inux 內(nèi)存管理系統(tǒng):初始化 作者:Joe Knapka 臭翻:colyli 內(nèi)存管理系統(tǒng)的初始化處理流程分為三個(gè)基本階段: 激活頁(yè)內(nèi)存管理 在swapper_pg_dir中初始化內(nèi)核的頁(yè)表 初始化一系列和內(nèi)存管理相關(guān)的內(nèi)核數(shù)據(jù) Turning On Paging (i386) 啟動(dòng)分頁(yè)機(jī)制(i386) Kernel 代碼被加載到物理地址0x100000(1MB),,在分頁(yè)機(jī)制打開(kāi)后被重新映射到 PAGE_OFFSET + 0x100000的位置(PAGE_OFFSET在IA32上為3GB,,即進(jìn)程虛擬地址中用戶(hù) 空間與內(nèi)核空間的分界處)。這是通過(guò)將物理地址映射到編譯進(jìn)來(lái)的頁(yè)表 (在 arch/i386/kernel/head.S中)的0-8MB以及PAGE_OFFSET-PAGE_OFFSET+8MB實(shí)現(xiàn)的,。然后 我們跳轉(zhuǎn)到init/main.c中的start_kernel,,這個(gè)函數(shù)被定位到PAGE_OFFSET+某一個(gè)地址。 這看起來(lái)有些狡猾,。要注意到在head.S中啟動(dòng)分頁(yè)機(jī)制的代碼是通過(guò)讓它自己所執(zhí)行的地 址空間不再有效的方式來(lái)實(shí)現(xiàn)這一點(diǎn)的,;因此0-4MB被映射(不明白:hence the 0-4MB identity mapping.),。在分頁(yè)機(jī)制沒(méi)有啟動(dòng)之前,,start_kernel是不會(huì)被調(diào)用的,我們假 定他運(yùn)行在PAGE_OFFSET+某一個(gè)地方的位置,。因此head.S中的頁(yè)表必須同樣映射內(nèi)核代碼 所使用的地址,,這樣后繼才能跳轉(zhuǎn)到staert_kernel處;因此PAGE_OFFSET被映射(不明 白:hence the PAGE_OFFSET mapping.),。 下面在head.S中分頁(yè)機(jī)制啟動(dòng)時(shí)的一些神奇的代碼: /* * Enable paging */ 3: movl $swapper_pg_dir-__PAGE_OFFSET,%eax movl %eax,%cr3 /* set the page table pointer.. */ movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* ..and set paging (PG) bit */ jmp 1f /* flush the prefetch-queue */ 1: movl $1f,%eax jmp *%eax /* make sure eip is relocated */ 1: 在兩個(gè)1的label之間的代碼將第二個(gè)label 1的地址加載到EAX中,然后跳轉(zhuǎn)到那里,。這 時(shí),,指令指針寄存器EIP指向1MB+某個(gè)數(shù)值的物理地址。而label都在內(nèi)核的虛擬地址空 間(PAGE_OFFSET+某個(gè)位置),所以這段代碼將EIP有效的從物理地址空間重新定位到了虛 擬地址空間,。 Start_kernel函數(shù)初始化了所有的內(nèi)核數(shù)據(jù),,然后啟動(dòng)了init內(nèi)核線(xiàn)程,。Start_kernel中 最初的幾件事情之一就是調(diào)用setup_arch函數(shù),這是一個(gè)和具體的體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的設(shè)置函 數(shù),, 調(diào)用了更底層的初始化細(xì)節(jié)。對(duì)于x86 平臺(tái)而言,, 這些函數(shù)在 arch/i386/kernel/setup.c中。 在setup_arch 中和內(nèi)存相關(guān)的第一件事就是計(jì)算低端內(nèi)存(low-memory) 和高端內(nèi)存 (high-memory)的有效頁(yè)的數(shù)目,;每種內(nèi)存類(lèi)型(each memory type)最高端的頁(yè)的數(shù)目分別 保存在全局變量highstart_pfn和highend_pfn中,。高端內(nèi)存并不是直接映射到內(nèi)核的虛擬 內(nèi)存(VM)中;這是后面要討論的,。 接下來(lái),,setup_arch 調(diào)用init_bootmem 函數(shù)以初始化啟動(dòng)時(shí)的內(nèi)存分配器(boot-time memory allocator)。