小男孩‘自慰网亚洲一区二区,亚洲一级在线播放毛片,亚洲中文字幕av每天更新,黄aⅴ永久免费无码,91成人午夜在线精品,色网站免费在线观看,亚洲欧洲wwwww在线观看

分享

arm 嵌入式LINUX啟動(dòng)過(guò)程

 昵稱128678 2009-04-07

首先,porting linux的時(shí)候要規(guī)劃內(nèi)存影像,如小弟的系統(tǒng)有64m SDRAM, 
地址從0x 0800 0000 -0x0bff ffff,32m flash,地址從0x0c00 0000-0x0dff ffff. 
規(guī)劃如下:bootloader, linux kernel, rootdisk放在flash里。 
具體從 0x0c00 0000開始的第一個(gè)1M放bootloader, 
0x0c10 0000開始的2m放linux kernel,從 0x0c30 0000開始都給rootdisk。 

啟動(dòng): 
首先,啟動(dòng)后arm920T將地址0x0c00 0000映射到0(可通過(guò)跳線設(shè)置), 
實(shí)際上從0x0c00 0000啟動(dòng),進(jìn)入我們的bootloader,但由于flash速度慢, 
所以bootloader前面有一小段程序把bootloader拷貝到SDRAM 中的0x0AFE0100, 
再?gòu)?x 0800 0000 運(yùn)行bootloader,我們叫這段小程序?yàn)閒lashloader, 
flashloader必須要首先初始化SDRAM,不然往那放那些東東: 

.equ SOURCE, 0x0C000100 bootloader的存放地址 
.equ TARGET, 0x0AFE0100 目標(biāo)地址 
.equ SDCTL0, 0x221000 SDRAM控制器寄存器 
// size is stored in location 0x0C0000FC 

.global _start 
_start: //入口點(diǎn) 

//;*************************************** 
//;* 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 
_CopyLoop 

_EndCopy: 
ldr r0,=TARGET 
mov pc,r0 

上回書說(shuō)到flashloader把bootloader load到0x0AFE0100, 然回跳了過(guò)去, 
其實(shí)0x0AFE0100 就是燒在flash 0x0C000100中的真正的bootloader: 

bootloader 有幾個(gè)文件組成,先是START.s,也是唯一的一個(gè)匯編程序,其余的都是C寫成的,START.s主要初始化堆棧: 

_start: 
ldr r1,=StackInit 
ldr sp,[r1] 
main 


//此處我們跳到了C代碼的main函數(shù),當(dāng)C代碼執(zhí)行完后,還要調(diào)用 
//下面的JumpToKernel0x跳到LINXU kernel運(yùn)行 

.equ StackInitvalue, __end_data+0x1000 // 4K __end_data在連結(jié)腳本中指定 

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" 

下面讓我們看看bootloader的c代碼干了些什么。main函數(shù)比較長(zhǎng),讓我們分段慢慢看。 

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時(shí)鐘 

EUARTinit(); //串口初始化 
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 ... "); 


小弟的bootloader主要干這么幾件事:init(); 初始化硬件,打印一些信息和提供一些操作選項(xiàng): 
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 ver0.1.x kernel 
6. Boot with different command line 

也就是說(shuō),可以在bootloader里選擇重新下載kernel,rootdisk并寫入flash, 
下載的方法是用usb連接,10m的rootdisk也就刷的一下。關(guān)于usb下載的討論請(qǐng)參看先前的貼子“為arm開發(fā)平臺(tái)增加usb下載接口“。 
如果不選,直接回車,就開始把整個(gè)linux的內(nèi)核拷貝到SDRAM中運(yùn)行。 

列位看官,可能有人要問(wèn),在flashloader中不是已經(jīng)初始化過(guò)sdram控制器了嗎?怎么init(); 中還要初始化呢,各位有所不知,小弟用的是syncflash, 
可以直接使用sdram控制器的接口,切記:在flash中運(yùn)行的代碼是不能初始化連接flash的sdram控制器的,不然絕對(duì)死掉了。所以,當(dāng)程序在flash中運(yùn)行的時(shí)候,去初始化sdram,而現(xiàn)在在sdram中運(yùn)行,可放心大膽地初始化flash了,主要是設(shè)定字寬,行列延時(shí),因?yàn)槿笔《际亲畲蟮摹?nbsp;

