嵌入式Linux內核移植相關代碼分析

 本文通過整理之前研發(fā)的一個項目(ARM7TDMI +uCLinux)，分析內核啟動過程及需要修改的文件，以供內核移植者參考。整理過程中也同時參考了眾多網(wǎng)友的帖子，在此謝過。由于整理過程匆忙，難免錯誤及講解的不夠清楚之處，請各位網(wǎng)友指正，這里提前謝過。本文分以下部分進行介紹：
1. Bootloader及內核解壓
2. 內核啟動方式介紹
3. 內核啟動地址的確定
4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S分析
5. start_kernel()函數(shù)分析

1. Bootloader及內核解壓
Bootloader將內核加載到內存中，設定一些寄存器，然后將控制權交由內核，該過程中，關閉MMU功能。通常，內核都是以壓縮的方式存放，如zImage，這里有兩種解壓方法：
使用內核自解壓程序。
arch/arm/boot/compressed/head.S或arch/arm/boot/compressed/head-xxxxx.S
arch/arm/boot/compressed/misc.c
在Bootloader中增加解壓功能。
使用該方法時內核不需要帶有自解壓功能，而使用Bootloader中的解壓程序代替內核自解壓程序。其工作過程與內核自解壓過程相似：Bootloader把壓縮方式的內核解壓到內存中，然后跳轉到內核入口處開始執(zhí)行。

2. 幾種內核啟動方式介紹
XIP (EXECUTE IN PLACE) 是指直接從存放代碼的位置上啟動運行。
2.1 非壓縮，非XIP
非XIP方式是指在運行之前需對代碼進行重定位。該類型的內核以非壓縮方式存放在Flash中，啟動時由Bootloader加載到內存后運行。
2.2 非壓縮，XIP
該類型的內核以非壓縮格式存放在ROM/Flash中，不需要加載到內存就能運行，Bootloader直接跳轉到其存放地址執(zhí)行。Data段復制和BSS段清零的工作由內核自己完成。這種啟動方式常用于內存空間有限的系統(tǒng)中，另外，程序在ROM/Flash中運行的速度相對較慢。
2.3 RAM自解壓
壓縮格式的內核由開頭一段自解壓代碼和壓縮內核數(shù)據(jù)組成，由于以壓縮格式存放，內核只能以非XIP方式運行。RAM自解壓過程如下：壓縮內核存放于ROM/Flash中，Bootloader啟動后加載到內存中的臨時空間，然后跳轉到壓縮內核入口地址執(zhí)行自解壓代碼，內核被解壓到最終的目的地址然后運行。壓縮內核所占據(jù)的臨時空間隨后被Linux回收利用。這種方式的內核在嵌入式產(chǎn)品中較為常見。
2.4 ROM自解壓
解壓縮代碼也能夠以XIP的方式在ROM/Flash中運行。ROM自解壓過程如下：壓縮內核存放在ROM/Flash中，不需要加載到內存就能運行，Bootloader直接跳轉到其存放地址執(zhí)行其自解壓代碼，將壓縮內核解壓到最終的目的地址并運行。ROM自解壓方式存放的內核解壓縮速度慢，而且也不能節(jié)省內存空間。

3. 內核啟動地址的確定
內核自解壓方式
Head.S/head-XXX.S獲得內核解壓后首地址ZREALADDR，然后解壓內核，并把解壓后的內核放在ZREALADDR的位置上，最后跳轉到ZREALADDR地址上，開始真正的內核啟動。

arch/armnommu/boot/Makefile，定義ZRELADDR和ZTEXTADDR。ZTEXTADDR是自解壓代碼的起始地址，如果從內存啟動內核，設置為0即可，如果從Rom/Flash啟動，則設置ZTEXTADDR為相應的值。ZRELADDR是內核解壓縮后的執(zhí)行地址。
arch/armnommu/boot/compressed/vmlinux.ld,引用LOAD_ADDR和TEXT_START。
arch/armnommu/boot/compressed/Makefile, 通過如下一行：
SEDFLAGS = s/TEXT_START/$(ZTEXTADDR)/;s/LOAD_ADDR/$(ZRELADDR)/;
使得TEXT_START = ZTEXTADDR，LOAD_ADDR = ZRELADDR。