Bootmem內(nèi)存分配器僅僅在系統(tǒng)boot的過(guò)程中使用,,為永久的內(nèi)核數(shù) 據(jù)分配頁(yè),。因此我們不會(huì)對(duì)它涉及太多。需要記住的就是bootmem 分配器(bootmem allocator)在內(nèi)核初始化時(shí)提供頁(yè),,這些頁(yè)為內(nèi)核專(zhuān)門(mén)預(yù)留,,就好像他們是從內(nèi)核景象文 件中載入的一樣,他們?cè)谙到y(tǒng)啟動(dòng)以后不參與任何的內(nèi)存管理活動(dòng),。 初始化內(nèi)核頁(yè)表 之后,,setup_arch調(diào)用在arch/i386/mm/init.c中的paging_init函數(shù)。這個(gè)函數(shù)做了一些 事情,。首先它調(diào)用pagetable_init函數(shù)去映射整個(gè)的物理內(nèi)存,,或者在PAGE_OFFSET到4GB 之間的盡可能多的物理內(nèi)存,這是從PAGE_OFFSET處開(kāi)始,。 在pagetable_init函數(shù)中,,我們?cè)趕wapper_pg_dir中精確的建立了內(nèi)核的頁(yè)表,映射到 截至PAGE_OFFSET的整個(gè)物理內(nèi)存,。 這是一個(gè)將正確的數(shù)值填充到頁(yè)目錄和頁(yè)表中去的簡(jiǎn)單的算術(shù)活,。映射建立在 swapper_pg_dir中,即kernel頁(yè)目錄,;這也是初始化頁(yè)機(jī)制時(shí)所使用的頁(yè)目錄,。(當(dāng)使用 4MB的頁(yè)表的時(shí)候,,直到下一個(gè)4MB邊界的虛擬地址才會(huì)被映射在這里,但這沒(méi)有什么,, 因?yàn)槲覀儾粫?huì)使用這個(gè)內(nèi)存所以沒(méi)有什么問(wèn)題),。如果有這里有剩下物理內(nèi)存沒(méi)有被映射, 那就是大于4GB-PAGE_OFFSET范圍的內(nèi)存,,這些內(nèi)存只有CONFIG_HIGHMEM選項(xiàng)被設(shè)置后 才能使用(即使用大于4GB的內(nèi)存),。 在接近pagetable_init函數(shù)的尾部,我們調(diào)用了fixrange_init為編譯時(shí)固定的虛擬內(nèi)存 映射預(yù)留頁(yè)表,。這些表將硬編碼到Kernel中的虛擬地址進(jìn)行映射,,但是他們并不是已經(jīng)加 載的內(nèi)核數(shù)據(jù)的一部分。Fixmap表在運(yùn)行時(shí)調(diào)用set_fixmap函數(shù)被映射到物理內(nèi)存,。 在初始化了fixmap之后,,如果CONFIG_HIGHMEM被設(shè)置了,我們還要分配一些頁(yè)表給kmap 分配器,。Kmap允許kernel將物理地址的任何頁(yè)映射到kernel的虛擬地址空間,,以臨時(shí)使用。 這很有用,,例如對(duì)在pagetable_init中不能直接映射的物理內(nèi)存進(jìn)行映射,。 Fixmap 和kmap 頁(yè)表們占據(jù)了kernel 虛擬空間頂部的一部分——因此這些地址不能在 PAGE_OFFSET映射中被永久的映射到物理頁(yè)上。由于這個(gè)原因,,Kernel虛擬內(nèi)存的頂部的 128MB就被預(yù)留了(vmalloc分配器仍然是用這個(gè)范圍內(nèi)的地址),。(下面這句實(shí)在是不知 道怎么翻譯) Any physical pages that would otherwise be mapped into the PAGE_OFFSET mapping in the 4GB-128MB range are instead (if CONFIG_HIGHMEM is specified) included in the high memory zone, accessible to the kernel only via kmap()。如果沒(méi)有設(shè)置CONFIG_HIGMEM,,這些頁(yè)就完全是不可用的,。這僅針對(duì)配置有大量?jī)?nèi) 存的機(jī)器(900多MB或者更多)。例如,,如果PAGE_OFFSET=3GB,,并且機(jī)器有2GB的RAM, 那么只有開(kāi)始的1GB-128MB的物理內(nèi)存可以被映射到PAGE_OFFSET和fixmap/kmap地址范 圍之間,。剩余的頁(yè)是不可用的——實(shí)際上對(duì)于用戶(hù)進(jìn)程映射來(lái)說(shuō),,他們是可以直接映射的頁(yè) ——但是內(nèi)核不能夠直接訪(fǎng)問(wèn)它們,。 