：压羃内核存放在ROM/Flash中，不需要加载到内存pq行QBootloader直接跌{到其存放地址执行其自解压代码Q将压羃内核解压到最l的目的地址q运行。ROM自解压方式存攄内核解压~速度慢，而且也不能节省内存空间?
3. 内核启动地址的确?
内核自解压方?
Head.S/head-XXX.S获得内核解压后首地址ZREALADDRQ然后解压内核，q把解压后的内核攑֜ZREALADDR的位|上Q最后蟩转到ZREALADDR地址上，开始真正的内核启动?
arch/armnommu/boot/MakefileQ定义ZRELADDR?ZTEXTADDR。ZTEXTADDR是自解压代码的v始地址Q如果从内存启动内核Q设|ؓ0卛_Q如果从Rom/Flash启动Q则讄ZTEXTADDR为相应的倹{ZRELADDR是内核解压羃后的执行地址?
arch/armnommu/boot/compressed/vmlinux.ld,引用LOAD_ADDR和TEXT_START?
arch/armnommu/boot/compressed/Makefile, 通过如下一行：
SEDFLAGS = s/TEXT_START/$(ZTEXTADDR)/;s/LOAD_ADDR/$(ZRELADDR)/;
使得TEXT_START = ZTEXTADDRQLOAD_ADDR = ZRELADDR?
说明Q?
执行完decompress_kernel函数?代码跛_head.S/head-XXX.S?查解压羃之后的kernel起始地址是否紧挨着kernel image。如果是,beq call_kernel,执行解压后的kernel。如果解压羃之后的kernel起始地址不是紧挨着kernel image,则执行relocate,其拯到紧接着kernel image的地?然后跌{,执行解压后的kernel?
Bootloader解压方式
Bootloader把解压后的内核放在内存的TEXTADDR位置上，然后跌{到TEXTADDR位置上，开始内核启动?
arch/armnommu/MakefileQ一般设|TEXTADDR为PAGE_OFF+0x8000Q如定义?x00008000, 0xC0008000{?
arch/armnommu/vmlinux.ldsQ引用TEXTADDR
4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S
该文件是内核最先执行的一个文Ӟ包括内核入口ENTRY(stext)到start_kernel间的初始化代码，主要作用是检查CPU IDQArchitecture TypeQ初始化BSS{操作，q蟩到start_kernel函数。在执行前，处理器应满以下状态：
r0 - should be 0
r1 - unique architecture number
MMU - off
I-cache - on or off
D-cache – off
/* 部分源代码分?*/
/* 内核入口?*/
ENTRY(stext)
/* E序状态，止FIQ、IRQQ设定SVC模式 */
mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode
/* |当前程序状态寄存器 */
msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled
/* 判断CPUcdQ查找运行的CPU IDgLinux~译支持的ID值是否支?*/
bl __lookup_processor_type
/* 跛___error */
teq r10, #0 @ invalid processor?
moveq r0, #'p' @ yes, error 'p'
beq __error
/* 判断体系cdQ查看R1寄存器的Architecture Type值是否支?*/
bl __lookup_architecture_type
/* 不支持，跛_出错 */
teq r7, #0 @ invalid architecture?
moveq r0, #'a' @ yes, error 'a'
beq __error
/* 创徏核心表 */
bl __create_page_tables
adr lr, __ret @ return address
add pc, r10, #12 @ initialise processor
/* 跌{到start_kernel函数 */
b start_kernel
__lookup_processor_typeq个函数Ҏ芯片的ID从proc.info获取proc_info_listl构Qproc_info_listl构定义在include/asm-armnommu/proginfo.h中，该结构的数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm*.S文g中，ARM7TDMIpd芯片的proc_info_list数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm6,7.S文g中。函数__lookup_architecture_type从arch.info获取machine_descl构Qmachine_descl构定义在include/asm-armnommu/mach/arch.h中，针对不同arch的数据定义在arch/armnommu/mach-*/arch.c文g中?
在这里如果知道processor_type和architecture_type,可以直接对相应寄存器q行赋倹{?
5. start_kernel()函数分析
下面对start_kernel()函数及其相关函数q行分析?
5.1 lock_kernel()
/* Getting the big kernel lock.
* This cannot happen asynchronously,
* so we only need to worry about other
* CPU's.
*/
extern __inline__ void lock_kernel(void)
{
if (!++current->lock_depth)
spin_lock(&kernel_flag);
}
kernel_flag是一个内核大自旋锁，所有进E都通过q个大锁来实现向内核态的q移。只有获得这个大自旋锁的处理器可以进入内核，如中断处理程序等。在M一对lock_kernelQunlock_kernel函数里至多可以有一个程序占用CPU?q程的lock_depth成员初始化ؓ-1Q在kerenl/fork.c文g中设|。在它小?Ӟ恒ؓ -1Q，q程不拥有内栔RQ当大于或等?Ӟq程得到内核锁?
5.2 setup_arch()
setup_arch()函数做体pȝ关的初始化工作，函数的定义在arch/armnommu/kernel/setup.c文g中，主要涉及下列主要函数及代码?
5.2.1 setup_processor()
该函C要通过
for (list = &__proc_info_begin; list < &__proc_info_end ; list++)
if ((processor_id & list->cpu_mask) == list->cpu_val)
break;
q样一个@环来?proc.infoD中L匚w的processor_idQprocessor_id在head_armv.S文g
中设|?
5.2.2 setup_architecture(machine_arch_type)
该函数获得体pȝ构的信息Q返回mach-xxx/arch.c 文g中定义的machinel构体的指针Q包含以下内容：
MACHINE_START (xxx, “xxx”)
MAINTAINER ("xxx")
BOOT_MEM (xxx, xxx, xxx)
FIXUP (xxx)
MAPIO (xxx)
INITIRQ (xxx)
MACHINE_END
5.2.3内存讄代码
if (meminfo.nr_banks == 0)
{
meminfo.nr_banks = 1;
meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET;
meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE;
}
meminfol构表明内存情况Q是对物理内存结构meminfo的默认初始化?nr_banks指定内存块的数量Qbank指定每块内存的范_PHYS _OFFSET指定某块内存块的开始地址QMEM_SIZE指定某块内存块长度。PHYS _OFFSET和MEM_SIZE都定义在include/asm-armnommu/arch-XXX/memory.h文g中，其中PHYS _OFFSET是内存的开始地址QMEM_SIZE是内存的结束地址。这个结构在接下来内存的初始化代码中起重要作用?
5.2.4 内核内存I间理
init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; 内核代码D开?
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext; 内核代码D늻?
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata; 内核数据D开?
init_mm.brk = (unsigned long) &_end; 内核数据D늻?
每一个Q务都有一个mm_structl构理其内存空_init_mm 是内核的mm_struct。其中设|成员变? mmap指向自己Q?意味着内核只有一个内存管理结构，讄 pgd=swapper_pg_dirQ?
swapper_pg_dir是内核的늛录，ARM体系l构的内栔R目录大小定义?6k。init_mm定义了整个内核的内存I间Q内核线E属于内总码，同样使用内核I间Q其讉K内存I间的权限与内核一栗?
5.2.5 内存l构初始?
bootmem_init(&meminfo)函数Ҏmeminfoq行内存l构初始化。bootmem_init(&meminfo)函数中调用reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages) 函数Q这个函数的作用是保留一部分内存使之不能被动态分配。这些内存块包括Q?
reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*内核所占用地址I间*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn<<PAGE_SHIFT, bootmap_pages<<PAGE_SHIFT)
/*bootmeml构所占用地址I间*/
5.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)
创徏内核表Q映所有物理内存和IOI间Q对于不同的处理器，该函数差别比较大。下面简单描qC下ARM体系l构的存储系l及MMU相关的概c?