另外,如果列位看官的cpu有足夠的片內(nèi)ram,完全可以先把bootloader放在片內(nèi)ram,干完一切后再跳到LINUX,小弟著也是不得已而為之啊。 

如果直接輸入回車,進(jìn)入kernel拷貝工作: 

EUARTputString("Copying kernel from Flash to RAM ...\n"); 
count 0x200000; // Mbytes 
pSource (U32 *)0x0C100000; 
pDestin (U32 *)0x08008000; 
do 

*(pDestin++) *(pSource++); 
count -= 4; 
while (count 0); 


EUARTputString("Booting kernel ...\n\n"); 

這一段沒有什么可說(shuō)的,運(yùn)行完后kernel就在0x08008000了,至于為什么要 
空出0x8000的一段,主要是放kelnel的一些全局?jǐn)?shù)據(jù)結(jié)構(gòu),如內(nèi)核頁(yè)表,arm的頁(yè)目錄要有16k大。 

我們知道,linux內(nèi)核啟動(dòng)的時(shí)候可以傳入?yún)?shù),如在PC上,如果使用LILO, 
當(dāng)出現(xiàn)LILO:,我們可以輸入root=/dev/hda1.或mem=128M等指定文件系統(tǒng)的設(shè)備或內(nèi)存大小,在嵌入式系統(tǒng)上,參數(shù)的傳入是要靠bootloader完成的, 

pMem (char *)0x083FF000; //參數(shù)字符串的目標(biāo)存放地址 
pCmdLine (char *)&cmdLine; //定義的靜態(tài)字符串 
while ((*(pMem++)=*(pCmdLine++)) != 0);//拷貝 

JumpToKernel((void *)0x8008000, 0x083FF000) //跳轉(zhuǎn)到內(nèi)核 

return (0); 
JumpToKernel在前文中的start.S定義過(guò): 

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) 

由于arm-GCC的c參數(shù)調(diào)用的順序是從左到右R0開始,所以R0是KERNKEL的地址, 
r1是參數(shù)字符串的地址: 

到此為止,為linux引導(dǎo)做的準(zhǔn)備工作就結(jié)束了,下一回我們就正式進(jìn)入linux的代碼。 

好,從本節(jié)開始,我們走過(guò)了bootloader的漫長(zhǎng)征途,開始進(jìn)入linux的內(nèi)核: 
說(shuō)實(shí)話,linux寶典的確高深莫測(cè),洋人花了十幾年修煉,各種內(nèi)功心法層處不窮。有些地方反復(fù)推敲也領(lǐng)悟不了其中奧妙,煉不到第九重啊。。 

linux的入口是一段匯編代碼,用于基本的硬件設(shè)置和建立臨時(shí)頁(yè)表,對(duì)于 
ARM LINUX是 linux/arch/arm/kernle/head-armv.S, 走! 

#if defined(CONFIG_MX1) 
mov r1, #MACH_TYPE_MX1 
#endif 

這第一句話好像就讓人看不懂,好像葵花寶典開頭的八個(gè)字:欲練神功。。。。 

那來(lái)的MACH_TYPE_MX1?其實(shí),在head-armv.S 
中的一項(xiàng)重要工作就是設(shè)置內(nèi)核的臨時(shí)頁(yè)表,不然mmu開起來(lái)也玩不轉(zhuǎn),但是內(nèi)核怎么知道如何映射內(nèi)存呢?linux的內(nèi)核將映射到虛地址0xCxxx xxxx處,但他怎么知道把哪一片ram映射過(guò)去呢? 

