bh處理
1.三種舊式的bottom half 處理類型
IMMEDIATE_BH: driver注冊入tq_immediate隊列，等待調(diào)度
TQUEUE_BH: 執(zhí)行tq_timer，到系統(tǒng)tick產(chǎn)生時觸發(fā)
TIMER_BH: 直接綁定到do_timer()處理函數(shù)
2.mark_bh()
將激活32個BH中的某一個，觸發(fā)軟中斷來進入被調(diào)度狀態(tài)
此種軟中斷優(yōu)先級為 HI_SOFTIRQ
3.tasklet
此方法將觸發(fā)軟中斷，使tasklet t被進入調(diào)度狀態(tài)
此方式觸發(fā)的軟中斷優(yōu)先級為TASKLET_SOFTIRQ
使用方式:
1.
聲明tasklet:
DECLARE_TASKLET
2.
執(zhí)行tasklet
tasklet_schedule(t)
init_bh(TIMER_BH,
timer_bh); 定時器中斷將執(zhí)行 timer_bh任務(wù)隊列
init_bh(TQUEUE_BH,
tqueue_bh);
init_bh(IMMEDIATE_BH,
immediate_bh);
BH后半部處理類型
interrupts.h
enum {
TIMER_BH
= 0, /*時鐘*/
TQUEUE_BH, 定時器隊列
DIGI_BH,
SERIAL_BH,
RISCOM8_BH,
SPECIALIX_BH,
AURORA_BH,
ESP_BH,
SCSI_BH,
IMMEDIATE_BH,
CYCLADES_BH,
CM206_BH,
JS_BH,
MACSERIAL_BH,
ISICOM_BH
};
bonfs
1.bonfs 是一種簡易的只讀文件系統(tǒng)，在2440項目中,bonfs是一個可選的塊設(shè)備。
bonfs是一種設(shè)備，他位于mtd管理層的上端，所以其可以 register_mtd_user()注冊一個mtd_user.
此刻如果已經(jīng)存在mtd設(shè)備或者mtd分區(qū)設(shè)備，在register_mtd_user()時，每個mtd設(shè)備都會通過 notifier_add()通知bonfs，然后bonfs便可以進行初始化操作。
vivi在進行分區(qū)時可以將分區(qū)格式化為若干bon分區(qū)(
read_partition_info() )
在bon的notifier_add()處理中，調(diào)用read_partition_info()讀取分區(qū)開頭8字節(jié)是否是bon分區(qū)的MAGIC標志
**讀bon.c代碼，發(fā)現(xiàn)bon是將整個mtd設(shè)備(也就是整個nand flash)作為操作對象，而并不是一個mtd分區(qū)一個bon分區(qū)。
似乎有點好理解了,(bon設(shè)備不依賴mtd分區(qū)),vivi 在用bon分區(qū)時,將分區(qū)信息寫入nand
flash 頭部的512字節(jié)區(qū)域內(nèi)，bon視整個flash是一個mtd設(shè)備，
然后通過read_partition_info()將bon分區(qū)信息讀出，在內(nèi)存中構(gòu)建分區(qū)信息，所以在mtdblock.c代碼中沒有使用到mtd設(shè)備的分區(qū)信息，所以也就是不能用 root =/dev/mtdblock/0方式加載.
**在vivi的代碼中已經(jīng)寫死了整個nand
flash的分區(qū)使用規(guī)則，如果不使用bonfs的話，就沒有必要進行bon分區(qū)，分區(qū)只是搽除數(shù)據(jù)和寫入標志，還有其他一些信息
bon設(shè)備支持 add_mtd_device(s3c2440_mtd) 方式添加的mtd設(shè)備
如何讀取和校驗bon分區(qū)的:
read_partition_info(){
mtd->read_oob((
mtd->size - mtd->erasesize),8) 從erasesize開始讀8字節(jié)oob數(shù)據(jù)
if(
oob[5] == 0xff){
buf
= mtd->read( ( mtd->size - mtd->erasesize),512) 讀512字節(jié),bon分區(qū)信息存儲在這512字節(jié)區(qū)間內(nèi)，比如分區(qū)偏移，大小，標志等等
if(
buf[0~7]!=BON_MAGIC){
非法bon分區(qū)
}
}
devfs_mk_dir("bon") 創(chuàng)建 /dev/bon
從mtd(nand flash)中讀取bon分區(qū)表信息，構(gòu)建分區(qū)數(shù)組
devfs_register()
注冊子設(shè)備文件 /dev/bon/0,1,2,3 (子設(shè)備號根據(jù)vivi對nand flash的分區(qū))
統(tǒng)計bad_block信息
}
bon_sizes[] 分區(qū)大小 ,以k為計算單位
bon_blksizes[]
分區(qū)塊大小
.bon分區(qū)作為啟動root分區(qū)
cmd
: char linux_cmd[] = "noinitrd root=/dev/bon/2 init=/linuxrc
console=ttyS0";
察看 main.c中 root_dev_names[]列表中并不存在bon的設(shè)備類型,原因在于bon是注冊進入devfs,是fs加載之前便已經(jīng)初始化完畢了,
所以傳遞以上內(nèi)核參數(shù)是可以找到對應的設(shè)備的.