說明：
執(zhí)行完decompress_kernel函數(shù)后,代碼跳回head.S/head-XXX.S中,檢查解壓縮之后的kernel起始地址是否緊挨著kernel image。如果是,beqcall_kernel,執(zhí)行解壓后的kernel。如果解壓縮之后的kernel起始地址不是緊挨著kernelimage,則執(zhí)行relocate,將其拷貝到緊接著kernel image的地方,然后跳轉,執(zhí)行解壓后的kernel。

Bootloader解壓方式
Bootloader把解壓后的內核放在內存的TEXTADDR位置上，然后跳轉到TEXTADDR位置上，開始內核啟動。
arch/armnommu/Makefile，一般設置TEXTADDR為PAGE_OFF+0x8000，如定義為0x00008000, 0xC0008000等。
arch/armnommu/vmlinux.lds，引用TEXTADDR

4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S
該文件是內核最先執(zhí)行的一個文件，包括內核入口ENTRY(stext)到start_kernel間的初始化代碼，主要作用是檢查CPUID，Architecture Type，初始化BSS等操作，并跳到start_kernel函數(shù)。在執(zhí)行前，處理器應滿足以下狀態(tài)：
r0 - should be 0
r1 - unique architecture number
MMU - off
I-cache - on or off
D-cache – off

/* 部分源代碼分析 */
/* 內核入口點 */
ENTRY(stext)
/* 程序狀態(tài)，禁止FIQ、IRQ，設定SVC模式 */
mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode
/* 置當前程序狀態(tài)寄存器 */
msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled
/* 判斷CPU類型，查找運行的CPU ID值與Linux編譯支持的ID值是否支持 */
bl __lookup_processor_type
/* 跳到__error */
teq r10, #0 @ invalid processor?
moveq r0, #'p' @ yes, error 'p'
beq __error
/* 判斷體系類型，查看R1寄存器的Architecture Type值是否支持 */
bl __lookup_architecture_type
/* 不支持，跳到出錯 */
teq r7, #0 @ invalid architecture?
moveq r0, #'a' @ yes, error 'a'
beq __error
/* 創(chuàng)建核心頁表 */
bl __create_page_tables
adr lr, __ret @ return address
add pc, r10, #12 @ initialise processor
/* 跳轉到start_kernel函數(shù) */
b start_kernel

__lookup_processor_type這個函數(shù)根據(jù)芯片的ID從proc.info獲取proc_info_list結構，proc_info_list結構定義在include/asm-armnommu/proginfo.h中，該結構的數(shù)據(jù)定義在arch/armnommu/mm/proc-arm*.S文件中，ARM7TDMI系列芯片的proc_info_list數(shù)據(jù)定義在arch/armnommu/mm/proc-arm6,7.S文件中。函數(shù)__lookup_architecture_type從arch.info獲取machine_desc結構，machine_desc結構定義在include/asm-armnommu/mach/arch.h中，針對不同arch的數(shù)據(jù)定義在arch/armnommu/mach-*/arch.c文件中。
在這里如果知道processor_type和architecture_type,可以直接對相應寄存器進行賦值。

5. start_kernel()函數(shù)分析
下面對start_kernel()函數(shù)及其相關函數(shù)進行分析。
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是一個內核大自旋鎖，所有進程都通過這個大鎖來實現(xiàn)向內核態(tài)的遷移。只有獲得這個大自旋鎖的處理器可以進入內核，如中斷處理程序等。在任何一對lock_kernel／unlock_kernel函數(shù)里至多可以有一個程序占用CPU。進程的lock_depth成員初始化為-1，在kerenl/fork.c文件中設置。在它小于0時（恒為-1），進程不擁有內核鎖；當大于或等于0時，進程得到內核鎖。

5.2 setup_arch()
setup_arch()函數(shù)做體系相關的初始化工作，函數(shù)的定義在arch/armnommu/kernel/setup.c文件中，主要涉及下列主要函數(shù)及代碼。
5.2.1 setup_processor()
該函數(shù)主要通過
for (list = &__proc_info_begin; list < &__proc_info_end ; list++)
if ((processor_id & list->cpu_mask) == list->cpu_val)
break;
這樣一個循環(huán)來在.proc.info段中尋找匹配的processor_id，processor_id在head_armv.S文件
中設置。

