linux内核启动流程

arch/arm/kernel/head-armv.S
该文件是内核最先执行的一个文件，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 ID， Architecture Type，初始化BSS等操作，并跳到start_kernel函数。在执行前，处理器应满足以下状态：
r0 - should be 0
r1 - unique architecture number
MMU - off
I-cache - on or off
D-cache – off

[cpp]view plaincopyprint?

1. /*部分源代码分析*/
2. /*内核入口点*/
3. ENTRY(stext)
4. /*程序状态，禁止FIQ、IRQ，设定SVC模式*/
5. movr0,#F_BIT|I_BIT|MODE_SVC@makesuresvcmode
6. /*置当前程序状态寄存器*/
7. msrcpsr_c,r0@andallirqsdisabled
8. /*判断CPU类型，查找运行的CPUID值与Linux编译支持的ID值是否支持*/
9. bl__lookup_processor_type
10. /*跳到__error*/
11. teqr10,#0@invalidprocessor?
12. moveqr0,#p@yes,errorp
13. beq__error
14. /*判断体系类型，查看R1寄存器的ArchitectureType值是否支持*/
15. bl__lookup_architecture_type
16. /*不支持，跳到出错*/
17. teqr7,#0@invalidarchitecture?
18. moveqr0,#a@yes,errora
19. beq__error
20. /*创建核心页表*/
21. bl__create_page_tables
22. adrlr,__ret@returnaddress
23. addpc,r10,#12@initialiseprocessor
24. /*跳转到start_kernel函数*/
25. bstart_kernel

1. start_kernel()函数分析

下面对start_kernel()函数及其相关函数进行分析。

1.1 lock_kernel()

[cpp]view plaincopyprint?

1. /*Gettingthebigkernellock.
2. *Thiscannothappenasynchronously,
3. *soweonlyneedtoworryaboutother
4. *CPUs.
5. */
6. extern__inline__voidlock_kernel(void)
7. {
8. if(!++current->lock_depth)
9. spin_lock(&kernel_flag);
10. }

kernel_flag 是一个内核大自旋锁，所有进程都通过这个大锁来实现向内核态的迁移。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。在任何一对 lock_kernel／unlock_kernel函数里至多可以有一个程序占用CPU。 进程的lock_depth成员初始化为-1，在 kerenl/fork.c文件中设置。在它小于0时
（恒为 -1），进程不拥有内核锁；当大于或等于0时，进程得到内核锁。

1.2 setup_arch()

setup_arch()函数做体系相关的初始化工作，函数的定义在arch/arm/kernel/setup.c文件中，主
要涉及下列主要函数及代码。
5.2.1 setup_processor()
该函数主要通过

[cpp]view plaincopyprint?

1. for(list=&__proc_info_begin;list<&__proc_info_end;list++)
2. if((processor_id&list->cpu_mask)==list->cpu_val)
3. break;

这样一个循环来在.proc.info段中寻找匹配的processor_id，processor_id在head_armv.S文件
中设置。

1.2.2 setup_architecture(machine_arch_type)

该函数获得体系结构的信息，返回mach-xxx/arch.c 文件中定义的machine结构体的指针，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

1.2.3内存设置代码

[cpp]view plaincopyprint?

1. if(meminfo.nr_banks==0)
2. {
3. meminfo.nr_banks=1;
4. meminfo.bank[0].start=PHYS_OFFSET;
5. meminfo.bank[0].size=MEM_SIZE;
6. }

meminfo结构表明内存情况，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，
bank指定每块内存的范围，PHYS _OFFSET指定某块内存块的开始地址，MEM_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文件中，其中
PHYS _OFFSET是内存的开始地址，MEM_SIZE就是内存的结束地址。这个结构在接下来内存的初始化代码中
起重要作用。

1.2.4 内核内存空间管理

init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; 内核代码段开始
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext; 内核代码段结束
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata; 内核数据段开始
init_mm.brk = (unsigned long) &_end; 内核数据段结束

每一个任务都有一个mm_struct结构管理其内存空间，init_mm 是内核的mm_struct。其中设置成员变量
* mmap指向自己， 意味着内核只有一个内存管理结构，设置 pgd=swapper_pg_dir，
swapper_pg_dir是内核的页目录，ARM体系结构的内核页目录大小定义为16k。init_mm定义了整个内核的
内存空间，内核线程属于内核代码，同样使用内核空间，其访问内存空间的权限与内核一样。

1.2.5 内存结构初始化

bootmem_init (&meminfo)函数根据meminfo进行内存结构初始化。bootmem_init(&meminfo)函数中调
用 reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages) 函数，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：
reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*内核所占用地址空间*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn/*bootmem结构所占用地址空间*/

1.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)

创建内核页表，映射所有物理内存和IO空间，对于不同的处理器，该函数差别比较大。下面简单描述一下ARM
体系结构的存储系统及MMU相关的概念。
在ARM存储系统中，使用内存管理单元(MMU)实现虚拟地址到实际物理地址的映射。利用MMU，可把SDRAM的
地址完全映射到0x0起始的一片连续地址空间，而把原来占据这片空间的FLASH或者ROM映射到其他不相冲突
的存储空间位置。例如，FLASH的地址从0x0000 0000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范围是
0x3000 0000～0x3lFFFFFF，则可把SDRAM地址映射为0x0000 0000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以
映射到0x9000 0000～0x90FFFFFF(此处地址空间为空闲，未被占用)。映射完成后，如果处理器发生异常，
假设依然为IRQ中断，PC指针指向0xl8处的地址，而这个时候PC实际上是从位于物理地址的0x3000 0018处
读取指令。通过MMU的映射，则可实现程序完全运行在SDRAM之中。在实际的应用中．可能会把两片不连续的
物理地址空间分配给SDRAM。而在操作系统中，习惯于把SDRAM的空间连续起来，方便内存管理，且应用程序
申请大块的内存时，操作系统内核也可方便地分配。通过MMU可实现不连续的物理地址空间映射为连续的虚拟
地址空间。操作系统内核或者一些比较关键的代码，一般是不希望被用户应用程序访问。通过MMU可以控制地
址空间的访问权限，从而保护这些代码不被破坏。
MMU的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。建立页表是实现MMU功能不可缺少的一步。页表位于系统的
内存中，页表的每一项对应于一个虚拟地址到物理地址的映射。每一项的长度即是一个字的长度(在ARM中，
一个字的长度被定义为4Bytes)。页表项除完成虚拟地址到物理地址的映射功能之外，还定义了访问权限和缓
冲特性等。
MMU的映射分为两种，一级页表的变换和二级页表变换。两者的不同之处就是实现的变换地址空间大小不同。
一级页表变换支持1 M大小的存储空间的映射，而二级可以支持64 kB，4 kB和1 kB大小地址空间的映射。

动态表(页表)的大小＝表项数＊每个表项所需的位数，即为整个内存空间建立索引表时，需要多大空间存放索
引表本身。
表项数＝虚拟地址空间/每页大小
每个表项所需的位数＝Log(实际页表数)+适当控制位数
实际页表数 ＝物理地址空间/每页大小