因?yàn)椴煌ǖ南到y(tǒng)有不通的內(nèi)存影像,所以,LINUX約定,內(nèi)核代碼開始的時(shí)候, 
R1放的是系統(tǒng)目標(biāo)平臺(tái)的代號(hào),對(duì)于一些常見的,標(biāo)準(zhǔn)的平臺(tái),內(nèi)核已經(jīng)提供了支持,只要在編譯的時(shí)候選中就行了,例如對(duì)X86平臺(tái),內(nèi)核是從物理地址1M開始映射的。如果老兄是自己攢的平臺(tái),只好麻煩你自己寫了。 

小弟拿人錢財(cái),與人消災(zāi),用的是摩托的MX1,只好自己寫了,定義了#MACH_TYPE_MX1,當(dāng)然,還要寫一個(gè)描述平臺(tái)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu): 

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 

看起來(lái)怪怪的,但現(xiàn)在大家只要知道他定義了基本的內(nèi)存映象:RAM從0x08000000開始,i/o空間從0x00200000開始,i/o空間映射到虛擬地址空間 
0xf0200000開始處。摩托的芯片i/o和內(nèi)存是統(tǒng)一編址的。 
其他的項(xiàng),在下面的初始化過(guò)程中會(huì)逐個(gè)介紹到。 

好了好了,再看下面的指令: 

mov r0, #F_BIT I_BIT MODE_SVC make sure svc mode //設(shè)置為SVC模式,允許中斷和快速中斷 
//此處設(shè)定系統(tǒng)的工作狀態(tài),arm有7種狀態(tài) 
//每種狀態(tài)有自己的堆棧 

msr cpsr_c, r0 and all irqs diabled 
bl __lookup_processor_type 

//定義處理器相關(guān)信息,如value, mask, mmuflags, 
//放在proc.info段中 
//__lookup_processor_type 取得這些信息,在下面 
//__lookup_architecture_type 中用 

這一段是查詢處理器的種類,大家知道arm有arm7, arm9等類型,如何區(qū)分呢? 
在arm協(xié)處理器中有一個(gè)只讀寄存器,存放處理器相關(guān)信息。__lookup_processor_type將返回如下的結(jié)構(gòu): 

__arm920_proc_inf 
.long 0x41009200 //CPU id 
.long 0xff00fff0 //cpu mask 
.long 0x00000c1e mmuflags 
__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 


第一項(xiàng)是CPU id,將與協(xié)處理器中讀出的id作比較,其余的都是與處理器相關(guān)的 
信息,到下面初始化的過(guò)程中自然會(huì)用到。。 

查詢到了處理器類型和系統(tǒng)的內(nèi)存映像后就要進(jìn)入初始化過(guò)程中比較關(guān)鍵的一步了,開始設(shè)置mmu,但首先要設(shè)置一個(gè)臨時(shí)的內(nèi)核頁(yè)表,映射4m的內(nèi)存,這在初始化過(guò)程中是足夠了: 

//r5=0800 0000 ram起始地址 r6=0020 0000 io地址,r7=f020 0000 虛io 
teq r7, #0 invalid architecture? 
moveq r0, #'a' yes, error 'a' 
beq __error 
bl __create_page_tables 

其中__create_page_tables為: 
__create_page_tables: 
pgtbl r4 
//r4=0800 4000 臨時(shí)頁(yè)表的起始地址 
//r5=0800 0000, ram的起始地址 
//r6=0020 0000, i/o寄存器空間的起始地址 
//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 
 

// 由于linux編譯的地址是0xC0008000,load的地址是0x08008000,我們需要將虛地址0xC0008000映射到0800800一段 
//同時(shí),由于部分代碼也要直接訪問(wèn)0x08008000,所以0x08008000對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)也要填充 
// 頁(yè)表中的表象為section,AP=11表示任何模式下可訪問(wèn),domain為0。 
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 

//下面是映射4M 


add r0, r4, #(TEXTADDR 0xfff00000) >> 18 start of kernel 
//r0 r4+ 0x3000 0800 4000 3000 0800 7000 
str r3, [r0], #4 PAGE_OFFSET 0MB 

VI ZFRS BLDP WCAM 
bic r0, r0, #0x0e00 
bic r0, r0, #0x0002 
bic r0, r0, #0x000c 
bic r0, r0, #0x1000 ...0 000. .... 000. 
 