root_dev_names[]定義的是固定的設(shè)備名稱和設(shè)備編號,此時就需要實現(xiàn)此設(shè)備的驅(qū)動程序必須與設(shè)備編號進行匹配對應了,也就是靠devfs_register(MAJOR)注冊的設(shè)備主編號
.bon分區(qū)啟動
start_kernel(){
1.parse_command()
分析命令行參數(shù)
root=/dev/bon/2
2.查找啟動設(shè)備的主設(shè)備編號
初始化所有設(shè)備驅(qū)動__initcall
在設(shè)備驅(qū)動中,bon注冊一個devfs的塊設(shè)備名稱 /dev/bon,然后注冊為mtd user ,register_mtd_user()
當mtd設(shè)備驅(qū)動被初始話時,啟動nand_chip驅(qū)動去搜索flash設(shè)備,通過一系列的寄存器的交互,發(fā)現(xiàn)了mtd設(shè)備,
如果當前沒有把分區(qū)開關(guān)打開的話則將整個flash當作一個mtd設(shè)備加入mtd_table[],同時通知mtd user,也就是告知
bon,當前已經(jīng)有mtd設(shè)備掛入,bon得到控制權(quán)了,他就讀取mtd設(shè)備的開頭512字節(jié)的數(shù)據(jù),構(gòu)造分區(qū)表信息,和校驗分區(qū)是否合法,
bon將每個分區(qū)注冊進入devfs作為子設(shè)備(/dev/bon/0)
3.回到步驟2,由于bon沒有存在root_dev_names[]靜態(tài)表中,所以內(nèi)核不知道其major編號,所以在跳過了nfs,floppy啟動判別之后,
內(nèi)核拿著bon名字到devfs進行查詢此設(shè)備的主次設(shè)備編號,如果找到了則讀取超級塊,然后進行文件系統(tǒng)的識別
}
devfs
devfs 文件系統(tǒng)在內(nèi)存中建立，而不是存儲在塊設(shè)備或者字符設(shè)備之上。
但是為了符合vfs文件系統(tǒng)的接口規(guī)范，以 devfs_entry來包裝 dentry，以devfs_inode來包裝 inode。
devfs文件系統(tǒng)中的devfs_entry存放在一個叫做 fs_info的結(jié)構(gòu)變量中，以inode->ino節(jié)點編號作為索引可以查詢fs_info中的devfs_entry
數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
===============
1. devfs_entry : 描述devfs中的目錄項
typedef
struct devfs_entry * devfs_handle_t;
struct
fcb_type : 此結(jié)構(gòu)類型概括了 字符設(shè)備/塊設(shè)備/常規(guī)文件的信息，包括了設(shè)備的特性，安全管理和最重要的驅(qū)動函數(shù)入口
devfs_entry存放在fs_info->table[]中
2.devfsd
此為一服務(wù)進程，觀察devfs 目錄項條目的運行狀態(tài)，比如加入新的entry， devfs_register()會觸發(fā)DEVFSD_NOTIFY_REGISTERED，devfsd便可以進行一些新增設(shè)備的處理工作 。
函數(shù)
==============
1.get_devfs_entry_from_vfs_inode()
根據(jù)inode->ino，在fs_info->table中搜尋devfs_entry對象
+++++++++++
1.訪問devfs塊設(shè)備文件
命令: cat
/dev/mtdblock/0
mtdblock/0
的主設(shè)備號31，次設(shè)備號 12 ，之前是由mtd驅(qū)動調(diào)用 devfs_register()注冊進入內(nèi)核，并在devfs的fs_info->table[]中占有一席之地。
用戶在打開設(shè)備文件進入內(nèi)核空間，在內(nèi)核空間中，fs層通過path_walk()等函數(shù)找到/dev/mtdblock/0對應的dentry信息，
然后構(gòu)建出file結(jié)構(gòu)，將dentry->inode 和file作為參數(shù)，傳入devfs文件系統(tǒng)的
dev_open()函數(shù)。
devfs文件系統(tǒng)根據(jù)inode->ino編號在fs_info->table[]中找出mtd設(shè)備的devfs_entry對象，在devfs_entry->fcb->ops中存放著
設(shè)備驅(qū)動入口函數(shù),驅(qū)動入口函數(shù)原型可以是file_operations或者block_device_operations. 然后將 devfs_entry->fcb->ops傳給inode->i_bdev->bd_op作為塊設(shè)備驅(qū)動入口。
在devfs_open()中，如果當前打開的是塊設(shè)備，就把缺省的塊設(shè)備訪問接口(def_blk_fops)付給file->f_op,然后調(diào)用file->f_open->open(inode,file)打開塊設(shè)備.
**所以對比字符設(shè)備和塊設(shè)備，塊設(shè)備的訪問比字符設(shè)備多了一層
block_device_operation. 字符設(shè)備可以將驅(qū)動寫在file_operations中，但塊設(shè)備必須寫在block_device_operation, 但要訪問設(shè)備的話都是通過 file_operation訪問，塊設(shè)備利用def_blk_fops進行了file_operation到block_device_operation的轉(zhuǎn)換。
2.塊設(shè)備的讀寫
ll_rw_block
devfs_register
===================
embedded_arch
1. bootloader : vivi/u-boot
2. kernel_image
3. root_fs
bootloader通過jtag燒寫到flash rom
bootloader通過rs232將kernel_image寫入flash,或者bootloader從rs232/ethernet動態(tài)加載kernel_image
kernel_image加載fs，可以采取nfs/mtd方式加載
kernel支持mtd/nand文件系統(tǒng)驅(qū)動
bootloader通過參數(shù)決定從何處掛載root-fs
fs
1. 新的文件系統(tǒng)注冊
register_filesystem()
find_filesystem()
kern_mount()
數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu):
1.file_system_type
struct
file_system_type {
const
char *name;
int
fs_flags;
struct
super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int);
struct
module *owner;/*動態(tài)加載的模塊,編譯進內(nèi)核則為0*/
struct
vfsmount *kern_mnt; /* For kernel mount, if it's FS_SINGLE fs */
struct
file_system_type * next;
};
2.file_systems(super.c)定義了文件系統(tǒng)類型的鏈表
IO訪問
1.外設(shè)訪問的方式
*IO端口訪問 ： 提供特殊的端口訪問指令，比如inb,outb
*端口映射: 將外設(shè)register映射到cpu內(nèi)存空間，用普通操作指令便可訪問外設(shè)register 。非常方便，cpu開銷比較小，指令簡單
2.防止優(yōu)化
對于register映射到內(nèi)存的方式，將碰到兩種麻煩的可能。其一，硬件采用cache的方式來加快對內(nèi)存地址的訪問;其二，編譯器會優(yōu)化
操作指令，比如寫入內(nèi)存數(shù)據(jù)可能會被放入寄存器。以上兩種情況都將導致訪問外射IO內(nèi)存地址空間失敗。
所以為了避免這種情況，linux初始化時禁用訪問io地址空間時硬件cache功能;對于編譯器的解決方法就是采用barrier()
3.io端口地址的請求和釋放
release_region
request_region
4. io讀寫
inb(),insb(),outb(),outsb()
inb_p
暫停讀
io資源分配
1. request_region()
請求io映射端口內(nèi)存地址范圍.內(nèi)存區(qū)域用resource數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)進行表示。
resource表現(xiàn)一段內(nèi)存地址，以樹型展示不同的區(qū)域。也就是簡單的理解為一段內(nèi)存地址可以又分隔為許多內(nèi)存地址，所以resource具有了parent,sibling,child屬性
ipc
source/ipc目錄內(nèi)的ipc機制都是system V 新增的通信機制，包括 共享內(nèi)存，消息隊列和信號量
sys_pipe的實現(xiàn)在arch/i386/kernel中，似乎跟具體的平臺有某種關(guān)系，這是何故呢？
*pipe的實現(xiàn)比較簡單，但是具有所有文件具有的特征，區(qū)別在于pipe的inode節(jié)點中存在一個 pipe_operation的操作跳轉(zhuǎn)，兩個進程一頭寫一頭讀，數(shù)據(jù)靠內(nèi)核中申請的一頁內(nèi)存進行中轉(zhuǎn)。
夫進程在創(chuàng)建pipe之后，可以將pipe文件句柄傳遞到兩個子進程去，使其子進程之間可以進行單向的數(shù)據(jù)通信。
**fifo 命名管道
支持在無進程關(guān)系的不同進程之間通過打開命名管道名稱進行通信
==管道都是基于流,效率和使用方式都不是很好,比如不能提供有效的消息分割,導致要到應用層進行數(shù)據(jù)的解析,類似于tcp流的處理.