在ARM存储pȝ中，使用内存理单元(MMU)实现虚拟地址到实际物理地址的映。利用MMUQ可把SDRAM的地址完全映射?x0起始的一片连l地址I间Q而把原来占据q片I间的FLASH或者ROM映射到其他不相冲H的存储I间位置。例如，FLASH的地址?x0000 0000?x00FFFFFFQ而SDRAM的地址范围?x3000 0000?x3lFFFFFFQ则可把SDRAM地址映射?x0000 0000?xlFFFFFFQ而FLASH的地址可以映射?x9000 0000?x90FFFFFF(此处地址I间为空Ԍ未被占用)。映完成后Q如果处理器发生异常Q假设依然ؓIRQ中断QPC指针指向0xl8处的地址Q而这个时候PC实际上是从位于物理地址?x3000 0018处读取指令。通过MMU的映，则可实现E序完全q行在SDRAM之中。在实际的应用中Q可能会把两片不q箋的物理地址I间分配lSDRAM。而在操作pȝ中，习惯于把SDRAM的空间连lv来，方便内存理Q且应用E序甌大块的内存时Q操作系l内怹可方便地分配。通过MMU可实Cq箋的物理地址I间映射l的虚拟地址I间。操作系l内核或者一些比较关键的代码Q一般是不希望被用户应用E序讉K。通过MMU可以控制地址I间的访问权限，从而保护这些代码不被破坏?
MMU的实现过E，实际上就是一个查表映的q程。徏立页表是实现MMU功能不可~少的一步。页表位于系l的内存中，表的每一对应于一个虚拟地址到物理地址的映。每一的长度x一个字的长?在ARM中，一个字的长度被定义?Bytes)。页表项除完成虚拟地址到物理地址的映功能之外，q定义了讉K权限和缓冲特性等?
MMU的映分ZU，一U页表的变换和二U页表变换。两者的不同之处是实现的变换地址I间大小不同。一U页表变换支? M大小的存储空间的映射Q而二U可以支?4 kBQ? kB? kB大小地址I间的映?
动态表(表)的大＝表项敎ͼ每个表项所需的位敎ͼ即ؓ整个内存I间建立索引表时Q需要多大空间存攄引表本n?
表项敎ͼ虚拟地址I间/每页大小
每个表项所需的位敎ͼLog(实际表?+适当控制位数
实际表?Q物理地址I间/每页大小
下面分析paging_initQ）函数的代码?
在paging_init中分配v始页Q即W?）地址Q?
zero_page = 0xCXXXXXXX
memtable_init(mi); 如果当前微处理器带有MMUQ则为系l内存创建页表；如果当前微处理器不支持MMUQ比如ARM7TDMI上移植uCLinux操作pȝӞ则不需要此cL骤。可以通过如下一个宏定义实现灉|控制Q对于带有MMU的微处理器而言Qmemtable_init(mi)是paging_init()中最重要的函数?
#ifndef CONFIG_UCLINUX
/* initialise the page tables. */
memtable_init(mi);
……Q此处省略若q代码）
free_area_init_node(node, pgdat, 0, zone_size,
bdata->node_boot_start, zhole_size);
}
#else /* 针对不带MMU微处理器 */
{
/*****************************************************/
定义物理内存区域理
/*****************************************************/
unsigned long zone_size[MAX_NR_ZONES] = {0,0,0};
zone_size[ZONE_DMA] = 0;
zone_size[ZONE_NORMAL] = (END_MEM - PAGE_OFFSET) >> PAGE_SHIFT;
free_area_init_node(0, NULL, NULL, zone_size, PAGE_OFFSET, NULL);
}
#endif
uCLinux与其它嵌入式Linux最大的区别是MMU理q一块，从上面代码就明显可以看到q点区别。下面l讨论针对带MMU的微处理器的内存理?
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
{
struct map_desc *init_maps, *p, *q;
unsigned long address = 0;
int i;
init_maps = p = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
/*******************************************************/
其中map_desc定义为：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int domain:4, // 表的domain
prot_read:1, // M护标?
prot_write:1, // 写保护标?
cacheable:1, // 是否使用cache
bufferable:1, // 是否使用write buffer
last:1; //I?
};init_maps /* map_desc是区D及其属性的定义 */
下面代码对meminfo的区D进行遍历，在嵌入式pȝ中列举所有可映射的内存，例如32M SDRAM, 4M FLASH{，用meminfo记录q些内存区段。同时填写init_maps 中的各项内容。meminfol构如下Q?
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
/********************************************************/
for (i = 0; i < mi->nr_banks; i++)
{
if (mi->bank.size == 0)
continue;
p->physical = mi->bank.start;
p->virtual = __phys_to_virt(p->physical);
p->length = mi->bank.size;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 0;
p->prot_write = 1;
p->cacheable = 1; //使用Cache
p->bufferable = 1; //使用write buffer
p ++; //下一个区D?
}
/* 如果pȝ存在FLASH,执行以下代码 */
#ifdef FLUSH_BASE
p->physical = FLUSH_BASE_PHYS;
p->virtual = FLUSH_BASE;
p->length = PGDIR_SIZE;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 1;
p->prot_write = 0;
p->cacheable = 1;
p->bufferable = 1;
p ++;
#endif
/***********************************************************/
接下来的代码是逐个区段建立表
/***********************************************************/
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
/*******************************************************************************/
׃内核I间是从某个地址开始，?xC0000000Q所?xC000 0000 以前的页表项全部清空
clear_mapping在mm-armv.c中定义，其中clear_mapping()是个宏，Ҏ处理器的不同Q可以被展开为如下代?
cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm为内核的mm_structQpgd指向 swapper_pg_dirQ在arch/arm/kernel/init_task.c中定义。cpu_XXX_set_pmd定义在proc_armXXX.S文g中，参见ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 处代码?
/*********************************************************************************/
clear_mapping(address);
/* 每个表项增加1M */
address += PGDIR_SIZE;
} else {
/* 构徏内存表 */
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
/ * create_mapping函数也在mm-armv.c中定?*/
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
unsigned long virt, length;
int prot_sect, prot_pte;
long off;
/*******************************************************************************/
大部分应用中均采?Usection模式的地址映射Q一个section的大ؓ1MQ也是说从逻辑地址到物理地址的{变是q样的一个过E：
一?2位的地址Q高12位决定了该地址在页表中的indexQ这个index的内容决定了该逻辑section对应的物理sectionQ??0位决定了该地址在section中的偏移QindexQ。例如：?x0?xFFFFFFFF的地址I间d可以分成0x1000Q?KQ个sectionQ每个section大小?MQ，表中每的大小?2个bitQ因此页表的大小?x4000Q?6KQ?
每个表的内容如下:
bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
content: Section对应的物理地址 NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0
最低两位（10Q是section分页的标识?
APQAccess PermissionQ区分只诅R读写、SVCQ其它模式?
DomainQ每个section都属于某个DomainQ每个Domain的属性由寄存器控制。一般都只要包含两个DomainQ一个可讉K地址I间Q?另一个不可访问地址I间?
C、BQ这两位军_了该section的cacheQwrite buffer属性，q与该段的用?RO or RW)有密切关pR不同的用途要做不同的讄?
C B 具体含义
0 0 无cacheQ无写缓ԌM对memory的读写都反映到ȝ上。对 memory 的操作过E中CPU需要等待?
0 1 无cacheQ有写缓ԌL作直接反映到ȝ上。写操作CPU数据写入到写缓冲后l箋q行Q由写缓冲进行写回操作?
1 0 有cacheQ写通模式，L作首先考虑cache hitQ写操作时直接将数据写入写缓Ԍ如果同时出现cache hitQ那么也更新cache?
1 1 有cacheQ写回模式，L作首先考虑cache hitQ写操作也首先考虑cache hit?
׃ARM中section表项的权限位和page表项的位|不同， 以下代码Ҏstruct map_desc 中的保护标志Q分别计页表项中的AP, Domain和CB标志位?