5.2.2 setup_architecture(machine_arch_type)
該函數(shù)獲得體系結構的信息，返回mach-xxx/arch.c 文件中定義的machine結構體的指針，包含以下內容：
MACHINE_START (xxx, “xxx”)
MAINTAINER ("xxx")
BOOT_MEM (xxx, xxx, xxx)
FIXUP (xxx)
MAPIO (xxx)
INITIRQ (xxx)
MACHINE_END

5.2.3內存設置代碼
if (meminfo.nr_banks == 0)
{
meminfo.nr_banks = 1;
meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET;
meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE;
}
meminfo結構表明內存情況，是對物理內存結構meminfo的默認初始化。nr_banks指定內存塊的數(shù)量，bank指定每塊內存的范圍，PHYS_OFFSET指定某塊內存塊的開始地址，MEM_SIZE指定某塊內存塊長度。PHYS_OFFSET和MEM_SIZE都定義在include/asm-armnommu/arch-XXX/memory.h文件中，其中PHYS_OFFSET是內存的開始地址，MEM_SIZE就是內存的結束地址。這個結構在接下來內存的初始化代碼中起重要作用。

5.2.4 內核內存空間管理
init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; 內核代碼段開始
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext; 內核代碼段結束
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata; 內核數(shù)據(jù)段開始
init_mm.brk = (unsigned long) &_end; 內核數(shù)據(jù)段結束

每一個任務都有一個mm_struct結構管理其內存空間，init_mm 是內核的mm_struct。其中設置成員變量* mmap指向自己， 意味著內核只有一個內存管理結構，設置 pgd=swapper_pg_dir，
swapper_pg_dir是內核的頁目錄，ARM體系結構的內核頁目錄大小定義為16k。init_mm定義了整個內核的內存空間，內核線程屬于內核代碼，同樣使用內核空間，其訪問內存空間的權限與內核一樣。

5.2.5 內存結構初始化
bootmem_init(&meminfo)函數(shù)根據(jù)meminfo進行內存結構初始化。bootmem_init(&meminfo)函數(shù)中調用reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages)函數(shù)，這個函數(shù)的作用是保留一部分內存使之不能被動態(tài)分配。這些內存塊包括：
reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*內核所占用地址空間*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn</*bootmem結構所占用地址空間*/

5.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)
創(chuàng)建內核頁表，映射所有物理內存和IO空間，對于不同的處理器，該函數(shù)差別比較大。下面簡單描述一下ARM體系結構的存儲系統(tǒng)及MMU相關的概念。
在ARM存儲系統(tǒng)中，使用內存管理單元(MMU)實現(xiàn)虛擬地址到實際物理地址的映射。利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片連續(xù)地址空間，而把原來占據(jù)這片空間的FLASH或者ROM映射到其他不相沖突的存儲空間位置。例如，F(xiàn)LASH的地址從0x00000000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范圍是0x3000 0000～0x3lFFFFFF，則可把SDRAM地址映射為0x00000000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以映射到0x90000000～0x90FFFFFF(此處地址空間為空閑，未被占用)。映射完成后，如果處理器發(fā)生異常，假設依然為IRQ中斷，PC指針指向0xl8處的地址，而這個時候PC實際上是從位于物理地址的0x30000018處讀取指令。通過MMU的映射，則可實現(xiàn)程序完全運行在SDRAM之中。在實際的應用中．可能會把兩片不連續(xù)的物理地址空間分配給SDRAM。而在操作系統(tǒng)中，習慣于把SDRAM的空間連續(xù)起來，方便內存管理，且應用程序申請大塊的內存時，操作系統(tǒng)內核也可方便地分配。通過MMU可實現(xiàn)不連續(xù)的物理地址空間映射為連續(xù)的虛擬地址空間。操作系統(tǒng)內核或者一些比較關鍵的代碼，一般是不希望被用戶應用程序訪問。通過MMU可以控制地址空間的訪問權限，從而保護這些代碼不被破壞。
MMU的實現(xiàn)過程，實際上就是一個查表映射的過程。建立頁表是實現(xiàn)MMU功能不可缺少的一步。頁表位于系統(tǒng)的內存中，頁表的每一項對應于一個虛擬地址到物理地址的映射。每一項的長度即是一個字的長度(在ARM中，一個字的長度被定義為4Bytes)。頁表項除完成虛擬地址到物理地址的映射功能之外，還定義了訪問權限和緩沖特性等。
MMU的映射分為兩種，一級頁表的變換和二級頁表變換。兩者的不同之處就是實現(xiàn)的變換地址空間大小不同。一級頁表變換支持1 M大小的存儲空間的映射，而二級可以支持64 kB，4 kB和1 kB大小地址空間的映射。

