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ARM体系架构下的linux启动之一,从bootloader到linux内核

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ARM+Linux的启动分析（zImage）

ARM+Linux的启动分析（zImage）

ARM+Linux的启动分析（zImage）基于ARM的Linux的启动分析报告摘要：本文主要分析基于ARM的Linux－2.2.26内核启动过程。

将首先从／arch/arm/Makefile着手，介绍三种不同的启动方案，再剖析典型的压缩内核zImage启动方案的代码结构，最后将详细分析这种方案的启动过程，直到调用start_kernel()为止。

1、Linux内核的启动方案：由／arch/arm/Makefile的代码可以看出，主要有三种启动方案,分别是: echo '* zImage - Compressed kernel image (arch/$ (ARCH)/boot/zImage)'echo ' Image - Uncompressed kernel image (arch/$(ARCH)/boot/Image)'echo ' bootpImage - Combined zImage and initial RAM disk' echo ' (supply initrd image via make variable INITRD=)'Linux内核有两种映像：一种是非压缩内核，叫Image，另一种是它的压缩版本，叫zImage。

根据内核映像的不同，Linux内核的启动在开始阶段也有所不同。

zImage是Image经过压缩形成的，所以它的大小比Image小。

但为了能使用zImage，必须在它的开头加上解压缩的代码，将zImage解压缩之后才能执行，因此它的执行速度比Image要慢。

但考虑到嵌入式系统的存储空容量一般比较小，采用zImage可以占用较少的存储空间，因此牺牲一点性能上的代价也是值得的。

所以一般的嵌入式系统均采用压缩内核的方式(另外bootpImage是编译包含zImage和initrd的映像，可以通过make 变量INITRD=提供initrd映像)。

linux arm架构重启指令

linux arm架构重启指令

linux arm架构重启指令
Linux系统在ARM架构上运行时，重启指令的执行方式与在其他架构上可能会有所不同。

ARM架构是一种精简指令集（RISC）架构，广泛应用于移动设备、嵌入式系统和物联网设备等领域。

在ARM架构上，重启指令通常是通过软件来执行的。

在Linux系统中，可以使用以下命令来执行重启操作：
bash.
sudo reboot.
当用户在终端中输入上述命令并按下回车键时，系统会执行重启操作。

在ARM架构上，这条命令会触发系统重新启动的过程，类似于在其他架构上执行的重启指令。

另外，还可以使用以下命令来延迟重启操作：
bash.
sudo shutdown -r +5。

上述命令中的"+5"表示延迟5分钟后执行重启操作。

这在某些情况下可能会更加灵活和方便，例如在需要在一段时间后才执行重启操作时。

需要注意的是，执行重启操作需要相应的权限，因此一般需要使用sudo命令来提升权限。

另外，在执行重启操作前，建议保存好所有的工作和数据，以免因重启操作导致数据丢失或程序中断。

总之，Linux系统在ARM架构上的重启指令与其他架构上的执行方式类似，通过简单的命令即可实现系统的重启操作，为用户提供了便利和灵活性。

Linuxarm底层启动流程简介

Linuxarm底层启动流程简介

Linux开发驱动底层环境启动流程Uboot编译：rm -rf 删除命令tar xjf 解压uboot文件patch -p1 < ../u-boot-1.1.6.jz2440.patch 打补丁 -p1 指示忽略第一个斜杠前因为已经在当前目录。

打好补丁之后配置文件make 100ask24x0_config之后make配置文件是厂家提供好的。

Make后生成bin文件，在Windows下进入oflash目录烧写这个文件。

选择Open jtag S2C2440 nand flash 0块0 2 0 0 0这几个数字烧写之后进入启动界面之后uboot命令按help查看支持哪些命令。

？Md 查看 md命令Print 命令查看环境变量设置环境变量 set xxxx xx savereset重启Uboot 的终极目的就是要启动内核。

Make config 就相当于执行命令100ask24x0_config : unconfig@$(MKCONFIG) $(@:_config=) arm arm920t 100ask24x0NULL s3c24x0MKCONFIG := $(SRCTREE)/mkconfig$(@:_config=) $(@ 表示目标文件100ask24x0 _config=) 表示替换掉他用后面的arm arm920t 100ask24x0 NULL s3c24x0 100ask24x0最后就执行这个命令Mkconfig 100ask24x0 arm arm920t 100ask24x0 NULL s3c24x0找到脚本文件mkconfig #!/bin/sh表示他是用bin目录下sh解释执行，后面是传入的参数。

这个配置过程它做了一些连接工作，把arm board arch 链接到现在的文件。

编译时的make 做的工作：用到了上面配置的config.mk(.a文件表示所有编译好的文件打包成成的一个库)OBJS = cpu/arm920/xxxxLib +=xxxx.aALL = $(obj)u-boot.srec $(obj)u-boot.bin $(obj)System.map $(U_BOOT_NAND)依赖$(obj)u-boot.bin文件$(obj)u-boot.bin他又依赖于$(obj)u-boot: depend version $(SUBDIRS) $(OBJS) $(LIBS) $(LDSCRIPT)UNDEF_SYM=`$(OBJDUMP) -x $(LIBS) |sed -n -e 's/.*\(__u_boot_cmd_.*\)/-u\1/p'|sort|uniq`;\cd $(LNDIR) && $(LD) $(LDFLAGS) $$UNDEF_SYM $(__OBJS) \--start-group $(__LIBS) --end-group $(PLATFORM_LIBS) \-Map u-boot.map -o u-boot得到的bin文件就是这个.a文件如何组织连接在lds连接文件有说明链接地址在0x33f80000就是说应该在这个地址运行比如从0x00000000 到0x08000000是128M空间2^27次方=2^7*2^10*2^10=128M搜索命令 grep “” - nR内存一共64M0x33f80000空出512KUBOOT做一些工作：进入管理模式、关看门狗中断、初始化存储控制器、设置栈IRQFIQ、重定位（NORflash不能像内存一样写）、从flash拷到sdram、到他该运行的地址0x33f80000、清BSS段、调用C函数从上往下依次是512K UBOOT 然后是用来实现malloc接下来是全局参数，在接下来就是各种模式的栈。