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 

這一段首先關(guān)閉i,d cache,清除write buffer ,然后設(shè)置頁(yè)目錄地址,設(shè)置 
domain的保護(hù),在上節(jié)中,注意到頁(yè)目錄項(xiàng)的domain都是0,domain寄存器中 
的domain 對(duì)應(yīng)的是0b11,表示訪問(wèn)模式為manager,不受限制。 

接下來(lái)設(shè)置控制寄存器,打開d,i cache和mmu 
注意arm的d cache必須和mmu一起打開,而i cache可以單獨(dú)打開 

其實(shí),cache和mmu的關(guān)系實(shí)在是緊密,每一個(gè)頁(yè)表項(xiàng)都有標(biāo)志標(biāo)示是否是 
cacheable的,可以說(shuō)本來(lái)就是設(shè)計(jì)一起使用的 

最后,自函數(shù)返回后,有一句 
mcr p15, 0, r0, c1, c0 
使設(shè)置生效。 
上回我們講到arm靠初始化完成了,打開了cache, 
到此為止,匯編部分的初始化代碼就差不多了,最后還有幾件事情做: 

1。初始化BSS段,全部清零,BSS是全局變量區(qū)域。 
2。保存與系統(tǒng)相關(guān)的信息:如 
.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 
不用講,大家一看就明白意思 

3。重新設(shè)置堆棧指針,指向init_task的堆棧。init_task是系統(tǒng)的第一個(gè)任務(wù),init_task的堆棧在task structure的后8K,我們后面會(huì)看到。 

4。最后就要跳到C代碼的start_kernel。 
SYMBOL_NAME(start_kernel) 

現(xiàn)在讓我們來(lái)回憶一下目前的系統(tǒng)狀態(tài): 
臨時(shí)頁(yè)表已經(jīng)建立,在0X08004000處,映射了4M,虛地址0XC000000被映射到0X08000000. 
CACHE,MMU都已經(jīng)打開。 
堆棧用的是任務(wù)init_task的堆棧。

 

如果以為到了c代碼可以松一口氣的話,就大錯(cuò)特措了,linux的c也不比匯編好懂多少,相反到掩蓋了匯編的一些和機(jī)器相關(guān)的部分,有時(shí)候更難懂。其實(shí)作為編寫操作系統(tǒng)的c代碼,只不過(guò)是匯編的另一種寫法,和機(jī)器代碼的聯(lián)系是很緊密的。 

start_kernel在 /linux/init/main.c中定義: 

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 
。。。。。。。。。 

start_kernel中的函數(shù)個(gè)個(gè)都是重量級(jí)的,首先用printk(linux_banner);打出 
系統(tǒng)版本號(hào),這里面就大有文章,系統(tǒng)才剛開張,你讓他打印到哪里去呢? 
先給大家交個(gè)底,以后到console的部分自然清楚,printk和printf不同,他首先輸出到系統(tǒng)的一個(gè)緩沖區(qū)內(nèi),大約4k,如果登記了console,則調(diào)用console->wirte函數(shù)輸出,否則就一直在buffer里呆著。所以,用printk輸出的信息,如果超出了4k,會(huì)沖掉前面的。在系統(tǒng)引導(dǎo)起來(lái)后,用dmesg看的也就是這個(gè)buffer中的東東。 

下面就是一個(gè)重量級(jí)的函數(shù): 
setup_arch(&command_line); //arm/kernel/setup.c 
完成內(nèi)存映像的初始化,其中command_line是從bootloader中傳下來(lái)的。 

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,有個(gè)背景介紹一下,從linux 2.4的內(nèi)核開始,支持內(nèi)存的節(jié)點(diǎn)(node),也就是可支持不連續(xù)的物理內(nèi)存區(qū)域。這一點(diǎn)在嵌入式系統(tǒng)中很有用,例如對(duì)于SDRAM和FALSH,性質(zhì)不同,可作為不同的內(nèi)存節(jié)點(diǎn)。 

meminfo結(jié)構(gòu)定義如下: 