system-V 的ipc在 sys_ipc()函數(shù)內(nèi)分流處理,類型有 semophera/message/share-memory
?sys_ipc()存在于 /arch/i386/kernel中,又不知何故難道不可移植的嗎?
kernel運行參數(shù)加載
include/asm-arm/mach/arch.h
arch/arm/mach-s3c2440/smdk.c
定義平臺信息結(jié)構(gòu)
MACHINE_START(SMDK2440,
"Samsung-SMDK2440")
BOOT_MEM(0x30000000,
0x48000000, 0xe8000000)
BOOT_PARAMS(0x30000100) //定義linux啟示參數(shù)存放區(qū)域
FIXUP(fixup_smdk)
MAPIO(smdk_map_io)
INITIRQ(s3c2440_init_irq)
MACHINE_END
start_kernel(){
setup_arch(){
setup_machine()
//獲取平臺配置信息結(jié)構(gòu)
struct machine_desc
{
檢索__arch_info_begin開始的位置的平臺信息是否匹配平臺類型
vmlinux-armv.lds.in
包含__arch_info_begin
定義*(.arch.info)
}
}
}
Linux啟動過程中硬件模塊的加載
設(shè)備驅(qū)動程序都用module_init(xx)進行登記
module_init()函數(shù)就是將 xxx函數(shù)地址負值到
initcall(void*) 的函數(shù)指針變量，并將其連接如.initcall.init節(jié)中. __attribute__
((unused,__section__ (".initcall.init")))
kernel啟動時，在函數(shù)do_initcalls()將 initcall.init節(jié)中的所有函數(shù)地址都執(zhí)行一便，這樣就完成了靜態(tài)連接到kernel的驅(qū)動的初始化調(diào)用
mtd_nand
1.nand支持結(jié)構(gòu)層次
fs
(user mode)
mtd
nand(driver)
** mtd/0
字符設(shè)備 driver/mtd/mtdchar.c
** mtdblock/0 塊設(shè)備 driver/mtd/mtdblock.c
分3層結(jié)構(gòu),nand驅(qū)動提供訪問flash 的底層接口函數(shù),mtd抽象訪問接口，最上層就是文件系統(tǒng)層，目前可以使用的是jiffs,yaffs2等等
2. 基本數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
struct
mtd_info
定義一堆的訪問nand驅(qū)動的接口和數(shù)據(jù)
add_mtd_device() 將一個nand 設(shè)備注冊為一個mtd設(shè)備
add_mtd_partitions() 將分區(qū)注冊為mtd設(shè)備 (這種方式不能用于bon塊設(shè)備,因為這樣bon無法讀取正確的設(shè)備分區(qū)信息,bon是面向整個flash設(shè)備的)
struct
mtd_part 代表一個nand分區(qū) , mtd_part::mtd指向 mtd_info
struct
mtd_notifier {
void (*add)(struct mtd_info *mtd);
注冊時回調(diào)fs的函數(shù)
void (*remove)(struct mtd_info *mtd);
struct mtd_notifier *next;
};
user-mode 的fs要提供mtd_notifier,當nand設(shè)備插拔時將進行通知(remove)到fs
register_mtd_user
(struct mtd_notifier *new);
unregister_mtd_user
(struct mtd_notifier *old);
以上這兩個方法供具體的fs調(diào)用
CONFIG_MTD_SMC_S3C2440_SMDK_PARTITION 決定了是否將一個mtd分區(qū)注冊為一個mtd設(shè)備
1. s3c2440 nand驅(qū)動
driver\mtd\nand\smc_sc2440.c
smc_insert()登記 nand partition信息
smc_scan() 掃描nand類型，并安裝nand處理函數(shù)到 mtd_info中去
add_mtd_partitions()
注冊mtd_info,支持partition
add_mtd_device(){
把每一個分區(qū)注冊為一個mtd設(shè)備
把每個mtd分區(qū)注冊進每一個mtd_notifier中去
}
2.
mtd_partition 定義mtd設(shè)備分區(qū)表
mtd_part 定義分區(qū)信息結(jié)構(gòu)
每個mtd_part分區(qū)都視為mtd設(shè)備，所以都具有 mtd_info數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。并將mtd_part通過add_mtd_device()注冊進入mtd_table[]數(shù)組
mtd_part
擁有mtd_info的理由：
mtd_info定義了訪問mtd設(shè)備的接口，比如 mtd.read(). mtd_part作為mtd設(shè)備的一個區(qū)間，但也被看作是一個mtd設(shè)備，所以讀取mtd的起始位置與直接訪問mtd主設(shè)備不一致，多了一個偏移量。mtd_part.mtd.read()函數(shù)中計算出mtd主設(shè)備中自己的絕對位置，然后調(diào)用主mtd設(shè)備的read()接口函數(shù)，所以在訪問帶有分區(qū)的mtd設(shè)備時調(diào)用繞了一個小圈子。
mtd_info中的諸多函數(shù)在主設(shè)備中定義為 nand_xxx(),而對應著在mtd_part.mtd中也對應定義了 part_xxx(),但調(diào)用還是最終要進入 nand_xxx(). part_xxx()接口只是在為真正調(diào)用nand_xxx()而計算自己在主設(shè)備中的偏移量而已
。
所以對mtd來講，一個分區(qū)就是一個mtd設(shè)備，如果沒有劃分分區(qū)則此設(shè)備就是一個mtd設(shè)備
smc_insert
mtdblock
1. 初始化
init_mtdblock(){
devfs_register_blkdev() 注冊mtd塊設(shè)備到devfs文件系統(tǒng)
register_mtd_user() 注冊mtd設(shè)備插拔事件接收者
blk_init_queue() 初始化數(shù)據(jù)隊列
mtdblock_thread() 啟動工作線程
}
/drivers/mtd/mtdcore.c 代碼中通過add_mtd_device()將mtd/nand/smc_s3c2440.c中定義的分區(qū)mtd_part作為mtd_info設(shè)備注冊進系統(tǒng)mtd設(shè)備鏈表
修改分區(qū)信息:
smc_s3c2440.c::smc_partitions[],
開放 宏開關(guān) CONFIG_MTD_SMC_S3C2440_SMDK_PARTITION
,系統(tǒng)將所有定義的分區(qū)作為mtd設(shè)備登記入mtd_table[]數(shù)組.(通過/dev/mtdblock/n便穿越mtdblock驅(qū)動到達mtd驅(qū)動層獲取mtd分區(qū)信息)
64M K9F1208U0M Flash
15bit寬
，32k pages = 16M
nand flash = 16M*4Plane = 64M
column Address 用于選擇 A，B，C區(qū)地址
出廠時如果是壞塊，在第一或者第二頁的C區(qū)的第6字節(jié)不為0xff
Flash由于在使用時會產(chǎn)生新的壞塊，所以必須采用replacement策略，即在寫入檢測為壞塊則跳躍到下一個塊進行處理。
在寫/讀/擦出操作時產(chǎn)生失敗，則有必要將此塊標示為壞塊
檢測到操作失敗
定位到頁所在塊的第一個頁位置
寫入C區(qū)517位置的值為非0xff
在讀寫之前判別好/壞塊的方法:
從塊編號換算到頁編號
NF_CMD(CMD_READ2);
// 0x50
NF_ADDR(VALIDADDR) //column 第6個字節(jié)，517位置, #define VALIDADDR 0x05
NF_ADDR() //PAGE raws
NF_RDDATA() 如果是0xff，表示為好塊，否則為壞塊
ECC校驗:
Samsung
2440的nandflash
controller在讀寫flash之后將自動產(chǎn)生ecc校驗碼存放在ECC寄存器，所以在執(zhí)行寫頁操作之后，必須把ECC校驗碼寫入到512~527這個C區(qū)間內(nèi)，一般都放置在512+8的位置；在讀操作時，將存儲的校驗碼讀出并與ECC寄存器的值進行比對即可
Flash 讀寫代碼:
BOOL
FMD_WriteSector(SECTOR_ADDR startSectorAddr, LPBYTE pSectorBuff, PSectorInfo
pSectorInfoBuff, DWORD dwNumSectors)
{
BYTE Status;
ULONG SectorAddr = (ULONG)startSectorAddr;
ULONG MECC;
if (!pSectorBuff &&
!pSectorInfoBuff)
{
RETAILMSG(1,(TEXT("FMD_WriteSector: Failed sector write 01.