Linux BOOTLOADER全程详解

Linux BOOTLOADER全程详解

Linux BOOTLOADER全程详解(Arm S3C2410)网上关于Linux的BOOTLOADER文章不少了,但是大都是vivi,blob等比较庞大的程序,读起来不太方便,编译出的文件也比较大,而且更多的是面向开发用的引导代码,做成产品时还要裁减,这一定程度影响了开发速度,对初学者学习开销也比较大,在此分析一种简单的BOOTLOADER,是在三星公司提供的2410 BOOTLOADER上稍微修改后的结果,编译出来的文件大小不超过4k,希望对大家有所帮助.1.几个重要的概念COMPRESSED KERNEL and DECOMPRESSED KERNEL压缩后的KERNEL,按照文档资料,现在不提倡使用DECOMPRESSED KERNEL,而要使用COMPRESSED KERNEL,它包括了解压器.因此要在ram分配时给压缩和解压的KERNEL提供足够空间,这样它们不会相互覆盖.当执行指令跳转到COMPRESSED KERNEL后,解压器就开始工作,如果解压器探测到解压的代码会覆盖掉COMPRESSED KERNEL,那它会直接跳到COMPRESSED KERNEL后存放数据,并且重新定位KERNEL,所以如果没有足够空间,就会出错.Jffs2 File System可以使armlinux应用中产生的数据保存在FLASH上,我的板子还没用到这个.RAMDISK使用RAMDISK可以使ROOT FILE SYSTEM在没有其他设备的情况下启动.一般有两种加载方式,我就介绍最常用的吧,把COMPRESSED RAMDISK IMAGE放到指定地址,然后由BOOTLOADER把这个地址通过启动参数的方式ATAG_INITRD2传递给KERNEL.具体看代码分析.启动参数(摘自IBM developer)在调用内核之前，应该作一步准备工作，即：设置Linux 内核的启动参数。

Linux 2.4.x 以后的内核都期望以标记列表(tagged list)的形式来传递启动参数。

linux的启动过程简单描述

linux的启动过程简单描述

linux的启动过程简单描述
1.BIOS自检：在计算机开机时，BIOS首先会进行自检。

它会检查计算机硬件是否能够正常运行，并确定启动设备的顺序。

2. 引导加载程序：BIOS会从硬盘或其他存储设备中找到引导加载程序，并将其加载到内存中。

引导加载程序通常是Grub或Lilo。

3. 内核加载：引导加载程序会加载Linux内核，将其放入内存中，并启动它。

内核负责管理计算机的硬件和软件资源，并为其他程序提供服务。

4. 初始化进程：内核启动后，会启动一个称为init的进程。

它是Linux系统中的第一个用户级进程，负责初始化系统。

init会读取/etc/inittab文件，并根据其中的配置启动其他进程。

5. 运行级别：Linux系统有七个运行级别，每个级别具有不同的功能和服务。

init根据/etc/inittab文件中的设置，选择一个运行级别，并启动相应的进程和服务。

6. 系统服务：在选择的运行级别下，init会启动各种系统服务，例如网络服务、文件系统服务和远程登录服务等。

7. 登录：最后，init会提供一个登录提示符，用户可以输入用户名和密码登录系统。

以上是Linux的启动过程简单描述，这些步骤确保了系统能够顺利地启动，并为用户提供各种服务和功能。

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【内核】linux内核启动流程详细分析

【内核】linux内核启动流程详细分析

【内核】linux内核启动流程详细分析Linux内核启动流程 arch/arm/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CPU ID， 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 0r1 - unique architecture numberMMU - offI-cache - on or offD-cache – off1/* 部分源代码分析 */2/* 内核⼊⼝点 */3 ENTRY(stext)4/* 程序状态，禁⽌FIQ、IRQ，设定SVC模式 */5 mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode6/* 置当前程序状态寄存器 */7 msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled8/* 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 */9 bl __lookup_processor_type10/* 跳到__error */11 teq r10, #0 @ invalid processor?12 moveq r0, #'p' @ yes, error 'p'13 beq __error14/* 判断体系类型，查看R1寄存器的Architecture Type值是否⽀持 */15 bl __lookup_architecture_type16/* 不⽀持，跳到出错 */17 teq r7, #0 @ invalid architecture?18 moveq r0, #'a' @ yes, error 'a'19 beq __error20/* 创建核⼼页表 */21 bl __create_page_tables22 adr lr, __ret @ return address23 add pc, r10, #12 @ initialise processor24/* 跳转到start_kernel函数 */25 b start_kernel1. start_kernel()函数分析 下⾯对start_kernel()函数及其相关函数进⾏分析。

