uClinux移植和分析（转载）
uClinux移植和分析(1)
简介：
前一段时间，曾先后移植了uClinux-2.0.x和uClinux-2.4.x的内核，
我的移植基本上是从零做起，linux并没有支持该目标机的代码，所以这
个移植工作基本上是新增加对一种目标机的支持。
工作过程中，我学到了不少知识，除了操作系统，还了解了一些编
译，调试，汇编，链接的的技术，在此我会一并介绍，可能介绍比较多
的是连接器，因为这个相对和操作系统联系更加紧密一些。
我希望能够与大家分享自己经验，同时，有错误和不当的地方欢迎
网友指出，共同进步，这是我写这些原创帖的动力。
“编程并非零和的游戏。将己所知教给程序员同胞，他们并不会夺你
所知。能将我所知与人分享，我感到高兴，因为我身在其中、热爱编程。”
——John Carmack
uClinux下用户程序的执行
之所以从用户程序谈起，是因为我们平常接触最多的还是应用程序。
从应用程序引出到操作系统我觉得比较自然。下面就从一个简单例子介
绍一个程序如何在操作系统中运行。
假如有个c程序：
int main(int argc, char **argv[])
{
printf("hello world!\n");
return 0;
}
这是一个最简单不过的程序了，一般一个C语言程序，都从main开始
执行。那么，main函数是不是与其他函数有所区别，地位有些特殊呢？
不是的。main函数和其他函数地位一样。其实，我们完全可以做到让一个
c程序从任何地方开始执行。比如linux，它就没有main函数，大家都知道，
系统执行过启动的一段汇编后，就会跳转到位于init/main.c中的
start_kernel中开始执行。
那么为什么用户程序都要从main函数执行呢？这就是用户C库的原因。
一般用户用c语言开发时会调用一些库函数，编译成obj文件后，在链接过
程中把库函数的二进制代码链接进入程序，最后形成二进制可执行文件。
链接过程中，链接器会在用户程序前插入一些初始化的代码。uClinux下
是在crt0.s中(我移植的是uClibc库)。不管什么平台下什么形式的crt0.s，
这个文件最后几行代码中肯定有一个jmp(或者call或br等转移指令) main
(或__uClibc_main)。这就是为什么你的程序都从main开始执行。如果你把
这个跳转标号改成任意一个标号，比如foo。而你的程序里面既有main，又
有foo，则这种情况下，程序就先从foo开始执行。所以，main函数和其他
函数一样，并没有特殊地位。
下面谈谈在uClinux中，main函数的argc,argv是参数怎样传递的。我们
以flat格式可执行文件为例。uClinux下支持一种叫flat的可执行文件格式。
这种文件格式比较简单，基本上是平铺的，所以叫flat很形象。现在好像
uClinux-2.4.x内核的版本已经能够支持elf格式的文件执行了。不过为了
举例简单，我还是用flat格式举例。这里暂不分析flat文件格式，我们把注
意力放到参数传递上。uClinux开发用户程序，首先当然是编码，然后编译，
编译生成的文件是elf格式的，所以要用工具elf2flt将elf文件转换成flat，
假设这个工作已经完成。
我们在uclinux的shell下执行一个文件foo x y，foo是程序名，x, y是
参数。学过C语言的都知道，x，y作为参数会传递给main，其中argc＝3，
argv[0]="foo", argv[1]="x", argv[2]="y"。这些参数是如何传递进来的呢。
在你执行一个程序的时候，操作系统会调用
程中把库函数的二进制代码链接进入程序，最后形成二进制可执行文件。
链接过程中，链接器会在用户程序前插入一些初始化的代码。uClinux下
是在crt0.s中(我移植的是uClibc库)。不管什么平台下什么形式的crt0.s，
这个文件最后几行代码中肯定有一个jmp(或者call或br等转移指令) main
(或__uClibc_main)。这就是为什么你的程序都从main开始执行。如果你把
这个跳转标号改成任意一个标号，比如foo。而你的程序里面既有main，又
有foo，则这种情况下，程序就先从foo开始执行。所以，main函数和其他
函数一样，并没有特殊地位。
下面谈谈在uClinux中，main函数的argc,argv是参数怎样传递的。我们
以flat格式可执行文件为例。uClinux下支持一种叫flat的可执行文件格式。
这种文件格式比较简单，基本上是平铺的，所以叫flat很形象。现在好像
uClinux-2.4.x内核的版本已经能够支持elf格式的文件执行了。不过为了
举例简单，我还是用flat格式举例。这里暂不分析flat文件格式，我们把注
意力放到参数传递上。uClinux开发用户程序，首先当然是编码，然后编译，
编译生成的文件是elf格式的，所以要用工具elf2flt将elf文件转换成flat，
假设这个工作已经完成。