\r\n")));
return(FALSE);
}
NF_RSTECC(); // Initialize ECC.
NF_nFCE_L(); // Select the
flash chip.
NF_CMD(CMD_RESET); // Send reset command.
NF_WAITRB(); // Wait for flash to complete
command.
while (dwNumSectors--)
{
ULONG blockPage = (((SectorAddr /
NAND_PAGE_CNT) * NAND_PAGE_CNT) | (SectorAddr % NAND_PAGE_CNT));
if (!pSectorBuff) //如果只是準備寫入page信息(512~517)
{
// If we are asked just to write
the SectorInfo, we will do that separately
NF_CMD(CMD_READ2); // Send read command. 讀第C區(qū)命令
NF_CMD(CMD_WRITE); // Send write command.
NF_ADDR(0); // Column = 0. 第一個字節(jié)開始(512)
NF_ADDR(blockPage & 0xff); // Page address. 頁行地址,共15位寬，所以共 2^15=32K pages = 16M
NF_ADDR((blockPage >> 8) & 0xff);
NF_ADDR((blockPage >> 16)
& 0xff);
WrPageInfo((PBYTE)pSectorInfoBuff); //寫入信息
pSectorInfoBuff++;
}
else
{
NF_RSTECC();
NF_MECC_UnLock();
NF_CMD(CMD_READ); // Send read command. 0x00
NF_CMD(CMD_WRITE); // Send write command.
NF_ADDR(0); // Column = 0.
NF_ADDR(blockPage & 0xff); // Page address.
NF_ADDR((blockPage >> 8) & 0xff);
NF_ADDR((blockPage >> 16)
& 0xff);
//
Special case to handle un-aligned buffer pointer.
if( ((DWORD) pSectorBuff) &
0x3)
{
WrPage512Unalign (pSectorBuff);
}
else
{
WrPage512(pSectorBuff); // Write page/sector data.
}
NF_MECC_Lock();
// Write the SectorInfo data to the
media.
//
if(pSectorInfoBuff)
{
WrPageInfo((PBYTE)pSectorInfoBuff); //寫入尾部信息 512~519
pSectorInfoBuff++;
}
else // Make sure we advance the Flash's write
pointer (even though we aren't writing the SectorInfo data)
{
BYTE TempInfo[] = {0xFF, 0xFF,
0xFF, 0xFF, 0xFF, 0xFF, 0xFF, 0xFF};
WrPageInfo(TempInfo);
}
pSectorBuff += NAND_PAGE_SIZE;
MECC = NF_RDMECC0();
NF_WRDATA((MECC ) & 0xff);
NF_WRDATA((MECC >> 8) & 0xff);
NF_WRDATA((MECC >> 16) & 0xff);
NF_WRDATA((MECC >> 24) &
0xff);
}
//NF_CLEAR_RB();
NF_CMD(CMD_WRITE2); // Send write confirm
command.
//NF_DETECT_RB();
NF_WAITRB(); // Wait for command to
complete.
NF_CMD(CMD_STATUS);
Status = NF_RDDATA();
if (Status & 0x1)
{
SetKMode (bLastMode);
//
EdbgOutputDebugString("ERROR: FMD_WriteSector: failed sector
write.\r\n");
RETAILMSG(1,(TEXT("FMD_WriteSector: Failed sector write 01.
\r\n")));
return(FALSE);
}
++SectorAddr;
}
NF_nFCE_H(); // Deselect the
flash chip.
SetKMode (bLastMode);
return(TRUE);
}
BOOL FMD_ReadSector(SECTOR_ADDR startSectorAddr,
LPBYTE pSectorBuff, PSectorInfo pSectorInfoBuff, DWORD dwNumSectors)
{
ULONG
SectorAddr = (ULONG)startSectorAddr;
ULONG
MECC,SECC,Count;
BOOL
bLastMode = SetKMode(TRUE);
NF_RSTECC();
// Initialize ECC.
NF_nFCE_L();
// Select the flash chip.
NF_CMD(CMD_RESET); // Send
reset command.
NF_WAITRB(); // Wait
for flash to complete command.
while
(dwNumSectors--)
{
ULONG
blockPage = (((SectorAddr / NAND_PAGE_CNT) * NAND_PAGE_CNT) | (SectorAddr %
NAND_PAGE_CNT));
NF_WAITRB();
// Wait for flash to complete command.
NF_RSTECC();
if
(pSectorBuff)
{
NF_CMD(CMD_READ);
// Send read command.
NF_ADDR(0);
// Column = 0.
NF_ADDR(blockPage &
0xff); // Page address.
NF_ADDR((blockPage >> 8) & 0xff);
NF_ADDR((blockPage >> 16) & 0xff);
NF_WAITRB();
// Wait for command to complete.
// Handle unaligned buffer
pointer
NF_MECC_UnLock();
if( ((DWORD) pSectorBuff) & 0x3)
{
RdPage512Unalign (pSectorBuff);
}
else
{
RdPage512(pSectorBuff);
// Read page/sector data.
}
NF_MECC_Lock();
for (Count=0; Count<8; Count++)
NF_RDDATA();
這里是要跳開8個字節(jié)的 sectorInfo信息，之后的4字節(jié)就是ECC碼
MECC = NF_RDDATA() << 0;
MECC
|= NF_RDDATA() << 8;
MECC
|= NF_RDDATA() << 16;
MECC
|= NF_RDDATA() << 24;
NF_WRMECCD0(
((MECC&0xff00)<<8)|(MECC&0xff) );
NF_WRMECCD1(
((MECC&0xff000000)>>8)|((MECC&0xff0000)>>16) );
if
(NF_RDESTST0 & 0x3)
{
RETAILMSG(1,(TEXT("ecc error %x %x
\r\n"),NF_RDMECC0(),MECC));
NF_nFCE_H(); // Deselect the flash
chip.