/*******************************************************************************/
prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY |
(md->prot_read ? L_PTE_USER : 0) |
(md->prot_write ? L_PTE_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? L_PTE_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? L_PTE_BUFFERABLE : 0);
prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) |
(md->prot_read ? PMD_SECT_AP_READ : 0) |
(md->prot_write ? PMD_SECT_AP_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? PMD_SECT_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? PMD_SECT_BUFFERABLE : 0);
/********************************************************************/
讄虚拟地址Q偏Ud址和内存length
/********************************************************************/
virt = md->virtual;
off = md->physical - virt;
length = md->length;
/********************************************************************/
建立虚拟地址到物理地址的映?
/********************************************************************/
while ((virt & 0xfffff || (virt + off) & 0xfffff) && length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
while (length >= PGDIR_SIZE) {
alloc_init_section(virt, virt + off, prot_sect);
virt += PGDIR_SIZE;
length -= PGDIR_SIZE;
}
while (length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
/*************************************************************************/
create_mapping的作用是讄虚地址virt 到物理地址virt + off_set的映页目录和页表?
/*************************************************************************/
/* 映射中断向量表区?*/
init_maps->physical = virt_to_phys(init_maps);
init_maps->virtual = vectors_base();
init_maps->length = PAGE_SIZE;
init_maps->domain = DOMAIN_USER;
init_maps->prot_read = 0;
init_maps->prot_write = 0;
init_maps->cacheable = 1;
init_maps->bufferable = 0;
create_mapping(init_maps);
中断向量表的虚地址init_mapsQ是用alloc_bootmem_low_pages分配的，通常是在PAGE_OFF+0x8000前面的某一， vectors_base()是个宏，ARM规定中断向量表的地址只能??xFFFF0000Q所以上qC码映一到0?xFFFF0000Q中断处理程序中的部分代码也被拷贝到q一中?
5.3 parse_options()
分析由内核引导程序发送给内核的启动选项Q在初始化过E中按照某些选项q行Qƈ剩余部分传送给initq程。这些选项可能已经存储在配|文件中Q也可能是由用户在系l启动时敲入的。但内核q不兛_q些Q这些细节都是内核引导程序关注的内容Q嵌入式pȝ更是如此?
5.4 trap_init()
q个函数用来做体pȝ关的中断处理的初始化Q在该函C调用__trap_init((void *)vectors_base())函数exception vector讄到vectors_base开始的地址上。__trap_init函数位于entry-armv.S文g中，对于ARM处理器，共有复位、未定义指o、SWI、预取终止、数据终止、IRQ和FIQ几种方式。SWI主要用来实现pȝ调用Q而生了IRQ之后Q通过exception vectorq入中断处理q程Q执行do_IRQ函数?
armnommu的trap_initQ）函数在arch/armnommu/kernel/traps.c文g中。vectors_base是写中断向量的开始地址Q在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h文g中设|，地址??XFFFF0000?
ENTRY(__trap_init)
stmfd sp!, {r4 - r6, lr}
mrs r1, cpsr @ code from 2.0.38
bic r1, r1, #MODE_MASK @ clear mode bits /* 讄svc模式Qdisable IRQ,FIQ */
orr r1, r1, #I_BIT|F_BIT|MODE_SVC @ set SVC mode, disable IRQ,FIQ
msr cpsr, r1
adr r1, .LCvectors @ set up the vectors
ldmia r1, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr}
stmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr} /* 拯异常向量 */
add r2, r0, #0x200
adr r0, __stubs_start @ copy stubs to 0x200
adr r1, __stubs_end
1: ldr r3, [r0], #4
str r3, [r2], #4
cmp r0, r1
blt 1b
LOADREGS(fd, sp!, {r4 - r6, pc})
__stubs_start到__stubs_end的地址中包含了异常处理的代码，因此拯到vectors_base+0x200的位|上?
5.5 init_IRQ()
void __init init_IRQ(void)
{
extern void init_dma(void);
int irq;
for (irq = 0; irq < NR_IRQS; irq++) {
irq_desc[irq].probe_ok = 0;
irq_desc[irq].valid = 0;
irq_desc[irq].noautoenable = 0;
irq_desc[irq].mask_ack = dummy_mask_unmask_irq;
irq_desc[irq].mask = dummy_mask_unmask_irq;
irq_desc[irq].unmask = dummy_mask_unmask_irq;
}
CSR_WRITE(AIC_MDCR, 0x7FFFE); /* disable all interrupts */
CSR_WRITE(CAHCNF,0x0);/*Close Cache*/
CSR_WRITE(CAHCON,0x87);/*Flush Cache*/
while(CSR_READ(CAHCON)!=0);
CSR_WRITE(CAHCNF,0x7);/*Open Cache*/
init_arch_irq();
init_dma();
}
q个函数用来做体pȝ关的irq处理的初始化Qirq_desc数组是用来描qIRQ的请求队列，每一个中断号分配一个irq_descl构Q组成了一个数l。NR_IRQS代表中断数目Q这里只是对中断l构irq_descq行了初始化。在默认的初始化完成后调用初始化函数init_arch_irqQ先执行arch/armnommu/kernel/irq-arch.c文g中的函数genarch_init_irq()Q然后就执行include/asm-armnommu/arch-xxxx/irq.h中的inline函数irq_init_irqQ在q里对irq_descq行了实质的初始化。其中mask用阻塞中断；unmask用来取消dQmask_ack的作用是d中断Q同时还回应ackl硬件表C个中断已l被处理了，否则g再ơ发生同一个中断。这里，不是所有硬仉要这个ack回应Q所以很多时候mask_ack与mask用的是同一个函数?
接下来执行init_dmaQ）函数Q如果不支持DMAQ可以设|include/asm-armnommu/arch-xxxx/dma.h中的MAX_DMA_CHANNELS?Q这样在arch/armnommu/kernel/dma.c文g中会Ҏq个定义使用不同的函数?
5.6 sched_init()
初始化系l调度进E，主要对定时器机制和时钟中断的Bottom Half的初始化函数q行讄。与旉相关的初始化q程主要有两步：Q?Q调用init_timervecs()函数初始化内核定时器机制Q（2Q调用init_bh()函数BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH所对应的BH函数分别讄成timer_bh()、tqueue_bh()和immediate_bh()函数
5.7 softirq_init()
内核的Y中断机制初始化函数。调用tasklet_init初始化tasklet_structl构QY中断的个Cؓ32个。用于bh的tasklet_structl构调用tasklet_init()以后Q它们的函数指针func全都指向bh_action()。bh_action是tasklet实现bh机制的代码，但此时具体的bh函数q没有指定?
HI_SOFTIRQ用于实现bottom halfQTASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet?
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); /* 初始化公qtasklet_struct要用到的软中?*/
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); /* 初始化tasklet_struct实现的bottom half调用 */
q里Z讲一下Y中断的执行函数do_softirq()?
软中断服务不允许在一个硬中断服务E序内部执行Q也不允许在一个Y中断服务E序内部执行Q所以通过in_interrupt()加以查。h->action 是串行化执行Y中断Q当bh 的tasklet_struct 铑օ的时候，p在这里执行，在bh里重新锁定了所有CPUQ导致一个时间只有一个CPU可以执行bh 函数Q但是do_softirq()是可以在多CPU 上同时执行的。而每个tasklet_struct在一个时间上是不会出现在两个CPU上的。另外，只有当Linux初始化完成开启中断后Q中断系l才可以开始工作?
5.8 time_init()
q个函数用来做体pȝ关的timer的初始化Qarmnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。这里调用了在include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函数setup_timerQsetup_timerQ）函数的设计与g设计紧密相关Q主要是Ҏg设计情况讄旉中断号和旉频率{?
void __inline__ setup_timer (void)
{
/*----- disable timer -----*/
CSR_WRITE(TCR0, xxx);
CSR_WRITE (AIC_SCR7, xxx); /* setting priority level to high */
/* timer 0: 100 ticks/sec */
CSR_WRITE(TICR0, xxx);
timer_irq.handler = xxxxxx_timer_interrupt;
setup_arm_irq(IRQ_TIMER, &timer_irq); /* IRQ_TIMER is the interrupt number */
INT_ENABLE(IRQ_TIMER);
/* Clear interrupt flag */
CSR_WRITE(TISR, xxx);
/* enable timer */
CSR_WRITE(TCR0, xxx);
}
5.9 console_init()
控制台初始化。控制台也是一U驱动程序，׃其特D性，提前到该处完成初始化Q主要是Z提前看到输出信息Q据此判断内核运行情c很多嵌入式Linux操作pȝ׃没有?dev目录下正配|console讑֤Q造成启动时发生诸如unable to open an initial console的错误?