我们在uclinux的shell下执行一个文件foo x y，foo是程序名，x, y是
参数。学过C语言的都知道，x，y作为参数会传递给main，其中argc＝3，
argv[0]="foo", argv[1]="x", argv[2]="y"。这些参数是如何传递进来的呢。
在你执行一个程序的时候，操作系统会调用
do_execve（char *filename, char**argv, char**envp, struct pt_regs *regs)，
这个操作会根据文件路径打开文件，装入内存，argv就是放到命令行参数，envp是
环境变量参数。
在装入文件时，系统会根据不同的文件格式调用不同文件装入的handler，如果
是flat格式，就会调用load_flat_binary()，在fs/binfmt_flat.c中。有关参数，会
根据一路传递下来的argv,envp首先处理一遍计算出参数的个数argc,envc。然后在函
数create_flat_tables里面建立好参数表。整个函数代码如下：
static unsigned long create_flat_tables(unsigned long pp, struct linux_binprm *
bprm)
{
(1) unsigned long *argv,*envp;
(2) unsigned long * sp;
(3) char * p = (char*)pp;
(4) int argc = bprm->argc;
(5) int envc = bprm->envc;
(6) char dummy;
(7) sp = (unsigned long *) \
((-(unsigned long)sizeof(char *))&(unsigned long) p);
(8) sp -= envc+1;
(9) envp = sp;
(10) sp -= argc+1;
(11) argv = sp;
(12) flat_stack_align(sp);
(13) if (flat_argvp_envp_on_stack()) {
(14) --sp; put_user((unsigned long) envp, sp);
(15) --sp; put_user((unsigned long) argv, sp);
(16) }
(17) put_user(argc,--sp);
(18) current->mm->arg_start = (unsigned long) p;
(19) while (argc-->0) {
(20) put_user((unsigned long) p, argv++);
(21) do {
(22) get_user(dummy, p); p++;
(23) } while (dummy);
(24) }
(25) put_user((unsigned long) NULL, argv);
(26) current->mm->arg_end = current->mm->env_start = (unsigned long) p;
(27) while (envc-->0) {
(28) put_user((unsigned long)p, envp); envp++;
(29) do {
(30) get_user(dummy, p); p++;
(31) } while (dummy);
(32) }
(33) put_user((unsigned long) NULL, envp);
(34) current->mm->env_end = (unsigned long) p;
(35) return (unsigned long)sp;
}
(1)-(6)行是变量声明。其中argc和envc分别记录前面已经计算出来的参数个数和
环境变量参数个数。p=pp是参数和环境变量数组的指针，sp是你要执行程序的用户区
堆栈，就是foo程序执行时，用户空间堆栈的起始地址。(8)-(11)是一个堆栈调整。首
先sp移动envc+1个单位，这envc+1个用来存放一共envc个envp[0]->envc[envp-1]元素
地址的，多余一个放0，表示envp数组结束。然后sp在移动argc+1各单位，留出argc+1
单位空间，这argc+1个单位是用来存放argc个argv[0]->argv[argc-1]元素地址的，多
余一个也放0，表示argv数组结束。经过堆栈调整，argv和envp各自指向自己在堆栈中
的位置。如果开始堆栈初值记为init_sp，则现在envp=init_sp-(envc+1)，
argv=envp-(argc+1)。
(12)无关紧要，略去不提。(13)-(17)又是一次堆栈调整。(14)是sp再移动1个单
位,然后将envp放入这个地址(此时envp=init_sp-(envc+1)),然后(15)又将sp移动一个
单位,将argv写入. (17)是移动堆栈后将argc也写入里面.