SetKMode (bLastMode);
return FALSE;
}
}
if
(pSectorInfoBuff)
{
NF_CMD(CMD_READ2);
// Send read confirm command.
NF_ADDR(0); // Column = 0.
NF_ADDR(blockPage &
0xff); // Page address.
NF_ADDR((blockPage >> 8)
& 0xff);
NF_ADDR((blockPage >> 16) & 0xff);
NF_WAITRB();
// Wait for command to complete.
RdPageInfo((PBYTE)pSectorInfoBuff);
// Read page/sector information.
NF_RDDATA();
// Read/clear status.
NF_RDDATA();
//
pSectorInfoBuff++;
}
++SectorAddr;
pSectorBuff += NAND_PAGE_SIZE;
}
NF_nFCE_H();
// Deselect the flash chip.
SetKMode
(bLastMode);
return(TRUE);
}
tasklet
1.數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
struct
tasklet_struct/*bh tasklet*/
{
struct
tasklet_struct *next;
unsigned
long state;
atomic_t
count;
void
(*func)(unsigned long); /*服務(wù)程序*/
unsigned
long data;
};
2.常用的操作方法 (linux/interrupt.h
kernel/softirq.c)
DECLARE_TASKLET(name,
func, data)
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,
func, data)
tasklet_schedule()
tasklet_disable() tasklet::count加1
tasklet_enable()
tasklet_kill() 從調(diào)度隊列中刪除
mark_bh()
**tasklet 的引用計數(shù)
為0才能被調(diào)度執(zhí)行
系統(tǒng)的軟中斷似乎都使用了tasklet方式,包括傳統(tǒng)的BH方式
**TIMER_BH/TQUEUE_BH在時鐘中斷產(chǎn)生時將這兩個處理隊列放入軟中斷調(diào)度任務(wù)隊列
中斷在某個cpu上產(chǎn)生，在中斷處理函數(shù)中調(diào)度tasklet_schedule(),把tasklet掛入此cpu的tasklet處理隊列中,
tasklet_action()被軟中斷調(diào)用,然后將當前cpu的tasklet隊列取出，循環(huán)執(zhí)行一遍, (tasklet執(zhí)行一次)
**在一個cpu產(chǎn)生的tasklet則必定在這個cpu上被執(zhí)行
tasklet實現(xiàn)方式:
DECLARE_TASKLET(xxxx)
tasklet_schedule(xxx)
tqueue
tqueue也是Bh的實現(xiàn)方式，但在2.5版本已經(jīng)廢棄
tqueue.h定義了基本的數(shù)據(jù)類型
queue_task()
task_queue
tq_timer, tq_immediate, tq_disk;
**tq_timer 在時鐘中斷產(chǎn)生時被mark_bh進入調(diào)度隊列的
**tq_immediate加入隊列時候必須手動調(diào)用mark_bh讓系統(tǒng)進行調(diào)度
timer.c 定義了處理隊列
DECLARE_TASK_QUEUE(tq_timer);
DECLARE_TASK_QUEUE(tq_immediate);
void tqueue_bh(void){
run_task_queue(&tq_timer); 執(zhí)行隊列任務(wù)
}
void immediate_bh(void){
run_task_queue(&tq_immediate)
}
以上兩個標準的BH處理函數(shù)對應TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH，這兩個函數(shù)也被包裝成標準的tasklet供軟中斷調(diào)度執(zhí)行
采用tqueue的BH方式的實現(xiàn):
queue_task(&short_task,
&tq_immediate); 加入一個task
mark_bh(IMMEDIATE_BH); 調(diào)度運行
隊列BH方式，在被調(diào)度執(zhí)行完畢后tq_struct都將被刪除，下次使用必須再次將自己加入(queue_task)
Uart
driver/serial/serial_core.c 包含了串口操作的核心代碼
當uart設(shè)備掛入devfs文件系統(tǒng)時，設(shè)備名稱命名為ttyS%d
struct uart_driver
struct uart_ops 定義操作接口函數(shù)列表
struct uart_port 定義設(shè)備端口信息(包括一系列硬件配置信息)
struct console 控制臺設(shè)備
static struct console s3c2440_cons = {
name: "ttyS",
write: s3c2440_console_write,
device: s3c2440_console_device,
wait_key: s3c2440_console_wait_key,
setup: s3c2440_console_setup,
flags: CON_PRINTBUFFER,
index: -1,
};
void __init s3c2440_console_init(void)
{
register_console(&s3c2440_cons);
}
創(chuàng)建jffs2文件系統(tǒng)
kernel編譯支持jffs2
將cramfs mount 到 /mnt
tar cf fs.tar mnt
cd /tmp
tar xf fs.tar
mkfs.jffs2 -r mnt -o root.jffs2 -l
配置網(wǎng)卡 ifconfig
eth0 192.18.14.5 up
wget http://192.168.14.3/imagewrite
wget http://192.168.14.3/root.jffs2
#./imagewrite /dev/mtd/0
root_qtopia_2440.cramfs:2m
1.dependence tools
wget
imagewrite
apache
mkfs.jffs2
2.configuration
啟動httpd ,默認/var/www/html為主目錄.
ln
-s /home/scott/kernel /var/www/html/kernel
wget http://192.168.103.55/kernel/zImage
磁盤緩沖
1. buffer cache
磁盤io操作依賴buffer cache ,一個buffer對應一個磁盤塊
buffer
cache 用于提高磁盤接收和存儲數(shù)據(jù)的性能.
*
data structure
a
set of buffer head
a
hash table
buffer_head
包含數(shù)據(jù)緩沖區(qū),但內(nèi)核也保留一些不含數(shù)據(jù)緩沖區(qū)的buffer_head,避免分配和釋放的開銷
2. page cache
一個page對應多個磁盤塊 (x86中的PAGE_SIZE=4kb,一般的磁盤塊大小為512k/1024k)
內(nèi)核在IO操作之前必須檢查待獲取的數(shù)據(jù)是否存在于page cache中
*
page結(jié)構(gòu)中表示緩沖數(shù)據(jù)用
address_space數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述(比如在文件中的偏移量)
*
struct address_space
表示的頁類型:
常規(guī)文件或者目錄信息
內(nèi)存映射文件信息(mmap)
原始的塊設(shè)備數(shù)據(jù)u
用戶態(tài)進程被交換到交換空間的數(shù)據(jù)
進程間通信的共享內(nèi)存區(qū)域數(shù)據(jù)
kernel
根據(jù)頁類型執(zhí)行適當?shù)牟僮骱瘮?shù)來完成數(shù)據(jù)的讀取(regular file,block device,swap area ...)