/*******************************************************************************/
init_modules()函数到smp_init()函数之间的代码一般不需要作修改Q?
如果q_hҎ性，也只需对相兛_数进行必要修攏V?
q里单注明了一下各个函数的功能Q以便了解?
/*******************************************************************************/
5.10 init_modules()
模块初始化。如果编译内核时使能该选项Q则内核支持模块化加?卸蝲功能
5.11 kmem_cache_init()
内核Cache初始化?
5.12 sti()
使能中断Q这里开始，中断pȝ开始正常工作?
5.13 calibrate_delay()
q似计算BogoMIPS数字的内核函数。作为第一ơ估，calibrate_delay计算出在每一U内执行多少ơ__delay循环Q也是每个定时器滴{（timer tickQ―百分之一U内延时循环可以执行多少ơ。这U计只是一U估，l果q不能精到U秒Q但q个数字供内怋用已l够精了?
BogoMIPS的数字由内核计算q在pȝ初始化的时候打印。它q似的给Z每秒钟CPU可以执行一个短延迟循环的次数。在内核中，q个l果主要用于需要等待非常短周期的设备驱动程序――例如，{待几微Uƈ查看讑֤的某些信息是否已l可用?
计算一个定时器滴答内可以执行多次循环需要在滴答开始时开始计敎ͼ或者应该尽可能与它接近。全局变量jiffies中存储了从内核开始保持跟t时间开始到现在已经l过的定时器滴答敎ͼ jiffies保持异步更新Q在一个中断内——每U一百次Q内核暂时挂h在处理的内容Q更新变量，然后l箋刚才的工作?
5.14 mem_init()
内存初始化。本函数通过内存片的重l等Ҏ标记当前剩余内存, 讄内存上下界和表初始倹{?
5.15 kmem_cache_sizes_init()
内核内存理器的初始化，也就是初始化cache和SLAB分配机制?
5.16 pgtable_cache_init()
表cache初始化?
5.17 fork_init()
q里Ҏg的内存情况，如果计算出的max_threads数量太大Q可以自行定义?
5.18 proc_caches_init();
为proc文gpȝ创徏高速缓?
5.19 vfs_caches_init(num_physpages);
为VFS创徏SLAB高速缓?
5.20 buffer_init(num_physpages);
初始化buffer
5.21 page_cache_init(num_physpages);
늼冲初始化
5.22 signals_init();
创徏信号队列高速缓?
5.23 proc_root_init();
在内存中创徏包括根结点在内的所有节?
5.24 check_bugs();
查与处理器相关的bug
5.25 smp_init();
5.26 rest_init(); 此函数调用kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)函数?
5.26.1 kernel_thread()函数分析
q里调用了arch/armnommu/kernel/process.c中的函数kernel_threadQkernel_thread函数中通过__syscall(clone) 创徏新线E。__syscall(clone)函数参见armnommu/kernel目录下的entry-common.S文g?
5.26.2 init()完成下列功能Q?
Init()函数通过kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)的回调函数执行，完成下列功能?
do_basic_setup()
在该函数里，sock_init()函数q行|络相关的初始化Q占用相当多的内存，如果所开发系l不支持|络功能Q可以把该函数的执行注释掉?
do_initcalls()实现驱动的初始化, q里需要与vmlinux.lds联系h看才能明白其中奥妙?#61514;
static void __init do_initcalls(void)
{
initcall_t *call;
call = &__initcall_start;
do {
(*call)();
call++;
} while (call < &__initcall_end);
/* Make sure there is no pending stuff from the initcall sequence */
flush_scheduled_tasks();
}
查看 /arch/i386/vmlinux.ldsQ其中有一D代?
__initcall_start = .;
.initcall.init : { *(.initcall.init) }
__initcall_end = .;
其含义是__initcall_start指向代码?initcall.init的节首，而__initcall_end指向.initcall.init的节?
do_initcalls所作的是系l中有关驱动部分的初始化工作Q那么这些函数指针数据是怎样攑ֈ?initcall.init节呢Q在include/linux/init.h文g中有如下3个定义：
1. #define __init_call __attribute__ ((unused,__section__ (".initcall.init")))
__attribute__的含义就是构Z个在.initcall.init节的指向初始函数的指针?
2. #define __initcall(fn) static initcall_t __initcall_##fn __init_call = fn
##意思就是在可变参数使用宏定义的时候构Z个变量名UCؓ所指向的函数的名称Qƈ且在前面加上__initcall_
3. #define module_init(x) __initcall(x);
很多驱动中都有类似module_init(usb_init)的代码，通过该宏定义逐层解释存放?initcall.int节中?
blkmem相关的修?do_initcalls()初始化驱动时执行此代?
在blkmem_init()函数中，调用了blk_init_queue()函数Qblk_init_queue()函数调用了blk_init_free_list()函数Qblk_init_free_list()函数又调用了blk_grow_request_list()函数Q在q个函数中会kmem_cache_alloc出nr_requests个requestl构体?
q里如果nr_requests的值太大，则将占用q多的内存，造成g内存不够Q因此可以根据实际情况将其替换成了较的|比如32?6{?
free_initmem
q个函数在arch/armnommu/mm/init.c文g中，其作用就是对init节的释放Q也可以通过修改代码指定Z释放?
5.26.3 init执行q程
在内核引导结束ƈ启动init之后Q系l就转入用户态的q行Q在q之后创建的一切进E，都是在用h进行。这里先要清楚一个概念：是initq程虽然是从内核开始的Q即在前面所讲的init/main.c中的init()函数在启动后已l是一个核心线E，但在转到执行initE序Q如/sbin/initQ之后，内核中的init()变成了/sbin/initE序Q状态也转变成了用户态，也就是说核心U程变成了一个普通的q程。这样一来，内核中的init函数实际上只是用hinitq程的入口，它在执行execve("/sbin/init",argv_init,envp_init)时改变成Z个普通的用户q程。这也就是exec函数的乾坤大挪移法，在exec函数调用其他E序Ӟ当前q程被其他进E?#8220;灵魂附体”?
除此之外Q它们的代码来源也有差别Q内怸的init()函数的源代码?init/main.c中，是内核的一部分。?sbin/initE序的源代码是应用程序?
initE序启动之后Q要完成以下dQ检查文件系l，启动各种后台服务q程Q最后ؓ每个l端和虚拟控制台启动一个gettyq程供用L录。由于所有其它用戯E都是由initz的，因此它又是其它一切用戯E的父进E?
initq程启动后，按照/etc/inittab的内容进E系l设|。很多嵌入式pȝ用的是BusyBox的initQ它与一般所使用的init不一P会先执行/etc/init.d/rcS而非/etc/rc.d/rc.sysinit?
结Q?
本想多整理一些相兌料，无奈又要开始新目的奔波，start_kernel()函数也刚好差不多讲完了，分析的不是很深入Q希望对嵌入式LinuxUL的网友们有一些帮助。最后列举下面几处未整理的知识点Q有兴趣的网友可作进一步探讨?
text.init和data.init说明
__init标示W在gcc~译器中指定该函数|于内核的特定区域。在内核完成自n初始化之后，pN放这个特定区域。实际上Q内怸存在两个q样的区域，.text.init?data.init――第一个是代码初始化用的Q另外一个是数据初始化用的。另外也可以看到__initfunc和__initdata标志Q前者和__initcMQ标志初始化专用代码Q后者则标志初始化专用数据?
System.map内核W号?
irq的处理过E?