動態(tài)表(頁表)的大?。奖眄棓?shù)＊每個表項所需的位數(shù)，即為整個內存空間建立索引表時，需要多大空間存放索引表本身。
表項數(shù)＝虛擬地址空間/每頁大小
每個表項所需的位數(shù)＝Log(實際頁表數(shù))+適當控制位數(shù)
實際頁表數(shù) ＝物理地址空間/每頁大小



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Send_linux 回復于：2007-03-06 15:44:27

下面分析paging_init（）函數(shù)的代碼。
在paging_init中分配起始頁（即第0頁）地址：
zero_page = 0xCXXXXXXX

memtable_init(mi); 如果當前微處理器帶有MMU，則為系統(tǒng)內存創(chuàng)建頁表；如果當前微處理器不支持MMU，比如ARM7TDMI上移植uCLinux操作系統(tǒng)時，則不需要此類步驟?？梢酝ㄟ^如下一個宏定義實現(xiàn)靈活控制，對于帶有MMU的微處理器而言，memtable_init(mi)是paging_init()中最重要的函數(shù)。
#ifndef CONFIG_UCLINUX
/* initialise the page tables. */
memtable_init(mi);
……（此處省略若干代碼）
free_area_init_node(node, pgdat, 0, zone_size,
bdata->node_boot_start, zhole_size);
}
#else /* 針對不帶MMU微處理器 */
{
/*****************************************************/
定義物理內存區(qū)域管理
/*****************************************************/
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與其它嵌入式Linux最大的區(qū)別就是MMU管理這一塊，從上面代碼就明顯可以看到這點區(qū)別。下面繼續(xù)討論針對帶MMU的微處理器的內存管理。
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定義為：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int domain:4, // 頁表的domain
prot_read:1, // 讀保護標志
prot_write:1, // 寫保護標志
cacheable:1, // 是否使用cache
bufferable:1, // 是否使用write buffer
last:1; //空
};init_maps /* map_desc是區(qū)段及其屬性的定義 */

下面代碼對meminfo的區(qū)段進行遍歷，在嵌入式系統(tǒng)中列舉所有可映射的內存，例如32M SDRAM, 4M FLASH等，用meminfo記錄這些內存區(qū)段。同時填寫init_maps 中的各項內容。meminfo結構如下：
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 ++; //下一個區(qū)段
}

/* 如果系統(tǒng)存在FLASH,執(zhí)行以下代碼 */
#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

/***********************************************************/
接下來的代碼是逐個區(qū)段建立頁表
/***********************************************************/
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {

/*******************************************************************************/
由于內核空間是從某個地址開始，如0xC0000000，所以0xC000 0000 以前的頁表項全部清空
clear_mapping在mm-armv.c中定義，其中clear_mapping()是個宏，根據(jù)處理器的不同，可以被展開為如下代碼
cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm為內核的mm_struct，pgd指向 swapper_pg_dir，在arch/arm/kernel/init_task.c中定義。cpu_XXX_set_pmd定義在 proc_armXXX.S文件中，參見ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 處代碼。
/*********************************************************************************/
clear_mapping(address);

/* 每個表項增加1M */
address += PGDIR_SIZE;
} else {

/* 構建內存頁表 */
create_mapping(q);

address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;

q ++;
}
} while (address != 0);

/ * create_mapping函數(shù)也在mm-armv.c中定義 */
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
unsigned long virt, length;
int prot_sect, prot_pte;
long off;