arm linux 的内核 start_kernel

arm linux 的内核 start_kernel

最近研究了一下arm linux的入口部分的代码, code不是太多,所以写了个笔记,详细的分析了每一条语句.大家看看, 交流一下.下面使正文. 由于内容比较多,分几层楼发吧_______________________________________________________________________________ _____本文针对arm linux, 从kernel的第一条指令开始分析,一直分析到进入start_kernel()函数.我们当前以linux-2.6.19内核版本作为范例来分析,本文中所有的代码,前面都会加上行号以便于和源码进行对照,例:在文件init/main.c中:00478: asmlinkage void __init start_kernel(void)前面的"00478:" 表示478行,冒号后面的内容就是源码了.在分析代码的过程中,我们使用缩进来表示各个代码的调用层次.由于启动部分有一些代码是平台特定的,虽然大部分的平台所实现的功能都比较类似,但是为了更好的对code进行说明,对于平台相关的代码,我们选择at91(ARM926EJS)平台进行分析.另外,本文是以uncompressed kernel开始讲解的.对于内核解压缩部分的code,在arch/arm/boot/compressed中,本文不做讨论.一. 启动条件通常从系统上电到执行到linux kenel这部分的任务是由boot loader来完成.关于boot loader的内容,本文就不做过多介绍.这里只讨论进入到linux kernel的时候的一些限制条件,这一般是boot loader在最后跳转到kernel之前要完成的:1. CPU必须处于SVC(supervisor)模式,并且IRQ和FIQ中断都是禁止的;2. MMU(内存管理单元)必须是关闭的, 此时虚拟地址对物理地址;3. 数据cache(Data cache)必须是关闭的4. 指令cache(Instruction cache)可以是打开的,也可以是关闭的,这个没有强制要求;5. CPU 通用寄存器0 (r0)必须是0;6. CPU 通用寄存器1 (r1)必须是ARM Linux machine type (关于machine type, 我们后面会有讲解)7. CPU 通用寄存器2 (r2) 必须是kernel parameter list 的物理地址(parameter list 是由boot loader传递给kernel,用来描述设备信息属性的列表,详细内容可参考"Booting ARM Linux"文档).二. starting kernel首先，我们先对几个重要的宏进行说明(我们针对有MMU的情况)：宏位置默认值说明KERNEL_RAM_ADDR arch/arm/kernel/head.S +26 0xc0008000 kernel在RAM中的的虚拟地址PAGE_OFFSET include/asm-arm/memeory.h +50 0xc0000000 内核空间的起始虚拟地址TEXT_OFFSET arch/arm/Makefile +137 0x00008000 内核相对于存储空间的偏移TEXTADDR arch/arm/kernel/head.S +49 0xc0008000 kernel的起始虚拟地址PHYS_OFFSET include/asm-arm/arch-xxx/memory.h 平台相关RAM的起始物理地址内核的入口是stext,这是在arch/arm/kernel/vmlinux.lds.S中定义的:00011: ENTRY(stext)对于vmlinux.lds.S,这是ld script文件,此文件的格式和汇编及C程序都不同,本文不对ld script作过多的介绍,只对内核中用到的内容进行讲解,关于ld的详细内容可以参考这里的ENTRY(stext) 表示程序的入口是在符号stext.而符号stext是在arch/arm/kernel/head.S中定义的:下面我们将arm linux boot的主要代码列出来进行一个概括的介绍,然后,我们会逐个的进行详细的讲解.在arch/arm/kernel/head.S中72 - 94 行,是arm linux boot的主代码:00072: ENTRY(stext)00073: msr cpsr_c, #PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | SVC_MODE @ ensure svc mode00074: @ and irqs disabled 00075: mrc p15, 0, r9, c0, c0 @ get processor id 00076: bl __lookup_processor_type @ r5=procinfo r9=cpuid00077: movs r10, r5 @ invalid processor (r5=0)?00078: beq __error_p @ yes, error 'p'00079: bl __lookup_machine_type @ r5=machinfo 00080: movs r8, r5 @ invalid machine (r5=0)?00081: beq __error_a @ yes, error 'a'00082: bl __create_page_tables00083:00084: /*00085: * The following calls CPU specific code in a position independent00086: * manner. See arch/arm/mm/proc-*.S for details. r10 = base of00087: * xxx_proc_info structure selected by __lookup_machine_type00088: * above. On return, the CPU will be ready for the MMU to be00089: * turned on, and r0 will hold the CPU control register value.00090: */00091: ldr r13, __switch_data @ address to jump to after 00092: @ mmu has been enabled 00093: adr lr, __enable_mmu @ return (PIC) address 00094: add pc, r10, #PROCINFO_INITFUNC其中,73行是确保kernel运行在SVC模式下,并且IRQ和FIRQ中断已经关闭,这样做是很谨慎的.arm linux boot的主线可以概括为以下几个步骤:1. 确定processor type (75 - 78行)2. 确定machine type (79 - 81行)3. 创建页表(82行)4. 调用平台特定的__cpu_flush函数(在struct proc_info_list中) (94 行)5. 开启mmu (93行)6. 切换数据(91行)最终跳转到start_kernel (在__switch_data的结束的时候,调用了b start_kernel)下面,我们按照这个主线,逐步的分析Code.1. 确定processor typearch/arm/kernel/head.S中:00075: mrc p15, 0, r9, c0, c0 @ get processor id 00076: bl __lookup_processor_type @ r5=procinfo r9=cpuid00077: movs r10, r5 @ invalid processor (r5=0)?00078: beq __error_p @ yes, error 'p'75行: 通过cp15协处理器的c0寄存器来获得processor id的指令. 关于cp15的详细内容可参考相关的arm手册76行: 跳转到__lookup_processor_type.在__lookup_processor_type中,会把processor type 存储在r5中77,78行: 判断r5中的processor type是否是0,如果是0,说明是无效的processor type,跳转到__error_p(出错)__lookup_processor_type 函数主要是根据从cpu中获得的processor id和系统中的proc_info 进行匹配,将匹配到的proc_info_list的基地址存到r5中, 0表示没有找到对应的processor type.下面我们分析__lookup_processor_type函数arch/arm/kernel/head-common.S中:00145: .type __lookup_processor_type, %function00146: __lookup_processor_type:00147: adr r3, 3f00148: ldmda r3, {r5 - r7}00149: sub r3, r3, r7 @ get offset between virt&phys00150: add r5, r5, r3 @ convert virt addresses to 00151: add r6, r6, r3 @ physical address space 00152: 1: ldmia r5, {r3, r4} @ value, mask 00153: and r4, r4, r9 @ mask wanted bits 00154: teq r3, r400155: beq 2f00156: add r5, r5, #PROC_INFO_SZ @ sizeof(proc_info_list)00157: cmp r5, r600158: blo 1b00159: mov r5, #0 @ unknown processor00160: 2: mov pc, lr00161:00162: /*00163: * This provides a C-API version of the above function.00164: */00165: ENTRY(lookup_processor_type)00166: stmfd sp!, {r4 - r7, r9, lr}00167: mov r9, r000168: bl __lookup_processor_type00169: mov r0, r500170: ldmfd sp!, {r4 - r7, r9, pc}00171:00172: /*00173: * Look in include/asm-arm/procinfo.h and arch/arm/kernel/arch.[ch] for00174: * more information about the __proc_info and __arch_info structures.00175: */00176: .long __proc_info_begin00177: .long __proc_info_end00178: 3: .long .00179: .long __arch_info_begin00180: .long __arch_info_end145, 146行是函数定义147行: 取地址指令,这里的3f是向前symbol名称是3的位置,即第178行,将该地址存入r3.这里需要注意的是,adr指令取址,获得的是基于pc的一个地址,要格外注意,这个地址是3f处的"运行时地址",由于此时MMU还没有打开,也可以理解成物理地址(实地址).(详细内容可参考arm指令手册)148行: 因为r3中的地址是178行的位置的地址,因而执行完后:r5存的是176行符号__proc_info_begin的地址;r6存的是177行符号__proc_info_end的地址;r7存的是3f处的地址.