(18)-(35)行是将argv[0]->argv[argc-1](在p所指向地方)依次写入argv所指堆栈
区域中.然后再将envp[0]->edummy, p); p++;
(31) } while (dummy);
(32) }
(33) put_user((unsigned long) NULL, envp);
(34) current->mm->env_end = (unsigned long) p;
(35) return (unsigned long)sp;
}
(1)-(6)行是变量声明。其中argc和envc分别记录前面已经计算出来的参数个数和
环境变量参数个数。p=pp是参数和环境变量数组的指针，sp是你要执行程序的用户区
堆栈，就是foo程序执行时，用户空间堆栈的起始地址。(8)-(11)是一个堆栈调整。首
先sp移动envc+1个单位，这envc+1个用来存放一共envc个envp[0]->envc[envp-1]元素
地址的，多余一个放0，表示envp数组结束。然后sp在移动argc+1各单位，留出argc+1
单位空间，这argc+1个单位是用来存放argc个argv[0]->argv[argc-1]元素地址的，多
余一个也放0，表示argv数组结束。经过堆栈调整，argv和envp各自指向自己在堆栈中
的位置。如果开始堆栈初值记为init_sp，则现在envp=init_sp-(envc+1)，
argv=envp-(argc+1)。
(12)无关紧要，略去不提。(13)-(17)又是一次堆栈调整。(14)是sp再移动1个单
位,然后将envp放入这个地址(此时envp=init_sp-(envc+1)),然后(15)又将sp移动一个
单位,将argv写入. (17)是移动堆栈后将argc也写入里面.
(18)-(35)行是将argv[0]->argv[argc-1](在p所指向地方)依次写入argv所指堆栈
区域中.然后再将envp[0]->envp[envc-1](也是由p所指)写入envp所指的堆栈区域中.
在写入同时,还要设置进程控制块相应的数据结构,如arg_start,env_start,env_end等.
下面举例和画图来说明过程.比如执行foo x y,此时argc=3,argv[0]="foo",
argv[1]="x", argv[2]="y", envc=1, envp[0]="path=/bin". 假设用户堆栈起始
空间堆栈地址是sp=0x1f0000,pp=0x1c0000.则处理过后在foo执行前,他的用户空
间堆栈frame如下:
--------------------------------
0x1f0000 | 0000 |
--------------------------------
0x1efffc | envp[0] = 0x1c0008 | ---->指向"path=/bin"
--------------------------------
0x1efff8 | 0000 |
--------------------------------
0x1efff4 | argv[2] = 0x1c0006 | ----->指向"y"
--------------------------------
0x1efff0 | argv[1] = 0x1c0004 | ----->指向"x"
--------------------------------
0x1effec | argv[0] = 0x1c0000 | ----->指向"foo"
--------------------------------
0x1effe8 | start addr of envp = 0x1efffc|
在写入同时,还要设置进程控制块相应的数据结构,如arg_start,env_start,env_end等.