*
address_space_operations 定義如何處理頁的操作表
pm.c 實現(xiàn)apm電源管理框架
mizi實現(xiàn)的代碼在 arm\kernel\apm2.c中
mizi實現(xiàn)了APM_LCD_ON/OFF,APM_MZ_SLEEP,APM_IOC_SUSPEND
2440體系中，不同的設(shè)備調(diào)用pm_register()接口注冊電源回調(diào)函數(shù),在內(nèi)核中的pm_list存放電源管理設(shè)備鏈表。
在用戶層通過訪問/dev/apm_bios通過ioctl發(fā)送APM_LCD_ON等等控制命令，這些命令將被傳遞到具體的設(shè)備驅(qū)動之電源回調(diào)函數(shù)之中
調(diào)度初始化
start_kernel{
sched_init{
init_bh(TIMER_BH,
timer_bh);
init_bh(TQUEUE_BH,
tqueue_bh);
init_bh(IMMEDIATE_BH,
immediate_bh);
}
}
進程和調(diào)度
1.kernel_thread()
用于創(chuàng)建內(nèi)核線程，其內(nèi)部匯編實現(xiàn)調(diào)用系統(tǒng)功能調(diào)用0x80,由sys_clone實現(xiàn)
觀看一下，有點好玩
int
kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
long
retval, d0;
__asm__
__volatile__(
"movl
%%esp,%%esi\n\t"
"int
$0x80\n\t" /* Linux/i386
system call */
"cmpl
%%esp,%%esi\n\t" /* child or
parent? 比較堆棧指針，如果變了就認為是子進程*/
"je
1f\n\t" /* parent - jump */
/*
Load the argument into eax, and push it.
That way, it does
* not matter whether the called function is
compiled with
* -mregparm or not. */
"movl
%4,%%eax\n\t"
"pushl
%%eax\n\t" /*堆棧傳遞參數(shù)*/
"call
*%5\n\t" /* call fn 如果在子進程空間內(nèi)就直接調(diào)用線程函數(shù)*/
"movl
%3,%0\n\t" /* exit */
"int
$0x80\n"
"1:\t"
:"=&a"
(retval), "=&S" (d0) /* EAX= __NR_clone*/
:"0"
(__NR_clone), "i" (__NR_exit),
"r" (arg), "r" (fn),
"b" (flags | CLONE_VM)
:
"memory");
return
retval;
}
塊設(shè)備驅(qū)動
1.request_queue
request_queue 包含buffer_head隊列頭，對列尾
buffer_head 緩沖數(shù)據(jù)頭信息，buffer_head維持內(nèi)存數(shù)據(jù)區(qū)域
request_queue { head,tail}
buffer_head
buffers
in ram
塊大小是sector的整數(shù)倍但不能超過 PAGE_SIZE,而且必須是2的冪
2.最多255個設(shè)備，由全局變量blkdevs維持
全局變量
bon_blksizes (int**) 存放指定設(shè)備的次設(shè)備塊大小的數(shù)組
bon_blksizes[i]
= 1024;
blksize_size[BON_MAJOR]
= bon_blksizes;
.塊設(shè)備的讀寫
塊設(shè)備通過塊隊列進行緩沖讀寫，由專門的工作線程完成工作
編寫塊設(shè)備驅(qū)動必須提供一個塊隊列和一個塊處理接口函數(shù)(request_fn_proc)
blk_init_queue(){ 初始化塊隊列
}
內(nèi)存管理
內(nèi)存管理硬件限制:
DMA設(shè)備只能訪問 16M地址空間
線性地址空間太小，不能訪問所有的物理內(nèi)存(比如32位不能過4GB)
linux將物理內(nèi)存劃分為3部分:ZONE_DMA
,ZONE_NORMAL ,ZONE_HIGHMEM
1.Page
描述物理頁面的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
2. zone
描述相同屬性的page的集合,分3種zone
ZONE_DMA
ZONE_NORMAL is all physical memory from 16MB to 896MB.
On other (more fortunate) architectures, ZONE_NORMAL is all available memory
ZONE_HIGHMEM all memory above the physical 896MB
mark,cannot be directly accessed by kernel, but not be used on 64-bit
architectures,not existed
struct
zone_struct 描述內(nèi)存區(qū)結(jié)構(gòu)
3. node
將相同屬性的區(qū)組織成節(jié)
4.內(nèi)存分配
allocate_page() 分配頁
__get_free_pages() 分配頁，返回頁的虛擬地址
kmalloc() 分配指定字節(jié)大小的內(nèi)存空間
5.內(nèi)存分配標志
The
flags are broken up into three categories: action modifiers, zone modifiers,
and types. Action modifiers specify how the kernel is supposed to allocate the
requested memory. In certain situations, only certain methods can be employed
to allocate memory. For example, interrupt handlers must instruct the kernel
not to sleep (because interrupt handlers cannot reschedule) in the course of
allocating memory. Zone modifiers specify from where to allocate memory. As you
saw earlier in this chapter, the kernel divides physical memory into multiple
zones, each of which serves a different purpose. Zone modifiers specify from
which of these zones to allocate. Type flags specify a combination of action
and zone modifiers as needed by a certain type of memory allocation. Type flags
simplify specifying numerous modifiers; instead, you generally specify just one
type flag. The GFP_KERNEL is a type flag, which is used for code in process
context inside the kernel. Let's look at the flags.