这里需要注意链接地址和运行时地址的区别. r3存储的是运行时地址(物理地址),而r7中存储的是链接地址(虚拟地址).__proc_info_begin和__proc_info_end是在arch/arm/kernel/vmlinux.lds.S中: 00031: __proc_info_begin = .;00032: *(.init)00033: __proc_info_end = .;这里是声明了两个变量:__proc_info_begin 和__proc_info_end,其中等号后面的"."是location counter(详细内容请参考)这三行的意思是: __proc_info_begin 的位置上,放置所有文件中的".init" 段的内容,然后紧接着是__proc_info_end 的位置.kernel 使用struct proc_info_list来描述processor type.在include/asm-arm/procinfo.h 中:00029: struct proc_info_list {00030: unsigned int cpu_val;00031: unsigned int cpu_mask;00032: unsigned long __cpu_mm_mmu_flags; /* used by head.S */00033: unsigned long __cpu_io_mmu_flags; /* used by head.S */00034: unsigned long __cpu_flush; /*used by head.S */00035: const char *arch_name;00036: const char *elf_name;00037: unsigned int elf_hwcap;00038: const char *cpu_name;00039: struct processor *proc;00040: struct cpu_tlb_fns *tlb;00041: struct cpu_user_fns *user;00042: struct cpu_cache_fns *cache;00043: };我们当前以at91为例,其processor是926的.在arch/arm/mm/proc-arm926.S 中:00464: .section ".init", #alloc, #execinstr00465:00466: .type __arm926_proc_info,#object00467: __arm926_proc_info:00468: .long 0x41069260 @ ARM926EJ-S (v5TEJ)00469: .long 0xff0ffff000470: .long PMD_TYPE_SECT | \00471: PMD_SECT_BUFFERABLE | \00472: PMD_SECT_CACHEABLE | \00473: PMD_BIT4 | \00474: PMD_SECT_AP_WRITE | \00475: PMD_SECT_AP_READ00476: .long PMD_TYPE_SECT | \00477: PMD_BIT4 | \00478: PMD_SECT_AP_WRITE | \00479: PMD_SECT_AP_READ00480: b __arm926_setup00481: .long cpu_arch_name00482: .long cpu_elf_name00483: .long HWCAP_SWP|HWCAP_HALF|HWCAP_THUMB|HWCAP_FAST_MULT|HWCAP_VFP|HW CAP_EDSP|HWCAP_JA V A00484: .long cpu_arm926_name00485: .long arm926_processor_functions00486: .long v4wbi_tlb_fns00487: .long v4wb_user_fns00488: .long arm926_cache_fns00489: .size __arm926_proc_info, . - __arm926_proc_info从464行,我们可以看到__arm926_proc_info 被放到了".init"段中.对照struct proc_info_list,我们可以看到__cpu_flush的定义是在480行,即__arm926_setup.(我们将在"4. 调用平台特定的__cpu_flush函数"一节中详细分析这部分的内容.)从以上的内容我们可以看出: r5中的__proc_info_begin是proc_info_list的起始地址, r6中的__proc_info_end是proc_info_list的结束地址.149行: 从上面的分析我们可以知道r3中存储的是3f处的物理地址,而r7存储的是3f处的虚拟地址,这一行是计算当前程序运行的物理地址和虚拟地址的差值,将其保存到r3中.150行: 将r5存储的虚拟地址(__proc_info_begin)转换成物理地址151行: 将r6存储的虚拟地址(__proc_info_end)转换成物理地址152行: 对照struct proc_info_list,可以得知,这句是将当前proc_info的cpu_val和cpu_mask 分别存r3, r4中153行: r9中存储了processor id(arch/arm/kernel/head.S中的75行),与r4的cpu_mask进行逻辑与操作,得到我们需要的值154行: 将153行中得到的值与r3中的cpu_val进行比较155行: 如果相等,说明我们找到了对应的processor type,跳到160行,返回156行: (如果不相等) , 将r5指向下一个proc_info,157行: 和r6比较,检查是否到了__proc_info_end.158行: 如果没有到__proc_info_end,表明还有proc_info配置,返回152行继续查找159行: 执行到这里,说明所有的proc_info都匹配过了,但是没有找到匹配的,将r5设置成0(unknown processor)160行: 返回2. 确定machine typearch/arm/kernel/head.S中:00079: bl __lookup_machine_type @ r5=machinfo 00080: movs r8, r5 @ invalid machine (r5=0)?00081: beq __error_a @ yes, error 'a'79行: 跳转到__lookup_machine_type函数,在__lookup_machine_type中,会把struct machine_desc的基地址(machine type)存储在r5中80,81行: 将r5中的machine_desc的基地址存储到r8中,并判断r5是否是0,如果是0,说明是无效的machine type,跳转到__error_a(出错)__lookup_machine_type 函数下面我们分析__lookup_machine_type 函数:arch/arm/kernel/head-common.S中:00176: .long __proc_info_begin00177: .long __proc_info_end00178: 3: .long .00179: .long __arch_info_begin00180: .long __arch_info_end00181:00182: /*00183: * Lookup machine architecture in the linker-build list of architectures.00184: * Note that we can't use the absolute addresses for the __arch_info00185: * lists since we aren't running with the MMU on (and therefore, we are00186: * not in the correct address space). We have to calculate the offset.00187: *00188: * r1 = machine architecture number00189: * Returns:00190: * r3, r4, r6 corrupted00191: * r5 = mach_info pointer in physical address space00192: */00193: .type __lookup_machine_type, %function00194: __lookup_machine_type:00195: adr r3, 3b00196: ldmia r3, {r4, r5, r6}00197: sub r3, r3, r4 @ get offset between virt&phys00198: add r5, r5, r3 @ convert virt addresses to 00199: add r6, r6, r3 @ physical address space 00200: 1: ldr r3, [r5, #MACHINFO_TYPE] @ get machine type 00201: teq r3, r1 @ matches loader number?00202: beq 2f @ found00203: add r5, r5, #SIZEOF_MACHINE_DESC @ next machine_desc00204: cmp r5, r600205: blo 1b00206: mov r5, #0 @ unknown machine00207: 2: mov pc, lr193, 194行: 函数声明195行: 取地址指令,这里的3b是向后symbol名称是3的位置,即第178行,将该地址存入r3.和上面我们对__lookup_processor_type 函数的分析相同,r3中存放的是3b处物理地址.196行: r3是3b处的地址,因而执行完后:r4存的是3b处的地址r5存的是__arch_info_begin 的地址r6存的是__arch_info_end 的地址__arch_info_begin 和__arch_info_end是在arch/arm/kernel/vmlinux.lds.S中:00034: __arch_info_begin = .;00035: *(.init)00036: __arch_info_end = .;这里是声明了两个变量:__arch_info_begin 和__arch_info_end,其中等号后面的"."是location counter(详细内容请参考)这三行的意思是: __arch_info_begin 的位置上,放置所有文件中的".init" 段的内容,然后紧接着是__arch_info_end 的位置.kernel 使用struct machine_desc 来描述machine type.