下面举例和画图来说明过程.比如执行foo x y,此时argc=3,argv[0]="foo",
argv[1]="x", argv[2]="y", envc=1, envp[0]="path=/bin". 假设用户堆栈起始
空间堆栈地址是sp=0x1f0000,pp=0x1c0000.则处理过后在foo执行前,他的用户空
间堆栈frame如下:
--------------------------------
0x1f0000 | 0000 |
--------------------------------
0x1efffc | envp[0] = 0x1c0008 | ---->指向"path=/bin"
--------------------------------
0x1efff8 | 0000 |
--------------------------------
0x1efff4 | argv[2] = 0x1c0006 | ----->指向"y"
--------------------------------
0x1efff0 | argv[1] = 0x1c0004 | ----->指向"x"
--------------------------------
0x1effec | argv[0] = 0x1c0000 | ----->指向"foo"
--------------------------------
0x1effe8 | start addr of envp = 0x1efffc|
到r2-r6里来传递。当然，如果超过5个，就要借助堆栈了。
既然main带了参数，那么在调用main之前，要把argc放到r2里面，argv放到r3里
面，envp放到r4里面。刚才说了，sp是用户空间堆栈起始地址。所以在开始执行foo
代码时候，r0=sp，在上文例子里r0等于0x1effe0.则如下伪汇编代码可以让参数装入
正确寄存器。
load r2, (r0) /* r2 = argc */
load r3, (r0, 4) /* r3 = argv */
load r4, (r0, 8) /* r4 = envp */
call main /* 跳转到main函数 */
call _exit
以上代码就是最简单的进入main函数前的预处理。当然，不同系统不同格式文件处
理方式是不同的，刚才的一些例子是我碰到的一些情景和解决方案。
我这个程序例子还没有完全讲完，比如后面printf怎么处理等，不过手都酸了，就
先讲到main函数的参数传递吧。刚学c语言那阵觉得main挺神秘，做过系统就知道，其实
main跟别的函数没有任何区别:)
写了半天，头晕脑胀，肯定还有一些错误或者不够优化的地方，欢迎拍砖。没讲清楚
uClinux移植和分析(2)
printf和标准输出
上次写到main函数的参数传递.现在继续往下进行.最近忙实验室的事情,看了一周
的文章,也没啥进展,周末写点技术贴,放松一下:-)
进入main函数后,就要调用printf("Hello World!\n");了.顺便将C语言参数传递提
一下.字符串"Hello World!\n"编译器是当作字符串常量来处理的,虽然printf是在main
内部调用,但"Hello World!\n"可不是放在main的栈中,字符串常量至少是放到.data段的
,准确说是放在只读数据段.rodata,这个我在工作站上验证了一把.假如编辑的文件名是
hello.c,首先编译生成elf格式二进制文件gcc hello.c -o hello然后用命令
objdump -s hello -s参数会将所有段信息dump出来.你会看到"Hello World!\n"位于
.rodata段.
printf()是个标准C库函数.虽然功能简单,但实现起来却不容易.这是个和平台相关的
函数.在pc上,printf输出是输出到终端屏幕,在嵌入式设备上,一般printf()是输出到串口.
同是调用printf(),最终输出的设备却不同,从直觉的肯定是感觉printf()底层和平台是相
关的.那么printf()是怎样实现的呢?
可以看一下C库程序的代码,这里以uClibc为例.
int printf(const char * __restrict format, ...)
{
va_list arg;
int rv;
va_start(arg, format);
rv = vfprintf(stdout, format, arg);
va_end(arg);
return rv;
}
printf支持字符串格式化输出,具体参数处理这里不提.可以看到printf()调用了
vfprintf(),vfprintf()第一个参数是stdout是标准输出设备.标准输出设备是个结构体,
最重要的成员就是他的描述符,其值为1.
跟进vfprintf()函数看,里面是复杂的参数处理,因为printf()的参数形式很灵活,
所以在vfprintf()里面要对传进来的参数进行解析处理,形成最终的输出格式.有兴趣的
可以看一下,借助这个可以让你在一个没有操作系统的平台上实现你自己的printf()
函数.这样你在裸机上调程序时输出调试信息就更方便些(实际上uClinux的printk就是
这么干的).
vfprintf()在参数处理之后，就是输出了，输出调用的是putc()，进入putc()然后
再跟进几层函数，发现调用了linux系统调用write()。呵呵，是的，输出就是借助操作
系统代码完成的。在write之前所有的代码都是C库的代码，可以说是和平台无关的。
而涉及到具体输出，就要调用操作系统提供给你的接口。系统调用的原理就是通过一定
手段（一般是trap陷阱）进入操作系统的内核空间，调用操作系统代码来完成某些任务。
Linux系统调用针对不同平台有不同的实现方式。这个以后再讲。调用write()后，
进入内核空间，首先来到的就是sys_write()，这个函数代码位于fs/read_write.c中。
一进入sys_write()，就要根据传进来的fd描述符找到相应的file结构。对于标准输出，
fd=1，每个进程的进程控制块都有一个打开文件的数组。file结构就是根据fd在这个
数组中查找到相应的结构。找到结构后，就会调用file->write()来向外输出。具体输出
到哪里，就要看file结构对应的设备驱动是什么。一般嵌入式系统可以从串口将信息输
出，那么file->write()最底层就是调用的串口驱动的类似transmit_char的函数。
有关linux的设备驱动有很多书介绍,整个驱动的结构很复杂,我这里也没必要提了.