NUMA
=====
某些系統(tǒng)內(nèi)存是非勻質(zhì)的,也就是訪問不同的內(nèi)存地址時所花費的開銷是不同的
所以系統(tǒng)將內(nèi)存劃分為多個結(jié)( memory is partitioned
in several nodes),在同一個結(jié)中cpu訪問時間是一致的
IBM
compatible PC is UMA,thus NUMA support is not really required
buddy system algorithm
========================
軟中斷
1. 在硬中斷中觸發(fā)軟中斷，并轉(zhuǎn)入BH部分，等待調(diào)度線程調(diào)用do_softirq()來執(zhí)行軟中斷入口函數(shù)
2.4內(nèi)核4個軟中斷向量
2.6則有6個
中斷向量依次0~n,有限級依次降低
最近一個中斷返回的時候看起來就是執(zhí)行do_softirq()的最佳時機。因為TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ已經(jīng)被觸發(fā)了
2. 軟中斷負荷:(軟中斷內(nèi)核處理線程)
內(nèi)核實際選中的方案是不立即處理重新觸發(fā)的軟中斷。而作為改進，當大量軟中斷出現(xiàn)的時候，
內(nèi)核會喚醒一組內(nèi)核線程來處理這些負載。這些線程在最低的優(yōu)先級上運行（nice值是19），
這能避免它們跟其它重要的任務(wù)搶奪資源。但它們最終肯定會被執(zhí)行，所以，這個折中方案能夠保證在軟中斷
負擔很重的時候用戶程序不會因為得不到處理時間而處于饑餓狀態(tài)
只要do_softirq()函數(shù)發(fā)現(xiàn)已經(jīng)正在執(zhí)行過的內(nèi)核線程重新觸發(fā)了它自己，軟中斷內(nèi)核線程就會被喚醒。
#此內(nèi)核線程方式2.4中似乎不存在
3. 工作隊列 workqueue_struct 2.4中不存在
在工作隊列和軟中斷/tasklet中作出選擇非常容易。
如果推后執(zhí)行的任務(wù)需要睡眠，那么就選擇工作隊列。如果推后執(zhí)行的任務(wù)不需要休睡眠，那么就選擇軟中斷或tasklet
工作隊列中的對象具有延遲執(zhí)行的定時器
當前的2.6版內(nèi)核中，有三種可能的選擇：軟中斷、tasklets和工作隊列
4. 軟中斷與驅(qū)動程序:
編寫驅(qū)動程序調(diào)用request_irq()注冊中斷入口
調(diào)用open_softirq()注冊bh的軟中斷處理入口
中斷產(chǎn)生,執(zhí)行top half, 調(diào)用 tasklet_scehedule()加入工作函數(shù),調(diào)用
cpu_raise_softirq()觸發(fā)軟中斷
在系統(tǒng)的schedule()中執(zhí)行do_softirq(),檢測軟中斷向量,依次執(zhí)行每一個tasklet入口函數(shù)
5. 軟中斷初始化
start_kernel(){
softirq_init(){
初始化32個tasklet,因為存在32個BH處理函數(shù)
注冊軟中斷的中斷函數(shù)TASKLET_SOFTIRQ(tasklet_action),HI_SOFTIRQ(tasklet_hi_action)
}
}
時鐘中斷
1. SA_INTERRUPT: 中斷期間不允許中斷再次產(chǎn)生
top_half:
中斷觸發(fā) >>
xxx_BH >> MarkBH >> Task_Schedule
bottom_half:
Schedule >> do_softirq >>
check_task_vec(HI_SOFTIRQ/TASKLET_SOFTIRQ) >> exec_tasklet
sample:
時鐘中斷0,觸發(fā)時鐘計時(jiffies++),調(diào)用MarkBh將bh函數(shù)推入TaskLet隊列等待調(diào)度執(zhí)行；在調(diào)度時，檢測軟中斷觸發(fā)標志，循環(huán)執(zhí)行完中斷對應的tasklet隊列。
tasklet這種軟中斷處理方式跟irq_desc硬中斷處理有相似但也有不同的地方。兩種處理方式都允許一個中斷向量綁定若干個中斷處理函數(shù)
pc的時鐘設(shè)置為100MHZ , 10us
過高設(shè)置時鐘頻率導致調(diào)度overhead,可能引起用戶空間無法響應的情況
2.時鐘中斷初始化
start_kernel{
time_init{
setup_irq(0,irq0);
//irq0 -- irq_action 時鐘中斷
}
}
3.時鐘中斷的處理函數(shù) timer_interrupt() (time.c) ,此種中斷類型SA_INTERRUPT，irq0
所以不能被其他共享(也許為了提高響應速度防止時鐘扭曲,在這里進行了request_irq(0,SA_SHIRQ)的嘗試,一直失敗,看了代碼才明白)
4.中斷處理過程
timer_interrupt(){
basic
do something
do_timer_interrupt(){
do_timer(){
jiffies++
mark_bh(TIMER_BH){
觸發(fā)后半部執(zhí)行
tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr)
將bh部分加入調(diào)度隊列
如果tq_timer隊列非空,則把定時器隊列掛入調(diào)度隊列,mark_bh(TQUEUE_BH)
}
}
}
}
#
void (*bh_base[32])(void); 標準的32個BH回調(diào)函數(shù)
#
struct tasklet_struct bh_task_vec[32]; 把bh_base包裝成32個tasklet
#
bh_task_vec在
softirq_init()時被初始化32個tasklet,統(tǒng)一設(shè)置為bh_action()處理函數(shù)
#
在時鐘中斷產(chǎn)生時將
bh_task_vec[TIMER_BH]推入 軟中斷調(diào)度隊列,調(diào)度器將循環(huán)執(zhí)行tasklet整個鏈表.
所以在這里我為了將自己的函數(shù)掛入TIMER_BH隊列并隨時鐘中斷實時的被系統(tǒng)調(diào)度,我認為只要將自己的處理
函數(shù)包裝成一個tasklet,然后掛到bh_task_vec[TIMER_BH]之后就可以,這樣就能實現(xiàn)簡單的時鐘中斷響應
5.時鐘定時器
在TIMER_BH的實現(xiàn)函數(shù)timer_bh() [kernel/timer.c]中進行時鐘的更新和系統(tǒng)定時器的執(zhí)行
timer_bh(){
update_times();
run_timer_list();
執(zhí)行所有定時任務(wù)
}
定時任務(wù)添加: add_timer()
數(shù)據(jù)同步管理
1.原子操作
atomic_read
atomic_sub_and_test(int
i, atomic_t *v); 該函數(shù)從原子類型的變量v中減去i，并判斷結(jié)果是否為0，如果為0，返回真，否則返回假。
2.semaphore
DECLARE_MUTEX
DECLARE_MUTEX_LOCKED
init_MUTEX
sema_init
down
down_interruptible
down_trylock
up
3.waitqueue
init_waitqueue_head
wait_event_interruptible
等待事件喚醒,調(diào)用將被阻塞
wake_up
struct
wait_queue_head_t 等待隊列數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
在此數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中維持1把訪問鎖和一個進程鏈表,等待處理進程都將掛入此隊列
4.spinlock
掛起cpu,只能同時由一人操作,可用于中斷處理. 一般都利用lock 鎖住總線的方式來實現(xiàn). spinlock只有在SMP情況下使用,單cpu時spinlock是空代碼
local_irq_disable
local_irq_enable
local_bh_disable
bh
local_bh_enable
local_irq_save
local_irq_restore
wait_event_interruptible(w,f) 將當前task加入等待隊列,內(nèi)部循環(huán)檢測f,f如果為true,則馬上退出阻塞狀態(tài);否則scadule()進行一次調(diào)度切換
wake_up_interruptible
== 中斷處理top half過程，如果是單處理器，此刻中斷是關(guān)閉的，所以不用考慮數(shù)據(jù)保護問題
但在多處理器的環(huán)境中，不同的中斷會同時在不同cpu上產(chǎn)生，所以共享的數(shù)據(jù)必須進行保護
== semaphore阻塞當前進程，將進行推入等待隊列，以待調(diào)度程序進行調(diào)度處理，所以不能在中斷處理函數(shù)中使用
spin_lock
freeze system
文件系統(tǒng)
1. cramfs
塊文件系統(tǒng)，解壓到內(nèi)存讀，文件系統(tǒng)不可寫
命令: mkfs.cramfs
2. tmpfs
建立在vfs上，文件系統(tǒng)使用虛擬地址空間，所以掉電丟失數(shù)據(jù)，優(yōu)點在于訪問，讀寫快速，可變大小
動態(tài)增加fs大小，可能將耗盡vm空間和物理內(nèi)存或者swap空間。
命令: mount tmpfs /mnt/tmpfs -t tmpfs
創(chuàng)建一個新的最大 32 MB 的 tmpfs 文件系統(tǒng)
mount tmpfs
/dev/shm -t tmpfs -o size=32m
**添加到 /etc/fstab，應該是這樣：
tmpfs /dev/shm tmpfs size=32m 0 0
編譯: 啟用了Virtual memory file system support
3.ramfs
cramfs: Compressed ROM File System,是只讀文件系統(tǒng),其容量上限只有 256MB.
romfs: 非常小的只讀文件系統(tǒng).
jffs: 日志式快閃(Flash) 文件系統(tǒng).
tmpfs: 可以用來將數(shù)據(jù)暫時保存在RAM中,而且容量可以隨著保存數(shù)據(jù)的量變 化.
ramfs: 也可以用來將數(shù)據(jù)暫時保存在RAM中,與tmpfs類似.
