Linux内核启动流程详细分析

https://www.linuxidc.com/Linux/2014-10/108034.htm

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 

 

 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 mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode 
 6 /* 置当前程序状态寄存器 */ 
 7 msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled 
 8 /* 判断CPU类型，查找运行的CPU ID值与Linux编译支持的ID值是否支持 */ 
 9 bl __lookup_processor_type 
10 /* 跳到__error */ 
11 teq r10, #0 @ invalid processor? 
12 moveq r0, #'p' @ yes, error 'p' 
13 beq __error 
14 /* 判断体系类型，查看R1寄存器的Architecture Type值是否支持 */ 
15 bl __lookup_architecture_type 
16 /* 不支持，跳到出错 */ 
17 teq r7, #0 @ invalid architecture? 
18 moveq r0, #'a' @ yes, error 'a' 
19 beq __error 
20 /* 创建核心页表 */ 
21 bl __create_page_tables 
22 adr lr, __ret @ return address 
23 add pc, r10, #12 @ initialise processor 
24 /* 跳转到start_kernel函数 */ 
25 b start_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() 

 

 1 /* Getting the big kernel lock. 
 2 * This cannot happen asynchronously, 
 3 * so we only need to worry about other 
 4 * CPU's. 
 5 */ 
 6 extern __inline__ void lock_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。 

　　setup_processor() 
　　该函数主要通过 

for (list = &__proc_info_begin; list < &__proc_info_end ; list++) 
if ((processor_id & list->cpu_mask) == list->cpu_val) 
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 

 

if (meminfo.nr_banks == 0) 
{ 
    meminfo.nr_banks = 1; 
    meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET; 
    meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE; 
} 

　　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< 
  
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