回到paging_init,,我們可以通過(guò)調(diào)用kmap_init函數(shù)來(lái)初始化kmap系統(tǒng),kmap_init簡(jiǎn) 單的緩存了最先的kmap_pagetable[在TLB,?],。然后,我們通過(guò)計(jì)算zone的大小并調(diào)用 free_area_init 去建立mem_map 和初始化freelist,,初始化了zone 分配器,。所有的 freelist被初始化為空,,并且所有的頁(yè)都被標(biāo)志為reserved(不可被VM系統(tǒng)訪(fǎng)問(wèn));這 種情況之后會(huì)被糾正,。 當(dāng)paging_init完成后,,物理內(nèi)存的分布如下[注意在2.4的內(nèi)核中這不全對(duì)]: 0x00000000: 0-page 0x00100000: kernel-text 0x????????: kernel_data 0x???????? =_end: whole-mem pagetables 0x????????: fixmap pagetables 0x????????: zone data (mem_map, zone_structs, freelists &c) 0x???????? =start_mem: free pages 這塊內(nèi)存被swapper_pg_dir和whole-mem-pagetables映射以尋址PAGE_OFFSET。 進(jìn)一步的VM子系統(tǒng)初始化 現(xiàn)在我們回到start_kernel,。在paging_init完成后,,我們?yōu)閮?nèi)核的其他子系統(tǒng)進(jìn)行一些 額外的配置工作,它們中的一些使用bootmem分配器分配額外的內(nèi)核內(nèi)存,。從內(nèi)存管理的觀 點(diǎn)來(lái)看,,這其中最重要的是kmem_cache_init,他初始化了slab分配器的數(shù)據(jù),。 在kmem_cache_init 調(diào)用之后不久,,我們調(diào)用了mem_init。這個(gè)通過(guò)清除空閑物理頁(yè)的 zone數(shù)據(jù)中的PG_RESERVED位在free_area_init的開(kāi)始完成了初始化freelist的工作,; 為不能被用為DMA的頁(yè)清除PG_DMA位,;然后釋放所有可用的頁(yè)到他們各自的zone中。最后 一步,,在bootmem.c 中的free_all_bootmem函數(shù)中完成,,很有趣。他建立了伙伴位圖和 freelist描述了所有存在的沒(méi)有預(yù)留的頁(yè),,這是通過(guò)簡(jiǎn)單的釋放他們并讓free_page_ok 做正確的事情,。一旦mem_init被調(diào)用了,bootmem分配器就不再使用了,,所以它的所有的 頁(yè)也會(huì)被釋放到zone分配器的世界中,。 段 段用來(lái)將線(xiàn)性地址空間劃分為專(zhuān)用的塊。線(xiàn)性空間是被VM子系統(tǒng)管理的,。X86體系結(jié)構(gòu)從硬 件上支持段機(jī)制,;你可以按照段+段內(nèi)偏移量的方式指定一個(gè)地址,這里地址被描述為一定 范圍的線(xiàn)性(虛擬地址)并帶有特定的屬性(如保護(hù)屬性),。實(shí)際上,,在x86體系結(jié)構(gòu)中你 必須使用段機(jī)制。所以我們要設(shè)置4個(gè)段: 一個(gè)kernel text段:從0 到4GB 一個(gè)kernel data段:從0 到4GB 一個(gè)user text段:從0 到4GB 一個(gè)user data段:從0 到4GB 因此我們可以使用任何一個(gè)有效的段選擇器(segment selector)訪(fǎng)問(wèn)整個(gè)虛擬地址空間,。 問(wèn)題: 段是在哪里被設(shè)置的,? 答案: 全局描述符表(GDT)定義在head.s的450行。 GDT寄存器在250行被加載,。 問(wèn)題: 為什么將內(nèi)核段和用戶(hù)端分離開(kāi),。是否他們都有權(quán)限訪(fǎng)問(wèn)整個(gè)4GB的范圍? 答案: 這是因?yàn)閮?nèi)核和用戶(hù)段的保護(hù)機(jī)制有區(qū)別: .quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */ .quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */ .quad 0x00cffa000000ffff /* 0x23 user 4GB code at 0x00000000 */ .quad 0x00cff2000000ffff /* 0x2B user 4GB data at 0x00000000 */ 段寄存器(CS,DS等)包含有一個(gè)13位的描述符表的索引,,索引指向的描述符告訴CPU所選 擇的段的屬性,。