在include/asm-arm/mach/arch.h 中:00017: struct machine_desc {00018: /*00019: * Note! The first four elements are used00020: * by assembler code in head-armv.S00021: */00022: unsigned int nr; /* architecture number */00023: unsigned int phys_io; /* start of physical io */00024: unsigned int io_pg_offst; /* byte offset for io00025: * page tabe entry */00026:00027: const char *name; /* architecture name */00028: unsigned long boot_params; /* tagged list */00029:00030: unsigned int video_start; /* start of video RAM */00031: unsigned int video_end; /* end of video RAM */00032:00033: unsigned int reserve_lp0 :1; /* never has lp0 */00034: unsigned int reserve_lp1 :1; /* never has lp1 */00035: unsigned int reserve_lp2 :1; /* never has lp2 */00036: unsigned int soft_reboot :1; /* soft reboot */00037: void (*fixup)(struct machine_desc *,00038: struct tag *, char **,00039: struct meminfo *);00040: void (*map_io)(void);/* IO mapping function */00041: void (*init_irq)(void);00042: struct sys_timer *timer; /* system tick timer */00043: void (*init_machine)(void);00044: };00045:00046: /*00047: * Set of macros to define architecture features. This is built into00048: * a table by the linker.00049: */00050: #define MACHINE_START(_type,_name) \00051: static const struct machine_desc __mach_desc_##_type \00052: __attribute_used__ \00053: __attribute__((__section__(".init")) = { \00054: .nr = MACH_TYPE_##_type, \00055: .name = _name,00056:00057: #define MACHINE_END \00058: };内核中,一般使用宏MACHINE_START来定义machine type.对于at91, 在arch/arm/mach-at91rm9200/board-ek.c 中:00137: MACHINE_START(AT91RM9200EK, "Atmel AT91RM9200-EK"00138: /* Maintainer: SAN People/Atmel */00139: .phys_io = AT91_BASE_SYS,00140: .io_pg_offst = (A T91_VA_BASE_SYS >> 1 & 0xfffc,00141: .boot_params = A T91_SDRAM_BASE + 0x100,00142: .timer = &at91rm9200_timer,00143: .map_io = ek_map_io,00144: .init_irq = ek_init_irq,00145: .init_machine = ek_board_init,00146: MACHINE_END197行: r3中存储的是3b处的物理地址,而r4中存储的是3b处的虚拟地址,这里计算处物理地址和虚拟地址的差值,保存到r3中198行: 将r5存储的虚拟地址(__arch_info_begin)转换成物理地址199行: 将r6存储的虚拟地址(__arch_info_end)转换成物理地址200行: MACHINFO_TYPE 在arch/arm/kernel/asm-offset.c 101行定义, 这里是取struct machine_desc中的nr(architecture number) 到r3中201行: 将r3中取到的machine type 和r1中的machine type(见前面的"启动条件"进行比较202行: 如果相同,说明找到了对应的machine type,跳转到207行的2f处,此时r5中存储了对应的struct machine_desc的基地址203行: (不相同), 取下一个machine_desc的地址204行: 和r6进行比较,检查是否到了__arch_info_end.205行: 如果不相同,说明还有machine_desc,返回200行继续查找.206行: 执行到这里,说明所有的machind_desc都查找完了,并且没有找到匹配的, 将r5设置成0(unknown machine).207行: 返回3. 创建页表通过前面的两步,我们已经确定了processor type 和machine type.此时,一些特定寄存器的值如下所示:r8 = machine info (struct machine_desc的基地址)r9 = cpu id (通过cp15协处理器获得的cpu id)r10 = procinfo (struct proc_info_list的基地址)创建页表是通过函数__create_page_tables 来实现的.这里,我们使用的是arm的L1主页表,L1主页表也称为段页表(section page table)L1 主页表将4 GB 的地址空间分成若干个1 MB的段(section),因此L1页表包含4096个页表项(section entry). 每个页表项是32 bits(4 bytes)因而L1主页表占用4096 *4 = 16k的内存空间.对于ARM926,其L1 section entry的格式为可参考arm926EJS TRM):下面我们来分析__create_page_tables 函数:在arch/arm/kernel/head.S 中:00206: .type __create_page_tables, %function00207: __create_page_tables:00208: pgtbl r4 @ page table address 00209:00210: /*00211: * Clear the 16K level 1 swapper page table00212: */00213: mov r0, r400214: mov r3, #000215: add r6, r0, #0x400000216: 1: str r3, [r0], #400217: str r3, [r0], #400218: str r3, [r0], #400219: str r3, [r0], #400220: teq r0, r600221: bne 1b00222:00223: ldr r7, [r10, #PROCINFO_MM_MMUFLAGS] @ mm_mmuflags00224:00225: /*00226: * Create identity mapping for first MB of kernel to00227: * cater for the MMU enable. This identity mapping00228: * will be removed by paging_init(). We use our current program00229: * counter to determine corresponding section base address.00230: */00231: mov r6, pc, lsr #20 @ start of kernel section00232: orr r3, r7, r6, lsl #20 @ flags + kernel base 00233: str r3, [r4, r6, lsl #2] @ identity mapping 00234:00235: /*00236: * Now setup the pagetables for our kernel direct00237: * mapped region.00238: */00239: add r0, r4, #(TEXTADDR & 0xff000000) >> 18 @ start of kernel00240: str r3, [r0, #(TEXTADDR & 0x00f00000) >> 18]!00241:00242: ldr r6, =(_end - PAGE_OFFSET - 1) @ r6 = number of sections00243: mov r6, r6, lsr #20 @ needed for kernel minus 100244:00245: 1: add r3, r3, #1 << 2000246: str r3, [r0, #4]!00247: subs r6, r6, #100248: bgt 1b00249:00250: /*00251: * Then map first 1MB of ram in case it contains our boot params.00252: */00253: add r0, r4, #PAGE_OFFSET >> 1800254: orr r6, r7, #PHYS_OFFSET00255: str r6, [r0]...00314: mov pc, lr00315: .ltorg206, 207行: 函数声明208行: 通过宏pgtbl 将r4设置成页表的基地址(物理地址)宏pgtbl 在arch/arm/kernel/head.S 中:00042: .macro pgtbl, rd00043: ldr \rd, =(__virt_to_phys(KERNEL_RAM_ADDR - 0x4000))00044: .endm可以看到,页表是位于KERNEL_RAM_ADDR 下面16k 的位置宏__virt_to_phys 是在incude/asm-arm/memory.h 中:00125: #ifndef __virt_to_phys00126: #define __virt_to_phys(x) ((x) - PAGE_OFFSET + PHYS_OFFSET)00127: #define __phys_to_virt(x) ((x) - PHYS_OFFSET + PAGE_OFFSET)00128: #endif下面从213行- 221行, 是将这16k 的页表清0.213行: r0 = r4, 将页表基地址存在r0中214行: 将r3 置成0215行: r6 = 页表基地址+ 16k, 可以看到这是页表的尾地址216 - 221 行: 循环,从r0 到r6 将这16k页表用0填充.223行: 获得proc_info_list的__cpu_mm_mmu_flags的值,并存储到r7中. (宏PROCINFO_MM_MMUFLAGS是在arch/arm/kernel/asm-offset.c中定义)231行: 通过pc值的高12位(右移20位),得到kernel的section,并存储到r6中.因为当前是通过运行时地址得到的kernel的section,因而是物理地址.232行: r3 = r7 | (r6 << 20); flags + kernel base,得到页表中需要设置的值.233行: 设置页表: mem[r4 + r6 * 4] = r3这里,因为页表的每一项是32 bits(4 bytes),所以要乘以4(<<2).