至于终端设备怎样挂在驱动队列里面,怎么根据标准输出的描述符找到相应的驱动结构
有兴趣的莊printf()函数看,里面是复杂的参数处理,因为printf()的参数形式很灵活,
所以在vfprintf()里面要对传进来的参数进行解析处理,形成最终的输出格式.有兴趣的
可以看一下,借助这个可以让你在一个没有操作系统的平台上实现你自己的printf()
函数.这样你在裸机上调程序时输出调试信息就更方便些(实际上uClinux的printk就是
这么干的).
vfprintf()在参数处理之后，就是输出了，输出调用的是putc()，进入putc()然后
再跟进几层函数，发现调用了linux系统调用write()。呵呵，是的，输出就是借助操作
系统代码完成的。在write之前所有的代码都是C库的代码，可以说是和平台无关的。
而涉及到具体输出，就要调用操作系统提供给你的接口。系统调用的原理就是通过一定
手段（一般是trap陷阱）进入操作系统的内核空间，调用操作系统代码来完成某些任务。
Linux系统调用针对不同平台有不同的实现方式。这个以后再讲。调用write()后，
进入内核空间，首先来到的就是sys_write()，这个函数代码位于fs/read_write.c中。
一进入sys_write()，就要根据传进来的fd描述符找到相应的file结构。对于标准输出，
fd=1，每个进程的进程控制块都有一个打开文件的数组。file结构就是根据fd在这个
数组中查找到相应的结构。找到结构后，就会调用file->write()来向外输出。具体输出
到哪里，就要看file结构对应的设备驱动是什么。一般嵌入式系统可以从串口将信息输
出，那么file->write()最底层就是调用的串口驱动的类似transmit_char的函数。
有关linux的设备驱动有很多书介绍,整个驱动的结构很复杂,我这里也没必要提了.
至于终端设备怎样挂在驱动队列里面,怎么根据标准输出的描述符找到相应的驱动结构
有兴趣的请查阅相关资料.
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手段（一般是trap陷阱）进入操作系统的内核空间，调用操作系统代码来完成某些任务。
Linux系统调用针对不同平台有不同的实现方式。这个以后再讲。调用write()后，
进入内核空间，首先来到的就是sys_write()，这个函数代码位于fs/read_write.c中。
一进入sys_write()，就要根据传进来的fd描述符找到相应的file结构。对于标准输出，
fd=1，每个进程的进程控制块都有一个打开文件的数组。file结构就是根据fd在这个
数组中查找到相应的结构。找到结构后，就会调用file->write()来向外输出。具体输出
到哪里，就要看file结构对应的设备驱动是什么。一般嵌入式系统可以从串口将信息输
出，那么file->write()最底层就是调用的串口驱动的类似transmit_char的函数。
有关linux的设备驱动有很多书介绍,整个驱动的结构很复杂,我这里也没必要提了.
至于终端设备怎样挂在驱动队列里面,怎么根据标准输出的描述符找到相应的驱动结构
有兴趣的请查阅相关资料.
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uClinux移植与分析(3)
进程切换部分代码实现
移植linux,修改的主要就是和平台相关的那部分代码.linux里面和平台相关的代码
包括很多方面,比如boot过程,系统调用,中断处理,设备驱动,还有部分信号(软中断)处理
等,进程切换也有很小一部分平台相关代码.相对其它部分,我觉得这部分平台相关代码还
是相对简单的.
schedule()是uClinux中实现进程调度的函数.通过一定算法,进行调度.假设有2各进
程a,b,a运行时,调用了schedule(),那么os就要从进程就绪队列中挑选一个合适的进程,
如果没有合适进程,则后面继续运行a,假设找到了合适进程b,则就要从当前进程a切换到b.
这个切换过程是在switch_to()中进行的.
switch_to()出现在schedule()函数里面。调用形式switch_to(prev, next, last);
prev,next都是进程控制块task_struct的指针.prev指向当前运行的进程,next指向要切
换的进程.