段選擇器的低3位沒(méi)有被用來(lái)索引描述符表,而是用來(lái)保存描述符類(lèi)型(全 局或局部)以及需要的特權(quán)級(jí),。因此內(nèi)核段選擇器0x10和0x18使用特權(quán)級(jí)0(RPL0),,用 戶(hù)選擇器0x23和0x2B使用最特權(quán)級(jí)RPL 3。 要注意到第三個(gè)高序字節(jié)的高位組對(duì)應(yīng)內(nèi)核和用戶(hù)也是不同的:對(duì)內(nèi)核,,描述符特權(quán)級(jí) (DPL)為0,;對(duì)用戶(hù)DPL為3。如果你閱讀了Intel的文檔,,你將看到確切的含義,,但是由 于Linux內(nèi)核的x86段保護(hù)沒(méi)有涉及太多,所以我就不再討論太多了,。 下面的命令是我自己增加的命令,,不使用uImage,直接引導(dǎo)zImage文件,。 具體方法是使用tftp命令從網(wǎng)絡(luò)下載zImage文件到內(nèi)存中或者直接讀取flash數(shù)據(jù),,拷貝到內(nèi)存中,假設(shè)拷貝到了A地址處,,接下來(lái)就可以調(diào)用: Uboot在設(shè)置啟動(dòng)命令
的時(shí)候使用的是Tag方式,,也就是內(nèi)核現(xiàn)在期望使用的參數(shù)傳遞方式,。還有一種引導(dǎo)設(shè)置方式,就是采用2.2以及以前版本使用的參數(shù)設(shè)置方式,,2.4和
2.6內(nèi)核為了兼容之前版本參數(shù)設(shè)置,,對(duì)老版本參數(shù)數(shù)據(jù)進(jìn)行了解析,轉(zhuǎn)換成了內(nèi)部tag方式,。這樣我們完全可以使用老版本的參數(shù)傳遞方式,。 /* This is the old deprecated way to pass parameters to the kernel */ int do_bootzimage(cmd_tbl_t *cmdtp, int flag, int argc, char *argv[]) // 接下來(lái)將結(jié)構(gòu)的數(shù)據(jù)清零, 不用的全部清零, 防止出錯(cuò) // 拷貝命令行參數(shù)到命令位置 這里我們?cè)谝龑?dǎo)的時(shí)候使用了老版本的參數(shù)傳遞方式,下面時(shí)Linux內(nèi)核在進(jìn)行參數(shù)解析時(shí)的代碼,,可以看到,,內(nèi)核將這些參數(shù)自動(dòng)轉(zhuǎn)換成能夠識(shí)別的類(lèi)型: convert_to_tag_list()函數(shù)實(shí)現(xiàn)在arch/arm/kernel/compat.c文件中,,該函數(shù)隨后調(diào)用build_tag_list()函數(shù)進(jìn)行參數(shù)重組,具體可以參考內(nèi)核的源代碼,。 vivi與Linux kernel的參數(shù)傳遞情景分析(下) - Vivi - CalmArrow
下面進(jìn)入Linux kernel部分,,分析與bootloader參數(shù)傳遞對(duì)應(yīng)的部分。
移植Linux需要很大的工作量,,其中之一就是HAL層的編寫(xiě),。在具體實(shí)現(xiàn)上,HAL層以arch目錄的形式存在,。顯然,,該層需要與bootloader
有一定的約定,否則就不能很好的支持,。其實(shí),,這個(gè)地方應(yīng)該思考一個(gè)問(wèn)題,就是說(shuō),,boot loader可以做到Linux
kernel里面,,但是這樣帶來(lái)的問(wèn)題就是可移植性和靈活性都大為降低。而且,,bootloader的功能并非操作系統(tǒng)的核心范疇,,Linux的核心應(yīng)該
始終關(guān)注操作系統(tǒng)的核心功能上,將其性能達(dá)到最優(yōu),。所以,,bootloader分離出來(lái)單獨(dú)設(shè)計(jì),是有一定的道理的,。bootloader現(xiàn)在除了完成基
本功能外,,慢慢地變得“肥胖”了。在高性能bootloader設(shè)計(jì)中,,可能會(huì)把調(diào)試內(nèi)核等的一些功能集成進(jìn)來(lái),,這樣在內(nèi)核移植尚未完成階
段,bootloader可以充當(dāng)調(diào)試器的作用,。功能趨于完善,,也慢慢趨于復(fù)雜。廢話(huà)不說(shuō),,進(jìn)入正題,。
三、Linux kernel接受參數(shù)分析
這部分主要分析如下問(wèn)題:
·Linux kernel支持壓縮映象和非壓縮映象兩種方式啟動(dòng),,那么這兩種流程和函數(shù)入口有何不同,?
