嵌入式Linux内核移植相关代码分析（zz）（一）

嵌入式Linux内核移植相关代码分析
[转载请注明出处，，作者：张洪耿，]

本文通过整理之前研发的一个项目(ARM7TDMI +uCLinux)，分析内核启动过程及需要修改的文件，以供内核移植者参考。整理过程中也同时参考了众多网友的帖子，在此谢过。由于整理过程匆忙，难免错误及讲解的不够清楚之处，请各位网友指正，这里提前谢过。本文分以下部分进行介绍：
1. Bootloader及内核解压
2. 内核启动方式介绍
3. 内核启动地址的确定
4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S分析
5. start_kernel()函数分析

1.        Bootloader及内核解压
Bootloader将内核加载到内存中，设定一些寄存器，然后将控制权交由内核，该过程中，关闭MMU功能。通常，内核都是以压缩的方式存放，如zImage，这里有两种解压方法：
使用内核自解压程序。
arch/arm/boot/compressed/head.S或arch/arm/boot/compressed/head-xxxxx.S
arch/arm/boot/compressed/misc.c
在Bootloader中增加解压功能。
使用该方法时内核不需要带有自解压功能，而使用Bootloader中的解压程序代替内核自解压程序。其工作过程与内核自解压过程相似：Bootloader把压缩方式的内核解压到内存中，然后跳转到内核入口处开始执行。

2.        几种内核启动方式介绍
XIP (EXECUTE IN PLACE) 是指直接从存放代码的位置上启动运行。
2.1 非压缩，非XIP
非XIP方式是指在运行之前需对代码进行重定位。该类型的内核以非压缩方式存放在Flash中，启动时由Bootloader加载到内存后运行。
2.2 非压缩，XIP
该类型的内核以非压缩格式存放在ROM/Flash中，不需要加载到内存就能运行，Bootloader直接跳转到其存放地址执行。Data段复制和BSS段清零的工作由内核自己完成。这种启动方式常用于内存空间有限的系统中，另外，程序在ROM/Flash中运行的速度相对较慢。
2.3 RAM自解压
压缩格式的内核由开头一段自解压代码和压缩内核数据组成，由于以压缩格式存放，内核只能以非XIP方式运行。RAM自解压过程如下：压缩内核存放于ROM/Flash中，Bootloader启动后加载到内存中的临时空间，然后跳转到压缩内核入口地址执行自解压代码，内核被解压到最终的目的地址然后运行。压缩内核所占据的临时空间随后被Linux回收利用。这种方式的内核在嵌入式产品中较为常见。
2.4 ROM自解压
解压缩代码也能够以XIP的方式在ROM/Flash中运行。ROM自解压过程如下：压缩内核存放在ROM/Flash中，不需要加载到内存就能运行，Bootloader直接跳转到其存放地址执行其自解压代码，将压缩内核解压到最终的目的地址并运行。ROM自解压方式存放的内核解压缩速度慢，而且也不能节省内存空间。

3.        内核启动地址的确定
内核自解压方式
Head.S/head-XXX.S获得内核解压后首地址ZREALADDR，然后解压内核，并把解压后的内核放在ZREALADDR的位置上，最后跳转到ZREALADDR地址上，开始真正的内核启动。

arch/armnommu/boot/Makefile，定义ZRELADDR和ZTEXTADDR。ZTEXTADDR是自解压代码的起始地址，如果从内存启动内核，设置为0即可，如果从Rom/Flash启动，则设置ZTEXTADDR为相应的值。ZRELADDR是内核解压缩后的执行地址。
arch/armnommu/boot/compressed/vmlinux.ld,引用LOAD_ADDR和TEXT_START。
arch/armnommu/boot/compressed/Makefile, 通过如下一行：
SEDFLAGS = s/TEXT_START/$(ZTEXTADDR)/;s/LOAD_ADDR/$(ZRELADDR)/;
使得TEXT_START = ZTEXTADDR，LOAD_ADDR = ZRELADDR。

说明：
执行完decompress_kernel函数后,代码跳回head.S/head-XXX.S中,检查解压缩之后的kernel起始地址是否紧挨着kernel image。如果是,beqcall_kernel,执行解压后的kernel。如果解压缩之后的kernel起始地址不是紧挨着kernelimage,则执行relocate,将其拷贝到紧接着kernel image的地方,然后跳转,执行解压后的kernel。

Bootloader解压方式
Bootloader把解压后的内核放在内存的TEXTADDR位置上，然后跳转到TEXTADDR位置上，开始内核启动。
arch/armnommu/Makefile，一般设置TEXTADDR为PAGE_OFF+0x8000，如定义为0x00008000, 0xC0008000等。
arch/armnommu/vmlinux.lds，引用TEXTADDR

4.        arch/armnommu/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CPUID，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

/* 部分源代码分析 */
/* 内核入口点 */
ENTRY(stext)
/* 程序状态，禁止FIQ、IRQ，设定SVC模式 */
mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode
/* 置当前程序状态寄存器 */
msr  cpsr_c, r0                    @ and all irqs disabled
/* 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 */
bl     __lookup_processor_type
/* 跳到__error */
teq   r10, #0                         @ invalid processor?
moveq     r0, #'p'                  @ yes, error 'p'
beq  __error
/* 判断体系类型，查看R1寄存器的Architecture Type值是否支持 */
bl     __lookup_architecture_type
/* 不支持，跳到出错 */
teq   r7, #0                           @ invalid architecture?
moveq     r0, #'a'                  @ yes, error 'a'
beq  __error
/* 创建核心页表 */
bl     __create_page_tables
adr   lr, __ret                 @ return address
add  pc, r10, #12      @ initialise processor
/* 跳转到start_kernel函数 */
b        start_kernel

__lookup_processor_type这个函数根据芯片的ID从proc.info获取proc_info_list结构，proc_info_list结构定义在include/asm-armnommu/proginfo.h中，该结构的数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm*.S文件中，ARM7TDMI系列芯片的proc_info_list数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm6,7.S文件中。函数__lookup_architecture_type从arch.info获取machine_desc结构，machine_desc结构定义在include/asm-armnommu/mach/arch.h中，针对不同arch的数据定义在arch/armnommu/mach-*/arch.c文件中。
在这里如果知道processor_type和architecture_type,可以直接对相应寄存器进行赋值。

5. start_kernel()函数分析
下面对start_kernel()函数及其相关函数进行分析。
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。

5.2 setup_arch()
        setup_arch()函数做体系相关的初始化工作，函数的定义在arch/armnommu/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
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。

5.2.2 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

5.2.3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。

5.2.4 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。

5.2.5 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*/

5.2.6 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0x00000000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范围是0x3000 0000～0x3lFFFFFF，则可把SDRAM地址映射为0x00000000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以映射到0x90000000～0x90FFFFFF(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0x30000018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