上面这三行,设置了kernel的第一个section(物理地址所在的page entry)的页表项239, 240行: TEXTADDR是内核的起始虚拟地址(0xc0008000), 这两行是设置kernel起始虚拟地址的页表项(注意,这里设置的页表项和上面的231 - 233行设置的页表项是不同的) 执行完后,r0指向kernel的第2个section的虚拟地址所在的页表项./* TODO: 这两行的code很奇怪,为什么要先取TEXTADDR的高8位(Bit[31:24])0xff000000,然后再取后面的8位(Bit[23:20])0x00f00000*/242行: 这一行计算kernel镜像的大小(bytes)._end 是在vmlinux.lds.S中162行定义的,标记kernel的结束位置(虚拟地址):00158 .bss : {00159 __bss_start = .; /* BSS */00160 *(.bss)00161 *(COMMON)00162 _end = .;00163 }kernel的size = _end - PAGE_OFFSET -1, 这里减1的原因是因为_end 是location counter,它的地址是kernel镜像后面的一个byte的地址.243行: 地址右移20位,计算出kernel有多少sections,并将结果存到r6中245 - 248行: 这几行用来填充kernel所有section虚拟地址对应的页表项.253行: 将r0设置为RAM第一兆虚拟地址的页表项地址(page entry)254行: r7中存储的是mmu flags, 逻辑或上RAM的起始物理地址,得到RAM第一个MB页表项的值.255行:设置RAM的第一个MB虚拟地址的页表.上面这三行是用来设置RAM中第一兆虚拟地址的页表. 之所以要设置这个页表项的原因是RAM的第一兆内存中可能存储着boot params.这样,kernel所需要的基本的页表我们都设置完了, 如下图所示:4. 调用平台特定的__cpu_flush 函数当__create_page_tables 返回之后此时,一些特定寄存器的值如下所示:r4 = pgtbl (page table 的物理基地址)r8 = machine info (struct machine_desc的基地址)r9 = cpu id (通过cp15协处理器获得的cpu id)r10 = procinfo (struct proc_info_list的基地址)在我们需要在开启mmu之前,做一些必须的工作:清除ICache, 清除DCache, 清除Writebuffer, 清除TLB等.这些一般是通过cp15协处理器来实现的,并且是平台相关的. 这就是__cpu_flush 需要做的工作.在arch/arm/kernel/head.S中00091: ldr r13, __switch_data @ address to jump to after 00092: @ mmu has been enabled 00093: adr lr, __enable_mmu @ return (PIC) address 00094: add pc, r10, #PROCINFO_INITFUNC第91行: 将r13设置为__switch_data 的地址第92行: 将lr设置为__enable_mmu 的地址第93行: r10存储的是procinfo的基地址, PROCINFO_INITFUNC是在arch/arm/kernel/asm-offset.c 中107行定义.则该行将pc设为proc_info_list的__cpu_flush 函数的地址, 即下面跳转到该函数.在分析__lookup_processor_type 的时候,我们已经知道,对于ARM926EJS 来说,其__cpu_flush指向的是函数__arm926_setup下面我们来分析函数__arm926_setup在arch/arm/mm/proc-arm926.S 中:00391: .type __arm926_setup, #function00392: __arm926_setup:00393: mov r0, #000394: mcr p15, 0, r0, c7, c7 @ invalidate I,D caches on v400395: mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4 @ drain write buffer on v400396: #ifdef CONFIG_MMU00397: mcr p15, 0, r0, c8, c7 @ invalidate I,D TLBs on v4 00398: #endif00399:00400:00401: #ifdef CONFIG_CPU_DCACHE_WRITETHROUGH00402: mov r0, #4 @ disable write-back on caches explicitly00403: mcr p15, 7, r0, c15, c0, 000404: #endif00405:00406: adr r5, arm926_crval00407: ldmia r5, {r5, r6}00408: mrc p15, 0, r0, c1, c0 @ get control register v4 00409: bic r0, r0, r500410: orr r0, r0, r600411: #ifdef CONFIG_CPU_CACHE_ROUND_ROBIN00412: orr r0, r0, #0x4000 @ .1.. .... .... .... 00413: #endif00414: mov pc, lr00415: .size __arm926_setup, . - __arm926_setup00416:00417: /*00418: * R00419: * .RVI ZFRS BLDP WCAM00420: * .011 0001 ..11 010100421: *00422: */00423: .type arm926_crval, #object00424: arm926_crval:00425: crval clear=0x00007f3f, mmuset=0x00003135, ucset=0x00001134第391, 392行: 是函数声明第393行: 将r0设置为0第394行: 清除(invalidate)Instruction Cache 和Data Cache.第395行: 清除(drain) Write Buffer.第396 - 398行: 如果有配置了MMU,则需要清除(invalidate)Instruction TLB 和Data TLB接下来,是对控制寄存器c1进行配置,请参考ARM926 TRM.第401 - 404行: 如果配置了Data Cache使用writethrough方式, 需要关掉write-back.第406行:取arm926_crval的地址到r5中, arm926_crval 在第424行第407行:这里我们需要看一下424和425行,其中用到了宏crval,crval是在arch/arm/mm/proc-macro.S 中:00053: .macro crval, clear, mmuset, ucset00054: #ifdef CONFIG_MMU00055: .word \clear00056: .word \mmuset00057: #else00058: .word \clear00059: .word \ucset00060: #endif00061: .endm配合425行,我们可以看出,首先在arm926_crval的地址处存放了clear的值,然后接下来的地址存放了mmuset的值(对于配置了MMU的情况)所以,在407行中,我们将clear和mmuset的值分别存到了r5, r6中第408行:获得控制寄存器c1的值第409行: 将r0中的clear (r5) 对应的位都清除掉第410行:设置r0中mmuset (r6) 对应的位第411 - 413行:如果配置了使用round robin方式,需要设置控制寄存器c1的Bit[16]第412行: 取lr的值到pc中.而lr中的值存放的是__enable_mmu 的地址(arch/arm/kernel/head.S 93行),所以,接下来就是跳转到函数__enable_mmu5. 开启mmu开启mmu是又函数__enable_mmu 实现的.在进入__enable_mmu 的时候, r0中已经存放了控制寄存器c1的一些配置(在上一步中进行的设置), 但是并没有真正的打开mmu,在__enable_mmu 中,我们将打开mmu.此时,一些特定寄存器的值如下所示:r0 = c1 parameters (用来配置控制寄存器的参数)r4 = pgtbl (page table 的物理基地址)r8 = machine info (struct machine_desc的基地址)r9 = cpu id (通过cp15协处理器获得的cpu id)r10 = procinfo (struct proc_info_list的基地址)在arch/arm/kernel/head.S 中:00146: .type __enable_mmu, %function00147: __enable_mmu:00148: #ifdef CONFIG_ALIGNMENT_TRAP00149: orr r0, r0, #CR_A00150: #else00151: bic r0, r0, #CR_A00152: #endif00153: #ifdef CONFIG_CPU_DCACHE_DISABLE00154: bic r0, r0, #CR_C00155: #endif00156: #ifdef CONFIG_CPU_BPREDICT_DISABLE00157: bic r0, r0, #CR_Z00158: #endif00159: #ifdef CONFIG_CPU_ICACHE_DISABLE00160: bic r0, r0, #CR_I00161: #endif00162: mov r5, #(domain_val(DOMAIN_USER, DOMAIN_MANAGER) | \ 00163: domain_val(DOMAIN_KERNEL, DOMAIN_MANAGER) | \ 00164: domain_val(DOMAIN_TABLE, DOMAIN_MANAGER) | \ 00165: domain_val(DOMAIN_IO, DOMAIN_CLIENT))00166: mcr p15, 0, r5, c3, c0, 0 @ load domain access register00167: mcr p15, 0, r4, c2, c0, 0 @ load page table pointer 00168: b __turn_mmu_on00169:00170: /*00171: * Enable the MMU. This completely changes the structure of the visible00172: * memory space. You will not be able to trace execution through this.00173: * If you have an enquiry about this, *please* check the linux-arm-kernel00174: * mailing list archives BEFORE sending another post to the list.00175: *00176: * r0 = cp#15 control register00177: * r13 = *virtual* address to jump to upon completion00178: *00179: * other registers depend on the function called upon completion00180: */00181: .align 500182: .type __turn_mmu_on, %function00183: __turn_mmu_on:00184: mov r0, r000185: mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0 @ write control reg 00186: mrc p15, 0, r3, c0, c0, 0 @ read id reg00187: mov r3, r300188: mov r3, r300189: mov pc, r13第146, 147行: 函数声明第148 - 161行: 根据相应的配置,设置r0中的相应的Bit. (r0 将用来配置控制寄存器c1)第162 - 165行: 设置domain 参数r5.