Linux内核调度q程
]]>
规划如下Qbootloader, linux kernel, rootdisk攑֜flash里?nbsp;
具体?nbsp;0x0c00 0000开始的W一?M放bootloaderQ?nbsp;
0x0c10 0000开始的2m放linux kernel,?nbsp;0x0c30 0000开始都lrootdisk?nbsp;
启动Q?nbsp;
首先Q启动后arm920T地址0x0c00 0000映射?Q可通过跳线讄Q，
实际上从0x0c00 0000启动Q进入我们的bootloaderQ但׃flash速度慢，
所以bootloader前面有一段E序把bootloader拯到SDRAM 中的0x0AFE0100Q?nbsp;
再从0x 0800 0000 q行bootloaderQ我们叫q段程序ؓflashloader,
flashloader必须要首先初始化SDRAM,不然往那放那些东东Q?nbsp;
.equ SOURCE, 0x0C000100 bootloader的存攑֜址
.equ TARGET, 0x0AFE0100 目标地址
.equ SDCTL0, 0x221000 SDRAM控制器寄存器
// size is stored in location 0x0C0000FC
.global _start
_start: //入口?nbsp;
//;***************************************
//;* Init SDRAM
//;***************************************
// ***************
// * SDRAM
// ***************
LDR r1, =SDCTL0 //
// Set Precharge Command
LDR r3, =0x92120200
//ldr r3,=0x92120251
STR r3, [r1]
// Issue Precharge All Commad
LDR r3, =0x8200000
LDR r2, [r3]
// Set AutoRefresh Command
LDR r3, =0xA2120200
STR r3, [r1]
// Issue AutoRefresh Command
LDR r3, =0x8000000
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
LDR r2, [r3]
// Set Mode Register
LDR r3, =0xB2120200
STR r3, [r1]
// Issue Mode Register Command
LDR r3, =0x08111800 //; Mode Register value
LDR r2, [r3]
// Set Normal Mode
LDR r3, =0x82124200
STR r3, [r1]
//;***************************************
//;* End of SDRAM and SyncFlash Init *
//;***************************************
// copy code from FLASH to SRAM
_CopyCodes:
ldr r0,=SOURCE
ldr r1,=TARGET
sub r3,r0,#4
ldr r2,[r3]
_CopyLoop:
ldr r3,[r0]
str r3,[r1]
add r0,r0,#4
add r1,r1,#4
sub r2,r2,#4
teq r2,#0
beq _EndCopy
b _CopyLoop
_EndCopy:
ldr r0,=TARGET
mov pc,r0
上回书说到flashloader把bootloader load?x0AFE0100Q?nbsp;然回跳了q去Q?nbsp;
其实0x0AFE0100 是烧在flash 0x0C000100中的真正的bootloader:
bootloader 有几个文件组成，先是START.sQ也是唯一的一个汇~程序，其余的都是C写成的，START.s主要初始化堆栈：
_start:
ldr r1,=StackInit
ldr sp,[r1]
b main
//此处我们跛_了C代码的main函数Q当C代码执行完后Q还要调?nbsp;
//下面的JumpToKernel0x跛_LINXU kernelq行
.equ StackInitvalue, __end_data+0x1000 // 4K __end_data在连l脚本中指定
StackInit:
.long StackInitvalue
.global JumpToKernel
JumpToKernel:
// jump to the copy code (get the arguments right)
mov pc, r0
.global JumpToKernel0x
// r0 = jump address
// r1-r4 = arguments to use (these get shifted)
JumpToKernel0x:
// jump to the copy code (get the arguments right)
mov r8, r0
mov r0, r1
mov r1, r2
mov r2, r3
mov r3, r4
mov pc, r8
.section ".data.boot"
.section ".bss.boot"
下面让我们看看bootloader的c代码q了些什么。main函数比较长，让我们分D|慢看?nbsp;
int main()
{
U32 *pSource, *pDestin, count;
U8 countDown, bootOption;
U32 delayCount;
U32 fileSize, i;
char c;
char *pCmdLine;
char *pMem;
init(); //初始化FLASH控制器和CPU旉
EUARTinit(); //串口初始?nbsp;
EUARTputString("\n\nDBMX1 Linux Bootloader ver 0.2.0\n");
EUARTputString("Copyright (C) 2002 Motorola Ltd.\n\n");
EUARTputString((U8 *)cmdLine);
EUARTputString("\n\n");
EUARTputString("Press any key for alternate boot-up options ... ");
弟的bootloader主要q这么几件事:init(); 初始化硬Ӟ打印一些信息和提供一些操作选项Q?nbsp;
0. Program bootloader image
1. Program kernel image
2. Program root-disk image
3. Download kernel and boot from RAM
4. Download kernel and boot with ver 0.1.x bootloader format
5. Boot a ver0.1.x kernel
6. Boot with a different command line
也就是说Q可以在bootloader里选择重新下蝲kernel,rootdiskq写入flash,
下蝲的方法是用usbq接Q?0m的rootdisk也就L一下。关于usb下蝲的讨参看先前的脓?#8220;为arm开发^台增加usb下蝲接口“?nbsp;
如果不选，直接回RQ就开始把整个linux的内核拷贝到SDRAM中运行?nbsp;
列位看官Q可能有问，在flashloader中不是已l初始化qsdram控制器了吗？怎么init(); 中还要初始化呢，各位有所不知Q小弟用的是syncflashQ?nbsp;
可以直接使用sdram控制器的接口Q切讎ͼ在flash中运行的代码是不能初始化q接flash的sdram控制器的Q不然绝Ҏ掉了。所以，当程序在flash中运行的时候，d始化sdram,而现在在sdram中运行，可放心大胆地初始化flash了，主要是设定字宽，行列延时Q因为缺省都是最大的?nbsp;
另外Q如果列位看官的cpu有够的片内ramQ完全可以先把bootloader攑֜片内ramQ干完一切后再蟩到LINUXQ小弟着也是不得已而ؓ之啊?nbsp;
如果直接输入回RQ进入kernel拯工作Q?nbsp;
EUARTputString("Copying kernel from Flash to RAM ...\n");
count = 0x200000; // 2 Mbytes
pSource = (U32 *)0x0C100000;
pDestin = (U32 *)0x08008000;
do
{
*(pDestin++) = *(pSource++);
count -= 4;
} while (count > 0);
}
EUARTputString("Booting kernel ...\n\n");
q一D|有什么可说的Q运行完后kernel在0x08008000了，至于Z么要
I出0x8000的一D，主要是放kelnel的一些全局数据l构Q如内核表Qarm的页目录要有16k大?nbsp;
我们知道Qlinux内核启动的时候可以传入参敎ͼ如在PC上，如果使用LILO,
当出现LILOQ，我们可以输入root=/dev/hda1.或mem="128M"{指定文件系l的讑֤或内存大，在嵌入式pȝ上，参数的传入是要靠bootloader完成的，
pMem = (char *)0x083FF000; //参数字符串的目标存放地址
pCmdLine = (char *)&cmdLine; //定义的静态字W串
while ((*(pMem++)=*(pCmdLine++)) != 0);//拯
JumpToKernel((void *)0x8008000, 0x083FF000) //跌{到内?nbsp;
return (0);
JumpToKernel在前文中的start.S定义q：
JumpToKernel:
// jump to the copy code (get the arguments right)
mov pc, r0
.global JumpToKernel0x
// r0 = jump address
// r1 = arguments to use (these get shifted)
׃arm-GCC的c参数调用的顺序是从左到右R0开始，所以R0是KERNKEL的地址Q?nbsp;
r1是参数字W串的地址Q?nbsp;
到此为止Qؓlinux引导做的准备工作q束了Q下一回我们就正式q入linux的代码?nbsp;