 
#define NR_BANKS 
//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,指明啟動(dòng)的設(shè)備,嵌入式系統(tǒng)中通常是flash disk. 
這里面有一個(gè)有趣的悖論:linux的設(shè)備都是在/dev/下,訪問(wèn)這些設(shè)備文件需要設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序支持,而訪問(wèn)設(shè)備文件才能取得設(shè)備號(hào),才能加載驅(qū)動(dòng)程序,那么第一個(gè)設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序是怎么加載呢?就是ROOT_DEV, 不需要訪問(wèn)設(shè)備文件,直接指定設(shè)備號(hào)。 


下面我們準(zhǔn)備初始化真正的內(nèi)核頁(yè)表,而不再是臨時(shí)的了。 
首先還是取得當(dāng)前系統(tǒng)的內(nèi)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 

返回如下結(jié)構(gòu): 
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 

我們?cè)谇懊娼榻B過(guò)這個(gè)結(jié)構(gòu),不過(guò)這次用它可是玩真的了。 

書接上回, 
下面是init_mm的初始化,init_mm定義在/arch/arm/kernel/init_task.c: 
struct mm_struct init_mm INIT_MM(init_mm); 

從本回開始的相當(dāng)一部分內(nèi)容是和內(nèi)存管理相關(guān)的,憑心而論,操作系統(tǒng)的 
內(nèi)存管理是很復(fù)雜的,牽扯到處理器的硬件細(xì)節(jié)和軟件算法, 
限于篇幅所限制,請(qǐng)大家先仔細(xì)讀一讀arm mmu的部分, 
中文參考資料:linux內(nèi)核源代碼情景對(duì)話, 
linux2.4.18原代碼分析。 

init_mm.start_code (unsigned long) &_text; 
內(nèi)核代碼段開始 
init_mm.end_code (unsigned long) &_etext; 
內(nèi)核代碼段結(jié)束 
init_mm.end_data (unsigned long) &_edata; 
內(nèi)核數(shù)據(jù)段開始 
init_mm.brk (unsigned long) &_end; 
內(nèi)核數(shù)據(jù)段結(jié)束 

每一個(gè)任務(wù)都有一個(gè)mm_struct結(jié)構(gòu)管理任務(wù)內(nèi)存空間,init_mm 
是內(nèi)核的mm_struct,其中設(shè)置成員變量* mmap指向自己, 
意味著內(nèi)核只有一個(gè)內(nèi)存管理結(jié)構(gòu),設(shè)置* pgd=swapper_pg_dir, 
swapper_pg_dir是內(nèi)核的頁(yè)目錄,在arm體系結(jié)構(gòu)有16k, 
所以init_mm定義了整個(gè)kernel的內(nèi)存空間,下面我們會(huì)碰到內(nèi)核 
線程,所有的內(nèi)核線程都使用內(nèi)核空間,擁有和內(nèi)核同樣的訪問(wèn) 
權(quán)限。 

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); 
//將bootloader的參數(shù)拷貝到cmdline_p, 

bootmem_init(&meminfo); 
定義在arm/mm/init.c 
這個(gè)函數(shù)在內(nèi)核結(jié)尾分一頁(yè)出來(lái)作位圖,根據(jù)具體系統(tǒng)的內(nèi)存大小 
映射整個(gè)ram 

下面是一個(gè)非常重要的函數(shù) 
paging_init(&meminfo, mdesc); 
定義在arm/mm/init.c 
創(chuàng)建內(nèi)核頁(yè)表,映射所有物理內(nèi)存和io空間, 
對(duì)于不同的處理器,這個(gè)函數(shù)差別很大, 

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)); 

 

zero_page alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE); 
bad_page alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE); 
bad_table alloc_bootmem_low_pages(TABLE_SIZE); 

分配三個(gè)頁(yè)出來(lái),用于處理異常過(guò)程,在armlinux中,得到如下 
地址: 
zero_page=0xc0000000 
bad page=0xc0001000 
bad_table=0xc0002000 