讲一下我移植的代码.由于代码是汇编程序，首先介绍一下cpu结构。我用的cpu采用
16位指令，32位的地址和数据。有16个通用寄存器，记作r0-r15。r0作为堆栈指针寄存器
sp,r1用途不固定，r2-r6作为参数传递寄存器，函数调用如果有不超过5个的参数，则参
数从左至右依次放在r2-r6中。同时，r2还作为函数返回值寄存器，函数的返回值都放在
r2里面。r7-r14是局部变量寄存器。r15是函数返回地址寄存器，也叫link register，
存放的是function call地返回地址。
#define switch_to(prev,next,last) { \
(1) register void *_prev __asm__ ("r2") = (prev); \
(2) register void *_next __asm__ ("r3") = (next); \
(3) register void *_last; \
(4) __asm__ __volatile__( \
(5) "jbsr " SYMBOL_NAME_STR(resume) "\n\t" \
(6) "mfcr %0, ss4" \
(7) : "=r" (_last) \
(8) : "r" (_prev), \
(9) "r" (_next) \
(10) : "r2", "r2", "r3"); \
(11) (last) = _last; \
}
换的进程.
讲一下我移植的代码.由于代码是汇编程序，首先介绍一下cpu结构。我用的cpu采用
16位指令，32位的地址和数据。有16个通用寄存器，记作r0-r15。r0作为堆栈指针寄存器
sp,r1用途不固定，r2-r6作为参数传递寄存器，函数调用如果有不超过5个的参数，则参
数从左至右依次放在r2-r6中。同时，r2还作为函数返回值寄存器，函数的返回值都放在
r2里面。r7-r14是局部变量寄存器。r15是函数返回地址寄存器，也叫link register，
存放的是function call地返回地址。
#define switch_to(prev,next,last) { \
(1) register void *_prev __asm__ ("r2") = (prev); \
(2) register void *_next __asm__ ("r3") = (next); \
(3) register void *_last; \
(4) __asm__ __volatile__( \
(5) "jbsr " SYMBOL_NAME_STR(resume) "\n\t" \
(6) "mfcr %0, ss4" \
(7) : "=r" (_last) \
(8) : "r" (_prev), \
(9) "r" (_next) \
(10) : "r2", "r2", "r3"); \
(11) (last) = _last; \
}
switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变
量_prev,_next分别放在寄存器r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个
task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变
量_last。
第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子
程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16
位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的
地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。
第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些
trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄
存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器
的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完
成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10
也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last
所对应的寄存器中。
(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。
(11)行是一个赋值，last=_last。
switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变
量_prev,_next分别放在寄存器r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个
task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变
量_last。
第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子
程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16
位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的
地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。
第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些
trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄
存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器
的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完
成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10
也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last
所对应的寄存器中。
(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。
(11)行是一个赋值，last=_last。
其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时
，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其
实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。
那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在
switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为
参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来
自ss4呢？
在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切
换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄
存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创
建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。
对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule
选了一个经fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不
是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进
行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地
