IT民工
分类： 嵌入式
2009-09-03 13:16:13
ROOT_DEV是宏，指明启动的设备，嵌入式系统中通常是flash disk.
这里面有一个有趣的悖论：linux的设备都是在/dev/下，访问这些设备文件需要设备驱动程序支持，而访问设备文件才能取得设备号，才能加载驱动程序，那么第一个设备驱动程序是怎么加载呢？就是ROOT_DEV， 不需要访问设备文件，直接指定设备号。
下面我们准备初始化真正的内核页表，而不再是临时的了。
首先还是取得当前系统的内存映像：
mdesc = setup_architecture(machine_arch_type);
//find the machine type in mach-integrator/arch.c
//the ads name, mem map, io map
返回如下结构：
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
我们在前面介绍过这个结构，不过这次用它可是玩真的了。
书接上回，
下面是init_mm的初始化，init_mm定义在/arch/arm/kernel/init_task.c：
struct mm_struct init_mm = INIT_MM(init_mm);
从本回开始的相当一部分内容是和内存管理相关的，凭心而论，操作系统的
内存管理是很复杂的，牵扯到处理器的硬件细节和软件算法，
限于篇幅所限制，请大家先仔细读一读arm mmu的部分，
中文参考资料：linux内核源代码情景对话，
linux2.4.18原代码分析。
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结构管理任务内存空间，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，在arm体系结构有16k，
所以init_mm定义了整个kernel的内存空间，下面我们会碰到内核
线程，所有的内核线程都使用内核空间，拥有和内核同样的访问
权限。
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);
//将bootloader的参数拷贝到cmdline_p，
bootmem_init(&meminfo);
定义在arm/mm/init.c
这个函数在内核结尾分一页出来作位图，根据具体系统的内存大小
映射整个ram
下面是一个非常重要的函数
paging_init(&meminfo, mdesc);
定义在arm/mm/init.c
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，这个函数差别很大，
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));
/*
* allocate what we need for the bad pages.
* note that we count on this going ok.
*/
zero_page = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
bad_page = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
bad_table = alloc_bootmem_low_pages(TABLE_SIZE);
分配三个页出来，用于处理异常过程，在armlinux中，得到如下
地址：
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
上回我们说到在paging_init中分配了三个页：
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
但是奇怪的很，在更新的linux代码中只分配了一个
zero_page，而且在源代码中找不到zero_page
用在什么地方了，大家讨论讨论吧。
paging_init的主要工作是在
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
中完成的，为系统内存创建页表：
meminfo结构如下：
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
是用来纪录系统中的内存区段的，因为在嵌入式
系统中并不是所有的内存都能映射，例如sdram只有
64m,flash 32m,而且不见得是连续的，所以用
meminfo纪录这些区段。
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定义为：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int domain:4, //页表的domain
prot_read:1, //保护标志
prot_write:1, //写保护标志
cacheable:1, //是否cache
bufferable:1, //是否用write buffer
last:1; //空
};init_maps
map_desc是区段及其属性的定义，属性位的意义请
参考ARM MMU的介绍。
下面对meminfo的区段进行遍历，同时填写init_maps
中的各项内容：
for (i = 0; i < mi->nr_banks; i++) {
if (mi->bank[i].size == 0)
continue;
p->physical = mi->bank[i].start;
p->virtual = __phys_to_virt(p->physical);
p->length = mi->bank[i].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
p ++; //下一个区段
}