上回我們說(shuō)到在paging_init中分配了三個(gè)頁(yè): 

zero_page=0xc0000000 
bad page=0xc0001000 
bad_table=0xc0002000 

但是奇怪的很,在更新的linux代碼中只分配了一個(gè) 
zero_page,而且在源代碼中找不到zero_page 
用在什么地方了,大家討論討論吧。 

paging_init的主要工作是在 
void __init memtable_init(struct meminfo *mi) 
中完成的,為系統(tǒng)內(nèi)存創(chuàng)建頁(yè)表: 

meminfo結(jié)構(gòu)如下: 

struct meminfo 
int nr_banks; 
unsigned long end; 
struct 
unsigned long start; 
unsigned long size; 
int node; 
bank[NR_BANKS]; 
}; 

是用來(lái)紀(jì)錄系統(tǒng)中的內(nèi)存區(qū)段的,因?yàn)樵谇度胧?nbsp;
系統(tǒng)中并不是所有的內(nèi)存都能映射,例如sdram只有 
64m,flash 32m,而且不見得是連續(xù)的,所以用 
meminfo紀(jì)錄這些區(qū)段。 

void __init memtable_init(struct meminfo *mi) 

struct map_desc *init_maps, *p, *q; 
unsigned long address 0; 
int i; 

init_maps 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(yè)表的domain 
prot_read:1, //保護(hù)標(biāo)志 
prot_write:1, //寫保護(hù)標(biāo)志 
cacheable:1, //是否cache 
bufferable:1, //是否用write buffer 
last:1; //空 
};init_maps 

map_desc是區(qū)段及其屬性的定義,屬性位的意義請(qǐng) 
參考ARM MMU的介紹。 

下面對(duì)meminfo的區(qū)段進(jìn)行遍歷,同時(shí)填寫init_maps 
中的各項(xiàng)內(nèi)容: 
for (i 0; 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 
++; //下一個(gè)區(qū)段 


如果系統(tǒng)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; 

++; 
#endif 

其中的prot_read和prot_write是用來(lái)設(shè)置頁(yè)表的domain的, 

下面就是逐個(gè)區(qū)段建立頁(yè)表: 

init_maps; 
do 
if (address q->virtual || == p) 
clear_mapping(address); 
address += PGDIR_SIZE; 
else 
create_mapping(q); 

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

++; 

while (address != 0); 


上次說(shuō)到memtable_init中初始化頁(yè)表的循環(huán), 
這個(gè)過(guò)程比較重要,我們看仔細(xì)些: 


init_maps; 
do 
if (address q->virtual || == p) 
//由于內(nèi)核空間是從c000 0000開始,所以c000 0000 
//以前的頁(yè)表項(xiàng)全部清空 

clear_mapping(address); 
address += PGDIR_SIZE; 
//每個(gè)表項(xiàng)增加1m,這里感到了section的好處 


其中clear_mapping()是個(gè)宏,根據(jù)處理器的 
不同,在920下被展開為 

cpu_arm920_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ 
(( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( )})); 

其中init_mm為內(nèi)核的mm_struct,pgd指向 
swapper_pg_dir,在arch/arm/kernel/init_task.c中定義 

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填寫到頁(yè)表項(xiàng)中,由于pmd_t=0, 
實(shí)際等于清除了這一項(xiàng),由于d cache打開, 
這一條指令實(shí)際并沒有寫回內(nèi)存,而是寫到cache中 

mcr p15, 0, r0, c7, c10, 

把cache中 地址r0對(duì)應(yīng)的內(nèi)容寫回內(nèi)存中, 
這一條語(yǔ)句實(shí)際是寫到了write buffer中, 
還沒有真正寫回內(nèi)存。 

mcr p15, 0, r0, c7, c10, 

等待把write buffer中的內(nèi)容寫回內(nèi)存。在這之前core等待 

mov pc, lr 

在這里我們看到,由于頁(yè)表的內(nèi)容十分關(guān)鍵,為了確保寫回內(nèi)存, 
采用了直接操作cache的方法。由于在arm core中,打開了d cache 
則必定要用write buffer.所以還有wb的回寫問(wèn)題。 
由于考慮到效率,我們使用了cache和buffer, 
所以在某些地方要用指令保證數(shù)據(jù)被及時(shí)寫回。 


下面映射c000 0000后面的頁(yè)表 

else 
create_mapping(q); 

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

++; 

while (address != 0); 

create_mapping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; 

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); 