好，从本节开始，我们走过了bootloader的O长征途，开始进入linux的内核：
说实话，linux宝典的确高深莫测Q洋了十几年修炼Q各U内功心法层处不I有些地方反复推敲也领悟不了其中奥妙Q炼不到W九重啊。?nbsp;
linux的入口是一D|~代码，用于基本的硬件设|和建立临时表Q对?nbsp;
ARM LINUX?nbsp;linux/arch/arm/kernle/head-armv.S, 赎ͼ
#if defined(CONFIG_MX1)
mov r1, #MACH_TYPE_MX1
#endif
q第一句话好像p人看不懂Q好像葵花宝典开头的八个字：Ʋ练功。。。?nbsp;
那来的MACH_TYPE_MX1Q其实，在head-armv.S
中的一w要工作就是设|内核的临时表Q不然mmu开h也玩不{Q但是内核怎么知道如何映射内存呢？linux的内核将映射到虚地址0xCxxx xxxx处，但他怎么知道把哪一片ram映射q去呢？
因ؓ不通的pȝ有不通的内存影像Q所以，LINUXU定Q内总码开始的时候，
R1攄是系l目标^台的代号Q对于一些常见的Q标准的q_Q内核已l提供了支持Q只要在~译的时候选中p了，例如对X86q_Q内核是从物理地址1M开始映的。如果老兄是自己攒的^収ͼ只好ȝ你自己写了?nbsp;
弟拿hpQ与人消灾，用的是摩托的MX1,只好自己写了Q定义了#MACH_TYPE_MX1Q当Ӟq要写一个描q^台的数据l构Q?nbsp;
MACHINE_START(MX1ADS, "Motorola MX1ADS")
MAINTAINER("SPS Motorola")
BOOT_MEM(0x08000000, 0x00200000, 0xf0200000)
FIXUP(mx1ads_fixup)
MAPIO(mx1ads_map_io)
INITIRQ(mx1ads_init_irq)
MACHINE_END
看v来怪怪的Q但现在大家只要知道他定义了基本的内存映象：RAM?x08000000开始，i/oI间?x00200000开始，i/oI间映射到虚拟地址I间
0xf0200000开始处。摩托的芯片i/o和内存是l一~址的?nbsp;
其他的项Q在下面的初始化q程中会逐个介绍到?nbsp;
好了好了Q再看下面的指oQ?nbsp;
mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC @ make sure svc mode //讄为SVC模式Q允怸断和快速中?nbsp;
//此处讑֮pȝ的工作状态，arm?U状?nbsp;
//每种状态有自己的堆?nbsp;
msr cpsr_c, r0 @ and all irqs diabled
bl __lookup_processor_type
//定义处理器相关信息，如value, mask, mmuflagsQ?nbsp;
//攑֜proc.infoD中
//__lookup_processor_type 取得q些信息Q在下面
//__lookup_architecture_type 中用
q一D|查询处理器的U类Q大家知道arm有arm7, arm9{类型，如何区分呢？
在arm协处理器中有一个只d存器Q存攑֤理器相关信息。__lookup_processor_type返回如下的l构Q?nbsp;
__arm920_proc_inf
.long 0x41009200 //CPU id
.long 0xff00fff0 //cpu mask
.long 0x00000c1e @ mmuflags
b __arm920_setup
.long cpu_arch_name
.long cpu_elf_name
.long HWCAP_SWP | HWCAP_HALF | HWCAP_26BIT
.long cpu_arm920_info
.long arm920_processor_functions
W一ҎCPU idQ将与协处理器中d的id作比较，其余的都是与处理器相关的
信息Q到下面初始化的q程中自然会用到。?nbsp;
查询C处理器类型和pȝ的内存映像后pq入初始化过E中比较关键的一步了Q开始设|mmuQ但首先要设|一个时的内核表Q映?m的内存，q在初始化过E中是够了Q?nbsp;
//r5=0800 0000 ram起始地址 r6=0020 0000 io地址Qr7=f020 0000 虚io
teq r7, #0 @ invalid architecture?
moveq r0, #'a' @ yes, error 'a'
beq __error
bl __create_page_tables
其中__create_page_tables为：
__create_page_tables:
pgtbl r4
//r4=0800 4000 临时表的v始地址
//r5=0800 0000, ram的v始地址
//r6=0020 0000, i/o寄存器空间的起始地址
//r7=0000 3c08
//r8=0000 0c1e
//the page table in 0800 4000 is just temp base page, when init_task's sweaper_page_dir ready,
// the temp page will be useless
// the high 12 bit of virtual address is base table index, so we need 4kx4 = 16k temp base page,
mov r0, r4
mov r3, #0
add r2, r0, #0x4000 @ 16k of page table
1: str r3, [r0], #4 @ Clear page table
str r3, [r0], #4
str r3, [r0], #4
str r3, [r0], #4
teq r0, r2
bne 1b
/*
* Create identity mapping for first MB of kernel.
* This is marked cacheable and bufferable.
*
* The identity mapping will be removed by
*/
// ׃linux~译的地址?xC0008000,load的地址?x08008000,我们需要将虚地址0xC0008000映射?800800一D?nbsp;
//同时Q由于部分代码也要直接访?x08008000Q所?x08008000对应的表也要填?nbsp;
// 表中的表象为section,AP="11"表示M模式下可讉KQdomain??nbsp;
add r3, r8, r5 @ mmuflags + start of RAM
//r3=0800 0c1e
add r0, r4, r5, lsr #18
//r0=0800 4200
str r3, [r0] @ identity mapping
//*0800 4200 = 0800 0c1e 0x200表象 对应的是0800 0000 ?m
/*
* Now setup the pagetables for our kernel direct
* mapped region. We round TEXTADDR down to the
* nearest megabyte boundary.
*/
//下面是映?M
add r0, r4, #(TEXTADDR & 0xfff00000) >> 18 @ start of kernel
//r0 = r4+ 0x3000 = 0800 4000 + 3000 = 0800 7000
str r3, [r0], #4 @ PAGE_OFFSET + 0MB
//*0800 7004 = 0800 0c1e
add r3, r3, #1 << 20
//r3=0810 0c1e
str r3, [r0], #4 @ PAGE_OFFSET + 1MB
//*0800 7008 = 0810 0c1e
add r3, r3, #1 << 20
str r3, [r0], #4
//*0800 700c = 0820 0c1e @ PAGE_OFFSET + 2MB
add r3, r3, #1 << 20
str r3, [r0], #4 @ PAGE_OFFSET + 3MB
//*0800 7010 = 0830 0c1e
bic r8, r8, #0x0c @ turn off cacheable
//r8=0000 0c12 @ and bufferable bits
mov pc, lr //子程序返回?nbsp;
下一回就要开始打开mmu的操作了
上回书讲到已l设|好了内核的表Q然后要跌{到__arm920_setupQ?nbsp;
q个函数在arch/arm/mm/proc-arm929.s
__arm920_setup:
mov r0, #0
mcr p15, 0, r0, c7, c7 @ invalidate I,D caches on v4
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4@ drain write buffer on v4
mcr p15, 0, r0, c8, c7 @ invalidate I,D TLBs on v4
mcr p15, 0, r4, c2, c0 @ load page table pointer
mov r0, #0x1f @ Domains 0, 1 = client
mcr p15, 0, r0, c3, c0 @ load domain access register
mrc p15, 0, r0, c1, c0 @ get control register v4
/*
* Clear out 'unwanted' bits (then put them in if we need them)
*/
@ VI ZFRS BLDP WCAM
bic r0, r0, #0x0e00
bic r0, r0, #0x0002
bic r0, r0, #0x000c
bic r0, r0, #0x1000 @ ...0 000. .... 000.
/*
* Turn on what we want
*/
orr r0, r0, #0x0031
orr r0, r0, #0x2100 @ ..1. ...1 ..11 ...1
#ifdef CONFIG_CPU_ARM920_D_CACHE_ON
orr r0, r0, #0x0004 @ .... .... .... .1..
#endif
#ifdef CONFIG_CPU_ARM920_I_CACHE_ON
orr r0, r0, #0x1000 @ ...1 .... .... ....