方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是
ret_from_fork，这是另外处理的。
(11)行是一个赋值，last=_last。
其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时
，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其
实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。
那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在
switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为
参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来
自ss4呢？
在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切
换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄
存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创
建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。
对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule
选了一个经fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不
是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进
行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地
方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是
ret_from_fork，这是另外处理的。
上面说了这么多，可能读者还是糊里糊涂的，我也觉得自己没说清楚，所以这里的
这点实现有那么一点点trick，需要对cpu的ABI和linux的内核代码非常熟悉才行。
(11)ldw r7, (r0) /* restore r7 */
(12)ldw r8, (r0, 4) /* restore r8 */
(13)addi r0, 8
(14)SAVE_SWITCH_STACK
(15)lrw r8, TASK_THREAD /* the position of thread in task_struct */
(16)addu r8, r2
(17)mfcr r6, ss1 /* Get current usp */
(18)stw r6, (r8, THREAD_USP) /* Save usp in task struct */
(19)stw r0, (r8, THREAD_KSP) /* Save ksp in task struct */
(20)lrw r8, TASK_THREAD
(21)lrw r7, SYMBOL_NAME(_current_task)
(22)stw r3, (r7) /* Set new task */
(23)addu r8, r3 /* Pointer to thread in task_struct */
/* Set up next process to run */
(24)ldw r0, (r8, THREAD_KSP) /* Set next ksp */
(25)ldw r6, (r8, THREAD_USP) /* Set next usp */
(26)mtcr r6, ss1
(27)ldw r7, (r8, THREAD_SR) /* Set next PSR */
(28)mtcr r7, psr
(29)RESTORE_SWITCH_STACK
----------------
| r11 |
----------------
| r10 |
----------------
| r9 |
----------------
| r8 |
----------------
| r7 |
----------------
| r6 |
----------------
| r5 |
----------------
| r4 |
----------------
| r3 |
----------------
| r2 |
----------------
0x1effC4 | r1 |
----------------
0x1f0000和0x1effc4分别是执行过(14)前后r0的值。这是个contex save的操作。
注：lrw是立即数装入操作，addu是无符号加法，mfcr和mtcr是控制寄存器移动
操作，bclri是位清除操作，ldw是load word操作，addi是立即数加法操作。
(15)-(19)是做的栈指针保存操作。将当前进程用户栈和内核栈保存到进程
控制块相应的数据结构中。linux下除了内核线程（只有内核栈）每个进程都有
2个栈，一个在用户空间一个在内核空间。如果是内核线程，则不用关心它的用
户堆栈，反正不会用到，是什么值都可以。如果用户进程，则在用户进程执行
系统调用或者在用户进程执行时发生中断时，都需要从用户空间进入内核空间，
在进入时，原先的用户空间栈指针就会暂时存放到ss1中。所以(17)-(18)两行
就是从ss1中取出用户空间栈指针，存入task_struct中。(15)-(19)的操作可
以总结为：
prev->thread.usp = ss1 保存用户栈指针
prev->thread.ksp = r0 保存内核栈指针
那么有人可能会问，ss1能够保证就是正确的当前用户栈指针么？当然可以。
因为内核线程没有用户栈，所以这个值是什么无所谓。而对于用户进程，进入
resume的唯一入口就是schedule，而这又都是操作系统内核代码。用户进程进
入内核手段就有系统调用和中断，而在系统调用和中断处理一进来就保存了用
户堆栈到ss1，所以在运行时，只要在内核里用的都是内核栈，用户栈指针不会
变。
(20)-(23)执行的操作相当于_current_task = next。不再详细解释。
(24)-(28)执行的是装入新进程上下文的准备工作，也就是准备装入next了。
(24)-(25)是装入next进程的内核和用户栈。因为进程的上下文都保存在该进程
的内核栈里面，所以第一步就是装入该进程的栈指针。(27)-(28)是装入next进
程在切换前的状态信息。(26)就是更新ss1,现在要装入新进程了，当然就要设置
新的用户栈。
(29)是装入next进程的上下文。next进程在栈里有一个和上图一样的上下文，
现在就要装入。
(30)是函数调用返回。如果这个进程是刚fork出来的子进程，则上下文里面
r15=ref_from_fork（可以参看copy_thread函数），否则就是返回到switch_to里
面第(6)句位置。
上面就是进程切换的部分。这部分是和平台相关的。以上是我实现的代码，
感觉效率并不是非常高，但功能是正确的。可能有些地方我没有讲得很清楚，有
什么问题欢迎提出。
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新的用户栈。
(29)是装入next进程的上下文。next进程在栈里有一个和上图一样的上下文，
现在就要装入。
(30)是函数调用返回。如果这个进程是刚fork出来的子进程，则上下文里面
r15=ref_from_fork（可以参看copy_thread函数），否则就是返回到switch_to里
面第(6)句位置。
上面就是进程切换的部分。这部分是和平台相关的。以上是我实现的代码，
感觉效率并不是非常高，但功能是正确的。可能有些地方我没有讲得很清楚，有
什么问题欢迎提出。
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Spec->RTL->Verification->Synthesis->Backend Veri->Place & Route->Layout
->Tapeout->Foundry->Test->Software->Debug->Sell->Use->Break->Repair or
Throw away
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