WOLF Linux在嵌入式設(shè)備環(huán)境下使用,支持flash,同時又要支持多平臺下的存儲卡,所以,在選擇文件系統(tǒng)時要考慮到實際應用.
WOLF Linux對文件系統(tǒng)的要求是:
要用盡可能少的內(nèi)存
速度要快
臨時文件操作不能在flash上進行,因為flash的擦寫是有壽命的.
內(nèi)核運行需要的文件和數(shù)據(jù)存放在flash上,而一些臨時文件則用內(nèi)存作為存儲介質(zhì).所以內(nèi)核運行采用兩種文件系統(tǒng):jffs和 tmpfs.
Jffs 文件系統(tǒng)是在flash上操作,內(nèi)部有專門對flash的優(yōu)化.采用jffs的優(yōu)點是內(nèi)存占用少,速度快,體積小.現(xiàn)在很多嵌入式linux采用的是基于 EXT2的Ramdisk.Ramdisk在flash上要占用2MB以上,啟動時還要解壓縮到內(nèi)存,需要占用內(nèi)存10MB以上,缺點是浪費內(nèi)存,啟動速度慢.內(nèi)存需要10MB的Ramdisk中的內(nèi)容采用jffs只需占flash 2.1MB左右.
tmpfs由于體積隨內(nèi)容可增可減,所以它沒有浪費內(nèi)存,一些臨時文件可以采用這種格式.
而書籍等數(shù)據(jù)文件是存放在存儲卡上的,這些存儲卡可能在不同的平臺上使用,比如,出版社用NTFS格式化了存儲卡,然后在上面加密拷貝了一些書籍.這時要求 WOLF Linux能識別該卡,并且完成閱讀軟件要求的讀寫操作,所以,支持存儲卡的文件系統(tǒng)更加多樣: FAT,VFAT
(Windows-95),NTFS,EXT等.
文件系統(tǒng)加載過程
start_kernel(){
init(){
do_basic_setup(){
硬件初始化
sock_init()
do_initcalls(); //調(diào)用所有靜態(tài)連接到內(nèi)核的驅(qū)動初始化代碼，包括文件系統(tǒng)
filesystem_setup(){
init_devfs_fs(){
register_filesystem(
devfs)
kern_mount(devfs)
掛上devfs文件系統(tǒng)(devfs_read_super)
}
init_nfs_fs()
}
mount_root()
掛根分區(qū)
mount_devfs_fs()
從root上掛devfs
如果是initrd啟動,執(zhí)行/linuxrc
}
}
execv(
/bin/init)
}
2. root文件系統(tǒng)加載
比如root=/dev/hda1
start_kernel(){
parse_options(){
checksetup(){
一次調(diào)用命令行參數(shù)對應的處理函數(shù)，比如,__setup("root=",
root_dev_setup);
root_dev_setup(){
從命令行中拾取 root=之后的參數(shù)
ROOT_DEV
= name_to_kdev_t(){
根據(jù)傳遞進入的root fs名稱到 root_dev_names數(shù)組中找尋對應的設(shè)備編號
將此編號加上子設(shè)備號 ，比如hda1 就加上1，hda2就加上2
用to_kdev_t()轉(zhuǎn)換成kdev_t作為root文件系統(tǒng)設(shè)備號返回
}
將設(shè)備名稱放入root_device_name數(shù)組中緩存,比如( root_device_name = hda1)
}
}
}
}
內(nèi)核啟動時,分解根分區(qū)參數(shù),然后根據(jù)名稱(main.c:root_dev_names[])找到對應的主設(shè)備編號(major),
掛載devfs文件系統(tǒng)到內(nèi)存
初始化所有的驅(qū)動__initcall類型的函數(shù),這些初始化函數(shù)會將驅(qū)動設(shè)備注冊進入devfs
執(zhí)行mount_root(){
nfs() 啟動
floppy() 軟盤啟動
如果root=參數(shù)中的設(shè)備名稱未定義在root_dev_names[]列表之中，也就是說啟動設(shè)備編號(major)無法獲得，
則嘗試拿著設(shè)備名稱到devfs文件系統(tǒng)中去查找 devfs_find_handle(),如果找到存在這樣的條目,則獲取主,次設(shè)備編號,
然后調(diào)用這些設(shè)備驅(qū)動讀取super_block.
獲取super_block之后將其送入每一個文件系統(tǒng),看看這super_block是屬于誰的
}
devfs_find_handle(devfs_handle_t
dir, const char *name,
unsigned int major, unsigned int minor,
char type, int traverse_symlinks)
如果name為NULL,則根據(jù) major和minor進行搜索,否則就根據(jù)名稱查找
3. __setup()宏
安裝一些與內(nèi)核啟動參數(shù)對應的處理函數(shù)，在parse_options()時遍歷到此參數(shù)時便調(diào)用對應的處理函數(shù)
這是一種內(nèi)核啟動參數(shù)與內(nèi)核驅(qū)動傳遞數(shù)據(jù)的一種方式
使用方式: __setup("com90io=",
com90io_setup);
此種方式只適合靜態(tài)編鏈的內(nèi)核代碼,不適合模塊動態(tài)加載方式.
checksetup()執(zhí)行與內(nèi)核參數(shù)對應的處理函數(shù)
4. do_mount(){ 加載文件系統(tǒng)
}
文件系統(tǒng)都構(gòu)件在塊設(shè)備上。設(shè)備文件 /dev/hda1 的inode信息中包含設(shè)備編號 kdev_t,根據(jù)設(shè)備編號可以找到此塊設(shè)備驅(qū)動
中斷處理
1.共享中斷
中斷信號n到來將依次調(diào)用中斷n的處理隊列中的處理函數(shù)，中斷處理函數(shù)必須能識別devid(devid唯一)
沒有一種可以檢測IRQ設(shè)備的方法
2.中斷檢測
必須在空閑的中斷線路上進行探測
3.中斷上半部和下半部共享使用的數(shù)據(jù)變量，在下半部處理時需要關(guān)閉中斷