#endif
mov pc, lr
q一D首先关闭i,d cache,清除write buffer Q然后设|页目录地址Q设|?nbsp;
domain的保护，在上节中Q注意到늛录项的domain都是0Qdomain寄存器中
的domain 0 对应的是0b11Q表C问模式ؓmanager,不受限制?nbsp;
接下来设|控制寄存器Q打开d,i cache和mmu
注意arm的d cache必须和mmu一h开Q而i cache可以单独打开
其实Qcache和mmu的关pd在是紧密Q每一个页表项都有标志标示是否?nbsp;
cacheable的，可以说本来就是设计一起用的
最后，自函数返回后Q有一?nbsp;
mcr p15, 0, r0, c1, c0
使设|生效?nbsp;
上回我们讲到arm靠初始化完成了，打开了cache,
到此为止Q汇~部分的初始化代码就差不多了Q最后还有几件事情做Q?nbsp;
1。初始化BSSD，全部清零QBSS是全局变量区域?nbsp;
2。保存与pȝ相关的信息：?nbsp;
.long SYMBOL_NAME(compat)
.long SYMBOL_NAME(__bss_start)
.long SYMBOL_NAME(_end)
.long SYMBOL_NAME(processor_id)
.long SYMBOL_NAME(__machine_arch_type)
.long SYMBOL_NAME(cr_alignment)
.long SYMBOL_NAME(init_task_union)+8192
不用Ԍ大家一看就明白意?nbsp;
3。重新设|堆栈指针，指向init_task的堆栈。init_task是系l的W一个Q务，init_task的堆栈在task structure的后8K,我们后面会看到?nbsp;
4。最后就要蟩到C代码的start_kernel?nbsp;
b SYMBOL_NAME(start_kernel)
现在让我们来回忆一下目前的pȝ状态：
临时表已经建立Q在0X08004000处，映射?MQ虚地址0XC000000被映到0X08000000.
CACHE,MMU都已l打开?nbsp;
堆栈用的是Q务init_task的堆栈?nbsp;
如果以ؓCc代码可以松一口气的话Q就大错Ҏ了，linux的c也不比汇~好懂多，相反到掩盖了汇编的一些和机器相关的部分，有时候更难懂。其实作为编写操作系l的c代码Q只不过是汇~的另一U写法，和机器代码的联系是很紧密的?nbsp;
start_kernel?nbsp;/linux/init/main.c中定义：
asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
char * command_line;
unsigned long mempages;
extern char saved_command_line[];
lock_kernel();
printk(linux_banner);
setup_arch(&command_line); //arm/kernel/setup.c
printk("Kernel command line: %s\n", saved_command_line);
parse_options(command_line);
trap_init(); // arm/kernle/traps.c install
。。。。。。。。?nbsp;
start_kernel中的函数个个都是重量U的Q首先用printk(linux_banner);打出
pȝ版本Pq里面就大有文章Q系l才刚开张，你让他打印到哪里dQ?nbsp;
先给大家交个底，以后到console的部分自然清楚，printk和printf不同Q他首先输出到系l的一个缓冲区内，大约4k,如果登记了consoleQ则调用console->wirte函数输出Q否则就一直在buffer里呆着。所以，用printk输出的信息，如果出?kQ会冲掉前面的。在pȝ引导h后，用dmesg看的也就是这个buffer中的东东?nbsp;
下面是一个重量的函敎ͼ
setup_arch(&command_line); //arm/kernel/setup.c
完成内存映像的初始化Q其中command_line是从bootloader中传下来的?nbsp;
void __init setup_arch(char **cmdline_p)
{
struct param_struct *params = NULL;
struct machine_desc *mdesc; //arch structure, for your ads, defined in include/arm-asm/mach/arch.h very long
struct meminfo meminfo;
char *from = default_command_line;
memset(&meminfo, 0, sizeof(meminfo));
首先把meminfo清零Q有个背景介l一下，从linux 2.4的内核开始，支持内存的节点（nodeQ，也就是可支持不连l的物理内存区域。这一点在嵌入式系l中很有用，例如对于SDRAM和FALSH,性质不同Q可作ؓ不同的内存节炏V?nbsp;
meminfol构定义如下Q?nbsp;
/******************************************************/
#define NR_BANKS 4
//define the systen mem region, not consistent
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
/******************************************************/
下面是：ROOT_DEV = MKDEV(0, 255);
ROOT_DEV是宏Q指明启动的讑֤Q嵌入式pȝ中通常是flash disk.
q里面有一个有的悖论Qlinux的设备都是在/dev/下，讉Kq些讑֤文g需要设备驱动程序支持，而访问设备文件才能取得设备号Q才能加载驱动程序，那么W一个设备驱动程序是怎么加蝲呢？是ROOT_DEVQ?nbsp;不需要访问设备文Ӟ直接指定讑֤受?nbsp;
下面我们准备初始化真正的内核表Q而不再是临时的了?nbsp;
首先q是取得当前pȝ的内存映像：
mdesc = setup_architecture(machine_arch_type);
//find the machine type in mach-integrator/arch.c
//the ads name, mem map, io map
q回如下l构Q?nbsp;
mach-integrator/arch.c
MACHINE_START(INTEGRATOR, "Motorola MX1ADS")
MAINTAINER("ARM Ltd/Deep Blue Solutions Ltd")
BOOT_MEM(0x08000000, 0x00200000, 0xf0200000)
FIXUP(integrator_fixup)
MAPIO(integrator_map_io)
INITIRQ(integrator_init_irq)
MACHINE_END
我们在前面介l过q个l构Q不q这ơ用它可是玩真的了?nbsp;
书接上回Q?nbsp;
下面是init_mm的初始化Qinit_mm定义?arch/arm/kernel/init_task.cQ?nbsp;
struct mm_struct init_mm = INIT_MM(init_mm);
从本回开始的相当一部分内容是和内存理相关的，凭心而论Q操作系l的
内存理是很复杂的，牉|到处理器的硬件细节和软g法Q?nbsp;
限于幅所限制Q请大家先仔l读一读arm mmu的部分，
中文参考资料：linux内核源代码情景对话，
linux2.4.18原代码分析?nbsp;
init_mm.start_code = (unsigned long) &_text;
内核代码D开?nbsp;
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext;
内核代码D늻?nbsp;
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata;
内核数据D开?nbsp;
init_mm.brk = (unsigned long) &_end;
内核数据D늻?nbsp;
每一个Q务都有一个mm_structl构理d内存I间Qinit_mm
是内核的mm_structQ其中设|成员变? mmap指向自己Q?nbsp;
意味着内核只有一个内存管理结构，讄* pgd=swapper_pg_dirQ?nbsp;
swapper_pg_dir是内核的늛录，在arm体系l构?6kQ?nbsp;
所以init_mm定义了整个kernel的内存空_下面我们会碰到内?nbsp;
U程Q所有的内核U程都用内核空_拥有和内核同L讉K
权限?nbsp;
memcpy(saved_command_line, from, COMMAND_LINE_SIZE);
//clear command array
saved_command_line[COMMAND_LINE_SIZE-1] = '\0';
//set the end flag
parse_cmdline(&meminfo, cmdline_p, from);
//bootloader的参数拷贝到cmdline_pQ?nbsp;
bootmem_init(&meminfo);
定义在arm/mm/init.c
q个函数在内核结ֈ一出来作位图Q根据具体系l的内存大小
映射整个ram
下面是一个非帔R要的函数
paging_init(&meminfo, mdesc);
定义在arm/mm/init.c
创徏内核表Q映所有物理内存和ioI间Q?nbsp;
对于不同的处理器Q这个函数差别很大，
void __init paging_init(struct meminfo *mi, struct machine_desc *mdesc)
{
void *zero_page, *bad_page, *bad_table;
int node;
//static struct meminfo meminfo __initdata = { 0, };
memcpy(&meminfo, mi, sizeof(meminfo));
/*
* allocate what we need for the bad pages.
* note that we count on this going ok.