由于arm中section表項(xiàng)的權(quán)限位和page表項(xiàng)的位置不同, 
所以根據(jù)struct map_desc 中的保護(hù)標(biāo)志,分別計(jì)算頁(yè)表項(xiàng) 
中的AP,domain,CB標(biāo)志位。 

有一段時(shí)間沒有寫了,道歉先,前一段時(shí)間在做arm linux的xip,終于找到了 
在flash中運(yùn)行kernel的方法,同時(shí)對(duì)系統(tǒng)的存儲(chǔ)管理 
的理解更深了一層,我們繼續(xù)從上回的create_mapping往下看: 

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; 

這3個(gè)循環(huán)的設(shè)計(jì)還是很巧妙的,create_mapping的作用是設(shè)置虛地址virt 
到物理地址virt off的映射頁(yè)目錄和頁(yè)表。arm提供了4種尺寸的頁(yè)表: 
1M,4K,16K,64K,armlinux只用到了1M和4K兩種。 

這3個(gè)while的作用分別是“掐頭“,“去尾“,“砍中間“。 
第一個(gè)while是判斷要映射的地址長(zhǎng)度是否大于1m,且是不是1m對(duì)齊, 
如果不是,則需要?jiǎng)?chuàng)建頁(yè)表,例如,如果要映射的長(zhǎng)度為1m零4k,則先要將“零頭“ 
去掉,4k的一段需要中間頁(yè)表,通過(guò)第一個(gè)while創(chuàng)建中間頁(yè)表, 
而剩下的1M則交給第二個(gè)while循環(huán)。最后剩下的交給第三個(gè)while循環(huán)。 

alloc_init_page分配并填充中間頁(yè)表項(xiàng) 
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);//返回頁(yè)目錄中virt對(duì)應(yīng)的表項(xiàng) 

if (pmd_none(*pmdp)) {//如果表項(xiàng)是空的,則分配一個(gè)中間頁(yè)表 
pte_t *ptep alloc_bootmem_low_pages(2 PTRS_PER_PTE 
sizeof(pte_t)); 

ptep += PTRS_PER_PTE; 
//設(shè)置頁(yè)目錄表項(xiàng) 
set_pmd(pmdp, __mk_pmd(ptep, PMD_TYPE_TABLE PMD_DOMAIN(domain))); 

ptep pte_offset(pmdp, virt); 
//如果表項(xiàng)不是空的,則表項(xiàng)已經(jīng)存在,只需要設(shè)置中間頁(yè)表表項(xiàng) 
set_pte(ptep, mk_pte_phys(phys, __pgprot(prot))); 


alloc_init_section只需要填充頁(yè)目錄項(xiàng) 

alloc_init_section(unsigned long virt, unsigned long phys, int prot) 

pmd_t pmd; 

pmd_val(pmd) phys prot;//將物理地址和保護(hù)標(biāo)志合成頁(yè)目錄項(xiàng) 

set_pmd(pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt), pmd); 


通過(guò)create_mapping可為內(nèi)核建立所有的地址映射,最后是映射中斷向量表 
所在的區(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c000 8000前面的某一頁(yè), vectors_base()是個(gè)宏,arm規(guī)定中斷 
向量表的地址只能是0或ffff0000,在cp15中設(shè)置。所以上述代碼映射一頁(yè)到 
0或ffff0000,下面我們還會(huì)看到,中斷處理程序中的匯編部分也被拷貝到 
這一頁(yè)中。

 
 

    本站是提供個(gè)人知識(shí)管理的網(wǎng)絡(luò)存儲(chǔ)空間,所有內(nèi)容均由用戶發(fā)布,不代表本站觀點(diǎn)。請(qǐng)注意甄別內(nèi)容中的聯(lián)系方式、誘導(dǎo)購(gòu)買等信息,謹(jǐn)防詐騙。如發(fā)現(xiàn)有害或侵權(quán)內(nèi)容,請(qǐng)點(diǎn)擊一鍵舉報(bào)。
    轉(zhuǎn)藏 分享 獻(xiàn)花(0

    0條評(píng)論

    發(fā)表

    請(qǐng)遵守用戶 評(píng)論公約

    類似文章 更多