/*******************************************************************************/
大部分應用中均采用1級section模式的地址映射，一個section的大小為1M，也就是說從邏輯地址到物理地址的轉變是這樣的一個過程：
一個32位的地址，高12位決定了該地址在頁表中的index，這個index的內容決定了該邏輯section對應的物理section；低20位決定了該地址在section中的偏移（index）。例如：從0x0～0xFFFFFFFF的地址空間總共可以分成0x1000（4K）個 section（每個section大小為1M），頁表中每項的大小為32個bit，因此頁表的大小為0x4000（16K）。

每個頁表項的內容如下:
bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
content: Section對應的物理地址 NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0
最低兩位（10）是section分頁的標識。
AP：Access Permission，區(qū)分只讀、讀寫、SVC＆其它模式。
Domain：每個section都屬于某個Domain，每個Domain的屬性由寄存器控制。一般都只要包含兩個Domain，一個可訪問地址空間； 另一個不可訪問地址空間。[!--empirenews.page--]
C、B：這兩位決定了該section的cache＆write buffer屬性，這與該段的用途(RO or RW)有密切關系。不同的用途要做不同的設置。

C B 具體含義
0 0 無cache，無寫緩沖，任何對memory的讀寫都反映到總線上。對 memory 的操作過程中CPU需要等待。
0 1 無cache，有寫緩沖，讀操作直接反映到總線上。寫操作CPU將數(shù)據(jù)寫入到寫緩沖后繼續(xù)運行，由寫緩沖進行寫回操作。
1 0 有cache，寫通模式，讀操作首先考慮cache hit；寫操作時直接將數(shù)據(jù)寫入寫緩沖，如果同時出現(xiàn)cache hit，那么也更新cache。
1 1 有cache，寫回模式，讀操作首先考慮cache hit；寫操作也首先考慮cache hit。

由于ARM中section表項的權限位和page表項的位置不同， 以下代碼根據(jù)struct map_desc 中的保護標志，分別計算頁表項中的AP, Domain和CB標志位。
/*******************************************************************************/

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);

/********************************************************************/
設置虛擬地址，偏移地址和內存length
/********************************************************************/
virt = md->virtual;
off = md->physical - virt;
length = md->length;


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Send_linux 回復于：2007-03-06 15:45:16

/********************************************************************/
建立虛擬地址到物理地址的映射
/********************************************************************/
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的作用是設置虛地址virt 到物理地址virt + off_set的映射頁目錄和頁表。
/*************************************************************************/

/* 映射中斷向量表區(qū)域 */
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);

中斷向量表的虛地址init_maps，是用alloc_bootmem_low_pages分配的，通常是在PAGE_OFF+0x8000前面的某一頁，vectors_base()是個宏，ARM規(guī)定中斷向量表的地址只能是0或0xFFFF0000，所以上述代碼映射一頁到0或0xFFFF0000，中斷處理程序中的部分代碼也被拷貝到這一頁中。

5.3 parse_options()
分析由內核引導程序發(fā)送給內核的啟動選項，在初始化過程中按照某些選項運行，并將剩余部分傳送給init進程。這些選項可能已經(jīng)存儲在配置文件中，也可能是由用戶在系統(tǒng)啟動時敲入的。但內核并不關心這些，這些細節(jié)都是內核引導程序關注的內容，嵌入式系統(tǒng)更是如此。

5.4 trap_init()
這個函數(shù)用來做體系相關的中斷處理的初始化，在該函數(shù)中調用__trap_init((void*)vectors_base())函數(shù)將exceptionvector設置到vectors_base開始的地址上。__trap_init函數(shù)位于entry-armv.S文件中，對于ARM處理器，共有復位、未定義指令、SWI、預取終止、數(shù)據(jù)終止、IRQ和FIQ幾種方式。SWI主要用來實現(xiàn)系統(tǒng)調用，而產(chǎn)生了IRQ之后，通過exceptionvector進入中斷處理過程，執(zhí)行do_IRQ函數(shù)。
armnommu的trap_init（）函數(shù)在arch/armnommu/kernel/traps.c文件中。vectors_base是寫中斷向量的開始地址，在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h文件中設置，地址為0或0XFFFF0000。

ENTRY(__trap_init)
stmfd sp!, {r4 - r6, lr}

mrs r1, cpsr @ code from 2.0.38
bic r1, r1, #MODE_MASK @ clear mode bits /* 設置svc模式，disable 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} /* 拷貝異常向量 */