*/
zero_page = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
bad_page = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
bad_table = alloc_bootmem_low_pages(TABLE_SIZE);
分配三个出来，用于处理异常q程Q在armlinux中，得到如下
地址Q?nbsp;
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
上回我们说到在paging_init中分配了三个：
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
但是奇怪的很，在更新的linux代码中只分配了一?nbsp;
zero_pageQ而且在源代码中找不到zero_page
用在什么地方了Q大家讨论吧?nbsp;
paging_init的主要工作是?nbsp;
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
中完成的Qؓpȝ内存创徏表Q?nbsp;
meminfol构如下Q?nbsp;
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
是用来纪录系l中的内存区D늚Q因为在嵌入?nbsp;
pȝ中ƈ不是所有的内存都能映射Q例如sdram只有
64m,flash 32m,而且不见得是q箋的，所以用
meminfoU录q些区段?nbsp;
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
{
struct map_desc *init_maps, *p, *q;
unsigned long address = 0;
int i;
init_maps = p = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
其中map_desc定义为：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int domain:4, //表的domain
prot_read:1, //保护标志
prot_write:1, //写保护标?nbsp;
cacheable:1, //是否cache
bufferable:1, //是否用write buffer
last:1; //I?nbsp;
};init_maps
map_desc是区D及其属性的定义Q属性位的意义请
参考ARM MMU的介l?nbsp;
下面对meminfo的区D进行遍历，同时填写init_maps
中的各项内容Q?nbsp;
for (i = 0; i < mi->nr_banks; i++) {
if (mi->bank.size == 0)
continue;
p->physical = mi->bank.start;
p->virtual = __phys_to_virt(p->physical);
p->length = mi->bank.size;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 0;
p->prot_write = 1;
p->cacheable = 1; //可以CACHE
p->bufferable = 1; //使用write buffer
p ++; //下一个区D?nbsp;
}
如果pȝ有flash,
#ifdef FLUSH_BASE
p->physical = FLUSH_BASE_PHYS;
p->virtual = FLUSH_BASE;
p->length = PGDIR_SIZE;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 1;
p->prot_write = 0;
p->cacheable = 1;
p->bufferable = 1;
p ++;
#endif
其中的prot_read和prot_write是用来设|页表的domain的，
下面是逐个区段建立表Q?nbsp;
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
} else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
上次说到memtable_init中初始化表的@环，
q个q程比较重要Q我们看仔细些：
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
//׃内核I间是从c000 0000开始，所以c000 0000
//以前的页表项全部清空
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
//每个表项增加1mQ这里感Csection的好?nbsp;
}
其中clear_mapping()是个宏，Ҏ处理器的
不同Q在920下被展开?nbsp;
cpu_arm920_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+
(( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm为内核的mm_struct,pgd指向
swapper_pg_dirQ在arch/arm/kernel/init_task.c中定?nbsp;
ENTRY(cpu_arm920_set_pmd)
#ifdef CONFIG_CPU_ARM920_WRITETHROUGH
eor r2, r1, #0x0a
tst r2, #0x0b
biceq r1, r1, #4
#endif
str r1, [r0]
把pmd_t填写到页表项中，׃pmd_t=0Q?nbsp;
实际{于清除了这一?׃d cache打开Q?nbsp;
q一条指令实际ƈ没有写回内存Q而是写到cache?nbsp;
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 1
把cache?nbsp;地址r0对应的内容写回内存中Q?nbsp;
q一条语句实际是写到了write buffer?
q没有真正写回内存?nbsp;
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4
{待把write buffer中的内容写回内存。在q之前core{待
mov pc, lr
在这里我们看刎ͼ׃表的内容十分关键，Z保写回内存Q?nbsp;
采用了直接操作cache的方法。由于在arm core中，打开了d cache
则必定要用write buffer.所以还有wb的回写问题?nbsp;
׃考虑到效率，我们使用了cache和buffer,
所以在某些地方要用指o保证数据被及时写回?nbsp;
下面映射c000 0000后面的页?nbsp;
else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
create_mapping也在mm-armv.c中定义；
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
unsigned long virt, length;
int prot_sect, prot_pte;
long off;
prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY |
(md->prot_read ? L_PTE_USER : 0) |
(md->prot_write ? L_PTE_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? L_PTE_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? L_PTE_BUFFERABLE : 0);
prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) |
(md->prot_read ? PMD_SECT_AP_READ : 0) |
(md->prot_write ? PMD_SECT_AP_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? PMD_SECT_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? PMD_SECT_BUFFERABLE : 0);
׃arm中section表项的权限位和page表项的位|不同，
所以根据struct map_desc 中的保护标志Q分别计页表项
中的AP,domain,CB标志位?nbsp;
有一D|间没有写?道歉?前一D|间在做arm linux的xip,l于扑ֈ?nbsp;
在flash中运行kernel的方法，同时对系l的存储理
的理解更׃一层，我们l箋从上回的create_mapping往下看Q?nbsp;
while ((virt & 0xfffff || (virt + off) & 0xfffff) && length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
while (length >= PGDIR_SIZE) {
alloc_init_section(virt, virt + off, prot_sect);
virt += PGDIR_SIZE;
length -= PGDIR_SIZE;
}
while (length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
q?个@环的设计q是很y妙的Qcreate_mapping的作用是讄虚地址virt
到物理地址virt + off的映页目录和页表。arm提供?U尺寸的表Q?nbsp;
1M,4K,16K,64K,armlinux只用C1M?K两种?nbsp;
q?个while的作用分别是“掐头“Q?#8220;d“Q?#8220;砍中?#8220;?nbsp;
W一个while是判断要映射的地址长度是否大于1m,且是不是1m寚wQ?nbsp;
如果不是,则需要创建页表，例如Q如果要映射的长度ؓ1m?k,则先要将“零头“
LQ?k的一D需要中间页表，通过W一个while创徏中间表Q?nbsp;
而剩下的1M则交l第二个while循环。最后剩下的交给W三个while循环?nbsp;
alloc_init_page分配q填充中间页表项
static inline void
alloc_init_page(unsigned long virt, unsigned long phys, int domain, int prot)
{
pmd_t *pmdp;
pte_t *ptep;
pmdp = pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt);//q回늛录中virt对应的表?nbsp;
if (pmd_none(*pmdp)) {//如果表项是空的，则分配一个中间页?nbsp;
pte_t *ptep = alloc_bootmem_low_pages(2 * PTRS_PER_PTE *
sizeof(pte_t));
ptep += PTRS_PER_PTE;
//讄늛录表?nbsp;
set_pmd(pmdp, __mk_pmd(ptep, PMD_TYPE_TABLE | PMD_DOMAIN(domain)));
}
ptep = pte_offset(pmdp, virt);
//如果表项不是I的Q则表项已经存在Q只需要设|中间页表表?nbsp;
set_pte(ptep, mk_pte_phys(phys, __pgprot(prot)));
}
alloc_init_section只需要填充页目录?nbsp;
alloc_init_section(unsigned long virt, unsigned long phys, int prot)
{
pmd_t pmd;
pmd_val(pmd) = phys | prot;//物理地址和保护标志合成页目录?nbsp;
set_pmd(pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt), pmd);
}
通过create_mapping可ؓ内核建立所有的地址映射Q最后是映射中断向量?nbsp;
所在的区域Q?nbsp;
init_maps->physical = virt_to_phys(init_maps);
init_maps->virtual = vectors_base();
init_maps->length = PAGE_SIZE;
init_maps->domain = DOMAIN_USER;
init_maps->prot_read = 0;
init_maps->prot_write = 0;
init_maps->cacheable = 1;
init_maps->bufferable = 0;
create_mapping(init_maps);
中断向量表的虚地址init_mapsQ是用alloc_bootmem_low_pages分配的，
通常是在c000 8000前面的某一， vectors_base()是个宏，arm规定中断
向量表的地址只能?或ffff0000,在cp15中设|。所以上qC码映一到
0或ffff0000Q下面我们还会看刎ͼ中断处理E序中的汇编部分也被拯?nbsp;
q一中?br>
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