·如何使用非壓縮映象?做一下測(cè)試。
·zImage是如何生成的,?其格式如何,?
·啟動(dòng)之后,Linux kernel如何接收參數(shù),?
這里不具體區(qū)分每個(gè)問(wèn)題,,按照理解和開(kāi)發(fā)的思路來(lái)進(jìn)行。
1,、思考:前面做的基本實(shí)驗(yàn)中,,并沒(méi)有采用壓縮映象。因?yàn)槌绦蛞?guī)模太小,,壓縮帶來(lái)的時(shí)間開(kāi)銷(xiāo)反而降低了性能,。但是對(duì)Linux
kernel來(lái)說(shuō),映象還是比較大的,,往往采用了壓縮,。但是,同樣有需求希望Linux
kernel小一些,,不采用壓縮方式來(lái)提高內(nèi)核啟動(dòng)的速度,,對(duì)時(shí)間要求比較苛刻。那么,,這樣就出現(xiàn)了兩種情況:壓縮映象和非壓縮映象,。由此帶來(lái)的問(wèn)題就在
于:如果是壓縮映象,那么必須首先解壓縮,,然后跳轉(zhuǎn)到解壓縮之后的代碼處執(zhí)行,;如果是非壓縮映象,那么直接執(zhí)行,。Linux必須對(duì)這兩種機(jī)制提供支持,,這
里就需要從整體上來(lái)看一下生成的映象類(lèi)型了。
因?yàn)関ivi的Makefile都是直接來(lái)源于Linux,,前面對(duì)vivi的Makefile已經(jīng)分析清楚了,,這里看Linux的Makefile就容易多了,大同小異,,而且還有豐富的文檔支持,。
(1)非壓縮映象
$make vmlinux
這里生成的是vmlinux,是ELF文件格式,。這個(gè)文件是不能燒寫(xiě)存儲(chǔ)介質(zhì)的,,如果想了解ELF文件格式,需要參考專(zhuān)門(mén)的文章,。當(dāng)然,,這里,,如果想要使
用非壓縮映象,可以使用arm-linux-objcopy把上述ELF格式的vmlinux轉(zhuǎn)化為二進(jìn)制格式的vmlinux.bin,,這樣就可以直接
燒寫(xiě)了,。
于是我做了如下的修改,在Makefile中增加了:
同時(shí)在clean file的列表中增加vmlinux.bin,。這樣就可以生成vmlinux.bin了,,前面的基礎(chǔ)實(shí)驗(yàn)都講過(guò)了,。然后燒寫(xiě)vmlinux.bin到nand flash的kernel分區(qū),,引導(dǎo)啟動(dòng),正常,,而且不會(huì)出現(xiàn)解壓縮提示:
可見(jiàn),,可以通過(guò)非壓縮映象格式啟動(dòng)。
(2)壓縮映象
下面看看壓縮映象是如何得到的,。頂層的Makefile沒(méi)有壓縮映象的生成,,顯然就在包含的子Makefile中。容易查知在arch/arm/下的Makefile,,可見(jiàn):
也就是說(shuō),,有bzImage、zImage幾種,。其中arch/boot下有:
這里發(fā)現(xiàn)如果采用make Image,,則生成的非壓縮映象的二進(jìn)制格式,可以直接燒寫(xiě),,可見(jiàn)前面第一步的工作是浪費(fèi)了,,Linux內(nèi)核還是很完善的,提供了這種方式,,所以,,如果想要生成非壓縮二進(jìn)制映象,那么就要使用make Image,。
另外,,這里提供了兩種壓縮的映象,其實(shí)就是一種,,這里能夠看到的就是如果采用make zImage或者make
bzImage,,就要把compressed/vmlinux處理為二進(jìn)制格式,可以下載使用,。下面就看compressed/vmlinux是什么,。進(jìn)
入compressed文件夾,看看Makefile:
很明顯了,,這里的vmlinux是由四個(gè)部分組成:head.o,、head-s3c2410.o,、misc.o、piggy.o,。關(guān)于這幾個(gè)文件是干什么用的,,看看各自的編譯規(guī)則就非常清晰了:
可見(jiàn),vmlinux是把頂層生成的非壓縮的ELF映象vmlinux進(jìn)行壓縮,,同時(shí)加入了加壓縮代碼部分,。真正的壓縮代碼就是lib/inflate.c??梢钥纯?,主要是gunzip,具體的壓縮算法就不分析了,。
至此,,就可以用下圖作出總結(jié)了:
bootloader把存儲(chǔ)介質(zhì)中的kernel映象下載到mem_base+0x8000的位置,執(zhí)行完畢后,,跳轉(zhuǎn)到這一位置,,執(zhí)行此處的代碼。這一位置的入口可能有兩種情況,,第
一種是kernel映象為非壓縮格式,,通過(guò)make
Image獲得,那么真正的入口就是arch/arm/kernel/head_armv.S(ENTRY(stext)),;第二種是kernel映象為