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的地址中包含了異常處理的代碼，因此拷貝到vectors_base+0x200的位置上。

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();
}
這個函數(shù)用來做體系相關的irq處理的初始化，irq_desc數(shù)組是用來描述IRQ的請求隊列，每一個中斷號分配一個irq_desc結構，組成了一個數(shù)組。NR_IRQS代表中斷數(shù)目，這里只是對中斷結構irq_desc進行了初始化。在默認的初始化完成后調用初始化函數(shù)init_arch_irq，先執(zhí)行arch/armnommu/kernel/irq-arch.c文件中的函數(shù)genarch_init_irq()，然后就執(zhí)行include/asm-armnommu/arch-xxxx/irq.h中的inline函數(shù)irq_init_irq，在這里對irq_desc進行了實質的初始化。其中mask用阻塞中斷；unmask用來取消阻塞；mask_ack的作用是阻塞中斷，同時還回應ack給硬件表示這個中斷已經(jīng)被處理了，否則硬件將再次發(fā)生同一個中斷。這里，不是所有硬件需要這個ack回應，所以很多時候mask_ack與mask用的是同一個函數(shù)。
接下來執(zhí)行init_dma（）函數(shù)，如果不支持DMA，可以設置include/asm-armnommu/arch-xxxx/dma.h中的MAX_DMA_CHANNELS為0，這樣在arch/armnommu/kernel/dma.c文件中會根據(jù)這個定義使用不同的函數(shù)。

5.6 sched_init()
初始化系統(tǒng)調度進程，主要對定時器機制和時鐘中斷的BottomHalf的初始化函數(shù)進行設置。與時間相關的初始化過程主要有兩步：（1）調用init_timervecs()函數(shù)初始化內核定時器機制；（2）調用init_bh()函數(shù)將BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH所對應的BH函數(shù)分別設置成timer_bh()、tqueue_bh()和immediate_bh()函數(shù)

5.7 softirq_init()
內核的軟中斷機制初始化函數(shù)。調用tasklet_init初始化tasklet_struct結構，軟中斷的個數(shù)為32個。用于bh的tasklet_struct結構調用tasklet_init()以后，它們的函數(shù)指針func全都指向bh_action()。bh_action就是tasklet實現(xiàn)bh機制的代碼，但此時具體的bh函數(shù)還沒有指定。

HI_SOFTIRQ用于實現(xiàn)bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet。

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); /* 初始化公共的tasklet_struct要用到的軟中斷 */
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); /* 初始化tasklet_struct實現(xiàn)的bottom half調用 */

這里順便講一下軟中斷的執(zhí)行函數(shù)do_softirq()。
軟中斷服務不允許在一個硬中斷服務程序內部執(zhí)行，也不允許在一個軟中斷服務程序內部執(zhí)行，所以通過in_interrupt()加以檢查。h->action 就是串行化執(zhí)行軟中斷，當bh 的tasklet_struct鏈入的時候，就能在這里執(zhí)行，在bh里重新鎖定了所有CPU，導致一個時間只有一個CPU可以執(zhí)行bh函數(shù)，但是do_softirq()是可以在多CPU上同時執(zhí)行的。而每個tasklet_struct在一個時間上是不會出現(xiàn)在兩個CPU上的。另外，只有當Linux初始化完成開啟中斷后，中斷系統(tǒng)才可以開始工作。

5.8 time_init()
這個函數(shù)用來做體系相關的timer的初始化，armnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。這里調用了在include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函數(shù)setup_timer，setup_timer（）函數(shù)的設計與硬件設計緊密相關，主要是根據(jù)硬件設計情況設置時鐘中斷號和時鐘頻率等。
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()
控制臺初始化?？刂婆_也是一種驅動程序，由于其特殊性，提前到該處完成初始化，主要是為了提前看到輸出信息，據(jù)此判斷內核運行情況。很多嵌入式Linux操作系統(tǒng)由于沒有在/dev目錄下正確配置console設備，造成啟動時發(fā)生諸如unable to open an initialconsole的錯誤。

/*******************************************************************************/
init_modules()函數(shù)到smp_init()函數(shù)之間的代碼一般不需要作修改，
如果平臺具有特殊性，也只需對相關函數(shù)進行必要修改。
這里簡單注明了一下各個函數(shù)的功能，以便了解。
/*******************************************************************************/
5.10 init_modules()
模塊初始化。如果編譯內核時使能該選項，則內核支持模塊化加載/卸載功能