(r5 将用来配置domain)第166行: 配置domain (详细信息清参考arm相关手册)第167行: 配置页表在存储器中的位置(set ttb).这里页表的基地址是r4, 通过写cp15的c2寄存器来设置页表基地址.第168行: 跳转到__turn_mmu_on. 从名称我们可以猜到,下面是要真正打开mmu了.(继续向下看,我们会发现,__turn_mmu_on就下当前代码的下方,为什么要跳转一下呢? 这是有原因的. go on)第169 - 180行: 空行和注释. 这里的注释我们可以看到, r0是cp15控制寄存器的内容, r13存储了完成后需要跳转的虚拟地址(因为完成后mmu已经打开了,都是虚拟地址了).第181行: .algin 5 这句是cache line对齐. 我们可以看到下面一行就是__turn_mmu_on, 之所以第182 - 183行: __turn_mmu_on 的函数声明. 这里我们可以看到, __turn_mmu_on 是紧接着上面第168行的跳转指令的,只是中间在第181行多了一个cache line对齐.这么做的原因是: 下面我们要进行真正的打开mmu操作了, 我们要把打开mmu的操作放到一个单独的cache line上. 而在之前的"启动条件"一节我们说了,I Cache是可以打开也可以关闭的,这里这么做的原因是要保证在I Cache打开的时候,打开mmu的操作也能正常执行.第184行: 这是一个空操作,相当于nop. 在arm中,nop操作经常用指令mov rd, rd 来实现.注意: 为什么这里要有一个nop,我思考了很长时间,这里是我的猜测,可能不是正确的:因为之前设置了页表基地址(set ttb),到下一行(185行)打开mmu操作,中间的指令序列是这样的:set ttb(第167行)branch(第168行)nop(第184行)enable mmu(第185行)对于arm的五级流水线: fetch - decode - execute - memory - write他们执行的情况如下图所示:这里需要说明的是,branch操作会在3个cycle中完成,并且会导致重新取指.从这个图我们可以看出来,在enable mmu操作取指的时候, set ttb操作刚好完成.第185行: 写cp15的控制寄存器c1, 这里是打开mmu的操作,同时会打开cache等(根据r0相应的配置)第186行: 读取id寄存器.第187 - 188行: 两个nop.第189行: 取r13到pc中,我们前面已经看到了, r13中存储的是__switch_data (在arch/arm/kernel/head.S 91行),下面会跳到__switch_data.第187,188行的两个nop是非常重要的,因为在185行打开mmu操作之后,要等到3个cycle 之后才会生效,这和arm的流水线有关系.因而,在打开mmu操作之后的加了两个nop操作.6. 切换数据在arch/arm/kernel/head-common.S 中:00014: .type __switch_data, %object00015: __switch_data:00016: .long __mmap_switched00017: .long __data_loc @ r400018: .long __data_start @ r500019: .long __bss_start @ r600020: .long _end @ r700021: .long processor_id @ r400022: .long __machine_arch_type @ r500023: .long cr_alignment @ r600024: .long init_thread_union + THREAD_START_SP @ sp00025:00026: /*00027: * The following fragment of code is executed with the MMU on in MMU mode, 00028: * and uses absolute addresses; this is not position independent.00029: *00030: * r0 = cp#15 control register00031: * r1 = machine ID00032: * r9 = processor ID00033: */00034: .type __mmap_switched, %function00035: __mmap_switched:00036: adr r3, __switch_data + 400037:00038: ldmia r3!, {r4, r5, r6, r7}00039: cmp r4, r5 @ Copy data segment if needed00040: 1: cmpne r5, r600041: ldrne fp, [r4], #400042: strne fp, [r5], #400043: bne 1b00044:00045: mov fp, #0 @ Clear BSS (and zero fp)00046: 1: cmp r6, r700047: strcc fp, [r6],#400048: bcc 1b00049:00050: ldmia r3, {r4, r5, r6, sp}00051: str r9, [r4] @ Save processor ID 00052: str r1, [r5] @ Save machine type 00053: bic r4, r0, #CR_A @ Clear 'A' bit 00054: stmia r6, {r0, r4} @ Save control register values00055: b start_kernel第14, 15行: 函数声明第16 - 24行: 定义了一些地址,例如第16行存储的是__mmap_switched 的地址, 第17行存储的是__data_loc 的地址......第34, 35行: 函数__mmap_switched第36行: 取__switch_data + 4的地址到r3. 从上文可以看到这个地址就是第17行的地址. 第37行:依次取出从第17行到第20行的地址,存储到r4, r5, r6, r7 中. 并且累加r3的值.当执行完后, r3指向了第21行的位置.对照上文,我们可以得知:r4 - __data_locr5 - __data_startr6 - __bss_startr7 - _end这几个符号都是在arch/arm/kernel/vmlinux.lds.S 中定义的变量:00102: #ifdef CONFIG_XIP_KERNEL00103: __data_loc = ALIGN(4); /* location in binary */00104: . = PAGE_OFFSET + TEXT_OFFSET;00105: #else00106: . = ALIGN(THREAD_SIZE);00107: __data_loc = .;00108: #endif00109:00110: .data : AT(__data_loc) {00111: __data_start = .; /* address in memory */00112:00113: /*00114: * first, the init task union, aligned00115: * to an 8192 byte boundary.00116: */00117: *(.init.task)......00158: .bss : {00159: __bss_start = .; /* BSS */00160: *(.bss)00161: *(COMMON)00162: _end = .;00163: }对于这四个变量,我们简单的介绍一下:__data_loc 是数据存放的位置__data_start 是数据开始的位置__bss_start 是bss开始的位置_end 是bss结束的位置, 也是内核结束的位置其中对第110行的指令讲解一下: 这里定义了.data 段,后面的AT(__data_loc) 的意思是这部分的内容是在__data_loc中存储的(要注意,储存的位置和链接的位置是可以不相同的).关于AT 详细的信息请参考第38行: 比较__data_loc 和__data_start第39 - 43行: 这几行是判断数据存储的位置和数据的开始的位置是否相等,如果不相等,则需要搬运数据,从__data_loc 将数据搬到__data_start.其中__bss_start 是bss的开始的位置,也标志了data 结束的位置,因而用其作为判断数据是否搬运完成.第45 - 48行:是清除bss 段的内容,将其都置成0. 这里使用_end 来判断bss 的结束位置.第50行: 因为在第38行的时候,r3被更新到指向第21行的位置.因而这里取得r4, r5, r6, sp的值分别是:r4 - processor_idr5 - __machine_arch_typer6 - cr_alignmentsp - init_thread_union + THREAD_START_SPprocessor_id 和__machine_arch_type 这两个变量是在arch/arm/kernel/setup.c 中第62, 63行中定义的.cr_alignment 是在arch/arm/kernel/entry-armv.S 中定义的:00182: .globl cr_alignment00183: .globl cr_no_alignment00184: cr_alignment:00185: .space 400186: cr_no_alignment:00187: .space 4init_thread_union 是init进程的基地址. 在arch/arm/kernel/init_task.c 中:00033: union thread_union init_thread_union00034: __attribute__((__section__(".init.task"))) =00035: { INIT_THREAD_INFO(init_task) };对照vmlnux.lds.S 中的的117行,我们可以知道init task是存放在.data 段的开始8k, 并且是THREAD_SIZE(8k)对齐的第51行: 将r9中存放的processor id (在arch/arm/kernel/head.S 75行) 赋值给变量processor_id第52行: 将r1中存放的machine id (见"启动条件"一节)赋值给变量__machine_arch_type 第53行: 清除r0中的CR_A 位并将值存到r4中. CR_A 是在include/asm-arm/system.h 21行定义, 是cp15控制寄存器c1的Bit[1](alignment fault enable/disable)第54行: 这一行是存储控制寄存器的值.从上面arch/arm/kernel/entry-armv.S 的代码我们可以得知.这一句是将r0存储到了cr_alignment 中,将r4存储到了cr_no_alignment 中.第55行: 最终跳转到start_kernel。