壓縮格式,,通過(guò)make
zImage獲得,那么真正的入口就是arch/arm/boot/compressed/head.S(ENTRY(_start)),。這個(gè)地方并不是kernel判斷,,也不需要判斷。道理很簡(jiǎn)單,,cpu只會(huì)按照讀入的代碼執(zhí)行,,兩種情況下執(zhí)行的代碼不同,自然也就有兩種不同的過(guò)程了,。
(3)探討zImage的magic number的位置
可以看出,,如果是zImage,那么程序的入口是arch/arm/boot/compressed/head.S,。分析程序頭部:
可見(jiàn)前面8條指令均為mov r0, r0,,從前面的zImage的16進(jìn)制格式中可以看出,,前面8個(gè)字都是相同的,均為00 00
A0 E1,,第9條指令就是b 1f,,然后就應(yīng)該是0x016f2818.這樣就與前面程序的判斷對(duì)應(yīng)上了,,也就是說(shuō),此處的magic
number是固定位置,,固定數(shù)值的,,注釋中也寫(xiě)的很清晰,那就是magic numbers to help the
loader,,也就是說(shuō)幫助bootloader確定映象的文件格式,。但是應(yīng)該說(shuō)明的是,在vivi的bootloader設(shè)計(jì)中,,雖然檢測(cè)zImage
的magic
number,,但是并沒(méi)有進(jìn)行未識(shí)別處理。也就是說(shuō),,假定用ultra-edit32把此位置的0x016f2818破壞掉,,其他不變,,那么雖然vivi
提示無(wú)法識(shí)別zImage映象,,但是并不影響實(shí)際的執(zhí)行。當(dāng)然,,你也可以有其他的設(shè)計(jì)思路,。不過(guò)設(shè)計(jì)的哲學(xué)思想是,要完成一件事情,,并不只有一種方式,。所
以,bootloader不能限死只是使用zImage格式,,需要有一定的靈活性,,為了引導(dǎo)內(nèi)核啟動(dòng),可以采用不同的方式,。
(4)完成了前面的理解,,下面就要重點(diǎn)看解析參數(shù)一部分了。這里不將zImage方式的啟動(dòng)作為重點(diǎn)分析內(nèi)容,,靜下心來(lái)跟蹤代碼并不是難事,。從
整體的角度理解,如果采用zImage,,那么在執(zhí)行完成解壓縮之后,,自然會(huì)調(diào)轉(zhuǎn)到解壓之后的kernel的第一條指令處。這時(shí)就是真正的啟動(dòng)內(nèi)核了,。所以
我們可以看arch/arm/kernel/head-armv.S,,此處做的工作可以參考taoyuetao的分析,完成的功能比較簡(jiǎn)單,。這里就感興趣
的參數(shù)問(wèn)題分析,,需要注意的是,,
可見(jiàn)R0是0,R1是mach
type,,這些都是必須要設(shè)定的,。在這里,并沒(méi)有限定R2必須為參數(shù)的起始地址,。kernel本身并沒(méi)有使用R0-R2,,如果設(shè)定了R2,在這里也不會(huì)修
改其值,。后面的工作也沒(méi)有設(shè)計(jì)接收參數(shù),,最后直接跳到start_kernel(【init/main.c】)
從開(kāi)頭分析,首先是lock_kernel,,這里是SMP相關(guān),,我的是單CPU,所以實(shí)際上該函數(shù)為空,。然后打印版本信息,,在vivi中已經(jīng)分析過(guò)這個(gè)機(jī)
制了,兩者相同,。下面的setup_arch就是分析的重點(diǎn)了,,它要獲取命令行啟動(dòng)參數(shù),然后打印獲得的命令行參數(shù),,然后進(jìn)行語(yǔ)法解析選項(xiàng),。我們關(guān)注的重
點(diǎn)就在setup_arch上了。參數(shù)設(shè)置都在【arch/arm/kernel/setup.c】,,這個(gè)函數(shù)也不例外,,進(jìn)入setup.c。
這里面涉及到3個(gè)比較復(fù)雜的結(jié)構(gòu)體,,包括param_struct,、tag、machine_desc,。第一步的操作是關(guān)于根設(shè)備號(hào),,暫時(shí)不探討;第二步
工作setup_processor,,是設(shè)置處理器,,這是多處理器相關(guān)部分,暫時(shí)不探討,;第三步工作是setup_machine,,這里就需要了解了。
首先,,machine_arch_type沒(méi)有定義,,僅僅在頭部有定義,,這是全局變量,兩者之間一定存在聯(lián)系:
看看頭文件,,應(yīng)該有#include
<asm/mach-types.h>,,但是未編譯時(shí)并沒(méi)有,可以確定是編譯前完成的,。這里只有看Makefile了,。因?yàn)閟etup.c在
這里,首先看同層的Makefile,。這一層沒(méi)有關(guān)于mach-types.h的信息,,然后到上一層Makefile,發(fā)現(xiàn)了:
說(shuō)現(xiàn)在使用MRPROPER_FILES,,但是下面沒(méi)有出現(xiàn),,故而應(yīng)該看幾個(gè)宏的定義:
由此知道,對(duì)應(yīng)的子文件夾包括boot和tools,,boot是與啟動(dòng)相關(guān),,不太可能;而前面也看到,,tools下有mach-types,,所以判斷在tools下面,,看看tools/Makefile:
由此判斷出,,mach-types.h是如何生成的,主要是利用awk腳本處理生成,。生成之后與s3c2410有關(guān)的部分為:
由此就知道了,,這里的machine_arch_type為193,所以此函數(shù)實(shí)際上執(zhí)行:mdesc = setup_machine(193);它要填充結(jié)構(gòu)體machine_desc,,如下:
另外,,還提供了一系統(tǒng)的宏,用于填充該結(jié)構(gòu)體:
EDUKIT填充了一個(gè)結(jié)構(gòu)體,,用如下的方式:
看到有特殊的設(shè)置部分,,那就是開(kāi)始為之分配了一個(gè)段,段的名字是.arch.info,,也就是說(shuō)把這部分信息單獨(dú)作為一個(gè)段來(lái)進(jìn)行處理,。下面把這個(gè)宏展開(kāi)如下:
可見(jiàn),基本的信息已經(jīng)具備了,,而且從這里,,我們也可以看出,啟動(dòng)參數(shù)地址由這個(gè)段就可以完成,,不需要傳遞了,。當(dāng)然,,必須保證bootloader的值,與此處的相同,。這樣,,也就說(shuō)明如果不使用R2傳遞參數(shù)的起始地址,那么這個(gè)地方就需要把這個(gè)結(jié)構(gòu)體設(shè)置好,。
下面看看這個(gè)函數(shù)完成什么功能:
這個(gè)地方就是要把上面這一系列的信息連貫起來(lái),,那么就不難理解了。上述的宏已經(jīng)完成了.arch.info段,,這個(gè)段實(shí)際上在內(nèi)存中就是一個(gè)
machine_desc形式組織的信息(對(duì)Linux內(nèi)核來(lái)說(shuō),,并不一定僅僅有一個(gè)結(jié)構(gòu)塊),上述函數(shù)的兩個(gè)變量__arch_info_begin和
__arch_info_end很明顯是有鏈接腳本傳遞進(jìn)來(lái),。于是查看近層的鏈接腳本(【arch/arm/vmlinux-armv.lds.in】,,
可以發(fā)現(xiàn):
所以上述的功能就很簡(jiǎn)單了,就是查看是否有mach-type為193的結(jié)構(gòu)存在,,如果存在就打印出name,,這也就是開(kāi)機(jī)啟動(dòng)后,出現(xiàn)Machine: Embest EduKit III (S3C2410)的原因了,。
接下來(lái)關(guān)注:
很明顯,,這里的mdesc->param_offset并不為0,而是0x30000100,,所以要做一步變換,,就是物理地址映射成虛擬地址。把這
個(gè)地址附給tags指針,。然后就是判斷是param_struct類(lèi)型還是tags類(lèi)型,,如果是param_struct類(lèi)型,那么首先轉(zhuǎn)換成tags類(lèi)
型,,然后對(duì)tags類(lèi)型進(jìn)行解析,。
要注意parse_tags函數(shù)是非常重要的,它有隱含的功能,,不太容易分析,。跟蹤上去,主要看這個(gè)函數(shù):
這里又用到鏈接器傳遞參數(shù),,現(xiàn)在就是來(lái)解析每個(gè)部分,。先看一下tagtable是如何來(lái)的。首先看【include/asm-arm/setup.h】,,看看宏的定義,,也就是帶有__tag,就歸屬為.taglist段。
利用__tag有構(gòu)造了一個(gè)復(fù)雜的宏__tagtable,,實(shí)際上就是定義了tagtable列表?,F(xiàn)在看setup.c中的宏形式示例:
展開(kāi)之后為:
于是,段.taglist就是這樣一系列的結(jié)構(gòu)體,。那么上述的函數(shù)實(shí)際上就是把傳遞進(jìn)來(lái)的tag與此表比較,,如果tag標(biāo)記相同,證明設(shè)置了此部分功能,,就執(zhí)行相應(yīng)的解析函數(shù),。以ATAG_CMDLINE為例,就要執(zhí)行:
這樣也就是實(shí)現(xiàn)了把tag中的命令行參數(shù)復(fù)制到了default_command_line中,。
在返回來(lái)到函數(shù)【arch/arm/kernel/setup.c】,,看函數(shù)setup_arch,定義中有:
說(shuō)明from指向數(shù)組default_command_line,。于是知道,,當(dāng)你完成tag解析的時(shí)候,所有傳遞過(guò)來(lái)的參數(shù)實(shí)際上已經(jīng)復(fù)制到了相應(yīng)的部
分,,比如命令行設(shè)置復(fù)制到了default_command_line,。其他類(lèi)似,看相應(yīng)的解析行為函數(shù)就可以了,。因?yàn)楝F(xiàn)在vivi只是傳遞了命令行,,所
以只是分析清楚這個(gè)。后面執(zhí)行:
這就比較容易理解了,,就是將傳遞進(jìn)來(lái)的命令行參數(shù)復(fù)制到saved_command_line,,后面還可以打印出此信息。再往后的工作已經(jīng)與此情景關(guān)系不大,,所以不再進(jìn)行詳細(xì)分析,。
至此,vivi與Linux kernel的參數(shù)傳遞情景分析就完成了,。
linux2.6內(nèi)核中的MACHINE_START宏 現(xiàn)在正在閱讀linux2.6.18內(nèi)核,在mainstone.c文件中,,有如下的宏定義:
MACHINE_START(MAINSTONE, "Intel HCDDBBVA0 Development Platform (aka Mainstone)") /* Maintainer: MontaVista Software Inc. */ .phys_io = 0x40000000, .boot_params = 0xa0000100, /* BLOB boot parameter setting */ .io_pg_offst = (io_p2v(0x40000000) >> 1 & 0xfffc, .map_io = mainstone_map_io, .init_irq = mainstone_init_irq, .timer = &pxa_timer, .init_machine = mainstone_init, MACHINE_END 請(qǐng)問(wèn)各位大俠,,這個(gè)宏定義甚么時(shí)候調(diào)用的,是誰(shuí)調(diào)用的它,,象里面的mainstone_init是哪個(gè)函數(shù)調(diào)用的它,?是不是在main函數(shù)中的初始化的時(shí)候? 自己看宏的定義,,主要是定義了"struct machine_desc"的類(lèi)型,,放在 section(".arch.info.init"),是初始化數(shù)據(jù),Kernel 起來(lái)之后將被丟棄,。
kernel boot 起來(lái)的時(shí)候期望 bootloader 傳參數(shù)進(jìn)來(lái),,其中包括 Machine Type,參考 arch/arm/tools/mach-types 并和 MACHINE_START() 第一個(gè)參數(shù)對(duì)上號(hào),。因此,,哪個(gè) MACHINE 是 run-time 的時(shí)候決定的,this way, you can pack as many machine as you want, and dynamically initialize the specific platforms. 各個(gè)成員函數(shù)在不同時(shí)期被調(diào)用: 1. .init_machine 在 arch/arm/kernel/setup.c 中被 customize_machine 調(diào)用,,放在 arch_initcall() 段里面,,會(huì)自動(dòng)按順序被調(diào)用 start_kernel,參考 init/main.c 2. init_irq在start_kernel() --> init_IRQ() --> init_arch_irq() 被調(diào)用 3. map_io 在 setup_arch() --> paging_init() --> devicemaps_init() 其他主要都在 setup_arch() 中用到 |
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