5.11 kmem_cache_init()
內核Cache初始化。

5.12 sti()
使能中斷，這里開始，中斷系統(tǒng)開始正常工作。


--------------------------------------------------------------------------------
Send_linux 回復于：2007-03-06 15:46:04

5.13 calibrate_delay()
近似計算BogoMIPS數(shù)字的內核函數(shù)。作為第一次估算，calibrate_delay計算出在每一秒內執(zhí)行多少次__delay循環(huán)，也就是每個定時器滴答（timer tick）―百分之一秒內延時循環(huán)可以執(zhí)行多少次。這種計算只是一種估算，結果并不能精確到納秒，但這個數(shù)字供內核使用已經(jīng)足夠精確了。
BogoMIPS的數(shù)字由內核計算并在系統(tǒng)初始化的時候打印。它近似的給出了每秒鐘CPU可以執(zhí)行一個短延遲循環(huán)的次數(shù)。在內核中，這個結果主要用于需要等待非常短周期的設備驅動程序――例如，等待幾微秒并查看設備的某些信息是否已經(jīng)可用。
計算一個定時器滴答內可以執(zhí)行多少次循環(huán)需要在滴答開始時就開始計數(shù)，或者應該盡可能與它接近。全局變量jiffies中存儲了從內核開始保持跟蹤時間開始到現(xiàn)在已經(jīng)經(jīng)過的定時器滴答數(shù)， jiffies保持異步更新，在一個中斷內——每秒一百次，內核暫時掛起正在處理的內容，更新變量，然后繼續(xù)剛才的工作。

5.14 mem_init()
內存初始化。本函數(shù)通過內存碎片的重組等方法標記當前剩余內存, 設置內存上下界和頁表項初始值。

5.15 kmem_cache_sizes_init()
內核內存管理器的初始化，也就是初始化cache和SLAB分配機制。

5.16 pgtable_cache_init()
頁表cache初始化。

5.17 fork_init()
這里根據(jù)硬件的內存情況，如果計算出的max_threads數(shù)量太大，可以自行定義。

5.18 proc_caches_init();
為proc文件系統(tǒng)創(chuàng)建高速緩沖

5.19 vfs_caches_init(num_physpages);
為VFS創(chuàng)建SLAB高速緩沖

5.20 buffer_init(num_physpages);
初始化buffer

5.21 page_cache_init(num_physpages);
頁緩沖初始化

5.22 signals_init();
創(chuàng)建信號隊列高速緩沖

5.23 proc_root_init();
在內存中創(chuàng)建包括根結點在內的所有節(jié)點

5.24 check_bugs();
檢查與處理器相關的bug

5.25 smp_init();

5.26 rest_init(); 此函數(shù)調用kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)函數(shù)。

5.26.1 kernel_thread()函數(shù)分析
這里調用了arch/armnommu/kernel/process.c中的函數(shù)kernel_thread，kernel_thread函數(shù)中通過 __syscall(clone) 創(chuàng)建新線程。__syscall(clone)函數(shù)參見armnommu/kernel目錄下的entry-common.S文件。

5.26.2 init()完成下列功能：
Init()函數(shù)通過kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)的回調函數(shù)執(zhí)行，完成下列功能。
do_basic_setup()
在該函數(shù)里，sock_init()函數(shù)進行網(wǎng)絡相關的初始化，占用相當多的內存，如果所開發(fā)系統(tǒng)不支持網(wǎng)絡功能，可以把該函數(shù)的執(zhí)行注釋掉。
do_initcalls()實現(xiàn)驅動的初始化, 這里需要與vmlinux.lds聯(lián)系起來看才能明白其中奧妙。
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.lds，其中有一段代碼
　__initcall_start = .;
　.initcall.init : { *(.initcall.init) }
　__initcall_end = .;
其含義是__initcall_start指向代碼節(jié).initcall.init的節(jié)首，而__initcall_end指向.initcall.init的節(jié)尾。