ARM-Linux内核移植之(一)——内核启动流程分析

ARM-Linux内核移植之(一)——内核启动流程分析

ARM-Linux内核移植之（一）——内核启动流程分析Y-Kee转载请注明来自于衡阳师范学院08电2 Y-Kee /ayangke, QQ:843308498内核版本：2.6.22 为什么要采用这样一个较低的版本进行移植了，因为韦东山大牛说了，低版本的才能学到东西，越是高版本需要移植时做的工作量越少，学的东西越少。

内核启动分为三个阶段，第一是运行head.S文件和head-common.S，第三个阶段是允许第二是运行main.c文件对于ARM的处理器，内核第一个启动的文件是arc/arm/kernel下面的head.S文件。

当然arc/arm/boot/compress下面也有这个文件，这个文件和上面的文件略有不同，当要生成压缩的内核时zImage时，启动的是后者，后者与前者不同的时，它前面的代码是做自解压的，后面的代码都相同。

我们这里这分析arc/arm/kernel下面的head.S文件。

当head.S所作的工作完成后它会跳到init/目录下跌的main.c的start_kernel函数开始执行。

第一阶段：首先截取部分head.S文件，将后面重点要分析的代码高亮显示。

ENTRY(stext)msr cpsr_c, #PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | SVC_MODE @ ensure svc mode@ and irqs disabledmrc p15, 0, r9, c0, c0 @ get processor idbl __lookup_processor_type @ r5=procinfo r9=cpuidmovs r10, r5 @ invalid processor (r5=0)?beq __error_p @ yes, error 'p'bl __lookup_machine_type @ r5=machinfomovs r8, r5 @ invalid machine (r5=0)?beq __error_a @ yes, error 'a'bl __create_page_tables/** The following calls CPU specific code in a position independent* manner. See arch/arm/mm/proc-*.S for details. r10 = base of* xxx_proc_info structure selected by __lookup_machine_type* above. On return, the CPU will be ready for the MMU to be* turned on, and r0 will hold the CPU control register value.*/ldr r13, __switch_data @ address to jump to after@ mmu has been enabledadr lr, __enable_mmu @ return (PIC) address第一步,执行的是__lookup_processor_type，这个函数是检查处理器型号，它读取你的电路板的CPU型号与内核支持的处理器进行比较看是否能够处理。

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ARM体系架构下的linux启动之一，从bootloader到
linux内核
1. bootloader 的启动bootloader 本身叫做嵌入式系统的引导程序。

但是，它支持X86,MIPS,PowerPC,ARM 等多种体系架构。

对于操作系统的启动来讲，当机器开始上电时，首先加载bootloader，它用来完成最基本的硬件的初始化，
然后加载Linux 内核。

用于ARM 的bootloader 一般为U-BOOT，用它来完成对linux 内核的加载
设置，一般bootloader 烧写在开发板的Flash 里，包括Nor Flash 或Nand Flash，其中由于NorFlash 支持芯片内执行XIP(eXcute In Place)，代码可以直接在FLASH 上执行，而NandFlash 需要把代码拷到RAM 中再去执行。

但是
RAM 的处理速度比Flash 的处理速度要快得多，一般仍然把代码放在RAM 中
执行。

一般的bootloader 需要完成以下五种功能：
1)RAM 的初始化：为调用linux 内核做准备。

2)串口的初始化：由于一般的嵌入式系统开发板上没有视频终端，只能用串
口进行开发，串口的初始化非常重要。

3)检测处理器类型：用来预处理加载内核的处理器类型的传递工作。

4)设置Linux 的启动参数：包括加载地址，启动方式（从本地分区或NFS 进
行根文件系统加载），以及Linux 根文件系统
的加载方式。

通常用一个标记列表来记录linux 内核启动的各个参数。

5)调用linux 内核镜像：此时ARM 的处理器中的几个特殊的寄存器值：
r0=0,r1=处理器类型,r2=标记列表在RAM 中的位置。

2. linux kernel 的启动分析。

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