do_initcalls所作的是系統(tǒng)中有關驅動部分的初始化工作，那么這些函數(shù)指針數(shù)據(jù)是怎樣放到了.initcall.init節(jié)呢？在include/linux/init.h文件中有如下3個定義：
1. #define __init_call　　 __attribute__ ((unused,__section__ (".initcall.init")))
__attribute__的含義就是構建一個在.initcall.init節(jié)的指向初始函數(shù)的指針。
2. #define __initcall(fn) static initcall_t __initcall_##fn __init_call = fn
##意思就是在可變參數(shù)使用宏定義的時候構建一個變量名稱為所指向的函數(shù)的名稱，并且在前面加上__initcall_
3. #define module_init(x) __initcall(x);
很多驅動中都有類似module_init(usb_init)的代碼，通過該宏定義逐層解釋存放到.initcall.int節(jié)中。

blkmem相關的修改(do_initcalls()初始化驅動時執(zhí)行此代碼)
在blkmem_init()函數(shù)中，調用了blk_init_queue()函數(shù)，blk_init_queue()函數(shù)調用了 blk_init_free_list()函數(shù)，blk_init_free_list()函數(shù)又調用了blk_grow_request_list() 函數(shù)，在這個函數(shù)中會kmem_cache_alloc出nr_requests個request結構體。
這里如果nr_requests的值太大，則將占用過多的內存，將造成硬件內存不夠，因此可以根據(jù)實際情況將其替換成了較小的值，比如32、16等。

free_initmem
這個函數(shù)在arch/armnommu/mm/init.c文件中，其作用就是對init節(jié)的釋放，也可以通過修改代碼指定為不釋放。

5.26.3 init執(zhí)行過程
在內核引導結束并啟動init之后，系統(tǒng)就轉入用戶態(tài)的運行，在這之后創(chuàng)建的一切進程，都是在用戶態(tài)進行。這里先要清楚一個概念：就是init進程雖然是從內核開始的，即在前面所講的init/main.c中的init()函數(shù)在啟動后就已經(jīng)是一個核心線程，但在轉到執(zhí)行init程序（如 /sbin/init）之后，內核中的init()就變成了/sbin/init程序，狀態(tài)也轉變成了用戶態(tài)，也就是說核心線程變成了一個普通的進程。這樣一來，內核中的init函數(shù)實際上只是用戶態(tài)init進程的入口，它在執(zhí)行execve("/sbin/init",argv_init, envp_init)時改變成為一個普通的用戶進程。這也就是exec函數(shù)的乾坤大挪移法，在exec函數(shù)調用其他程序時，當前進程被其他進程“靈魂附體”。
　　除此之外，它們的代碼來源也有差別，內核中的init()函數(shù)的源代碼在/init/main.c中，是內核的一部分。而/sbin/init程序的源代碼是應用程序。
init程序啟動之后，要完成以下任務：檢查文件系統(tǒng)，啟動各種后臺服務進程，最后為每個終端和虛擬控制臺啟動一個getty進程供用戶登錄。由于所有其它用戶進程都是由init派生的，因此它又是其它一切用戶進程的父進程。
　　init進程啟動后，按照/etc/inittab的內容進程系統(tǒng)設置。很多嵌入式系統(tǒng)用的是BusyBox的init，它與一般所使用的init不一樣，會先執(zhí)行/etc/init.d/rcS而非/etc/rc.d/rc.sysinit。

小結：
本想多整理一些相關資料，無奈又要開始新項目的奔波，start_kernel()函數(shù)也剛好差不多講完了，分析的不是很深入，希望對嵌入式Linux移植的網(wǎng)友們有一些幫助。最后列舉下面幾處未整理的知識點，有興趣的網(wǎng)友可作進一步探討。
text.init和data.init說明
__init標示符在gcc編譯器中指定將該函數(shù)置于內核的特定區(qū)域。在內核完成自身初始化之后，就試圖釋放這個特定區(qū)域。實際上，內核中存在兩個這樣的區(qū)域，.text.init和.data.init――第一個是代碼初始化使用的，另外一個是數(shù)據(jù)初始化使用的。另外也可以看到 __initfunc和__initdata標志，前者和__init類似，標志初始化專用代碼，后者則標志初始化專用數(shù)據(jù)。
System.map內核符號表
irq的處理過程
Linux內核調度過程