start_kernel分析
如果以爲到了c代碼可以鬆一口氣的話，就大錯特措了，linux的c也不比彙編好懂多少，相反到掩蓋了彙編的一些和機器相關的部分，有時候更難懂。其實作爲編寫操作系統的c代碼，只不過是彙編的另一種寫法，和機器代碼的聯繫是很緊密的。
start_kernel在 /linux/init/main.c中定義：
asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
char * command_line;
unsigned long mempages;
extern char saved_command_line[];
lock_kernel();
printk(linux_banner);
setup_arch(&command_line); //arm/kernel/setup.c
printk("Kernel command line: %s/n", saved_command_line);
parse_options(command_line);
trap_init(); // arm/kernle/traps.c install
。。。。。。。。。
start_kernel中的函數個個都是重量級的，首先用printk(linux_banner);打出
系統版本號，這裏面就大有文章，系統纔剛開張，你讓他打印到哪裏去呢？
先給大家交個底，以後到console的部分自然清楚，printk和printf不同，他首先輸出到系統的一個緩衝區內，大約4k,如果登記了console，則調用console->wirte函數輸出，否則就一直在buffer裏呆着。所以，用printk輸出的信息，如果超出了4k，會沖掉前面的。在系統引導起來後，用dmesg看的也就是這個buffer中的東東。
下面就是一個重量級的函數：
setup_arch(&command_line); //arm/kernel/setup.c
完成內存映像的初始化，其中command_line是從bootloader中傳下來的。
void __init setup_arch(char **cmdline_p)
{
struct param_struct *params = NULL;
struct machine_desc *mdesc; //arch structure, for your ads, defined in include/arm-asm/mach/arch.h very long
struct meminfo meminfo;
char *from = default_command_line;
memset(&meminfo, 0, sizeof(meminfo));
首先把meminfo清零，有個背景介紹一下，從linux 2.4的內核開始，支持內存的節點（node），也就是可支持不連續的物理內存區域。這一點在嵌入式系統中很有用，例如對於SDRAM和FALSH,性質不同，可作爲不同的內存節點。
meminfo結構定義如下：
/******************************************************/
#define NR_BANKS 4
//define the systen mem region, not consistent
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
/******************************************************/
下面是：ROOT_DEV = MKDEV(0, 255);
ROOT_DEV是宏，指明啓動的設備，嵌入式系統中通常是flash disk.
這裏面有一個有趣的悖論：linux的設備都是在/dev/下，訪問這些設備文件需要設備驅動程序支持，而訪問設備文件才能取得設備號，才能加載驅動程序，那麼第一個設備驅動程序是怎麼加載呢？就是ROOT_DEV， 不需要訪問設備文件，直接指定設備號。
下面我們準備初始化真正的內核頁表，而不再是臨時的了。
首先還是取得當前系統的內存映像：
mdesc = setup_architecture(machine_arch_type);
//find the machine type in mach-integrator/arch.c
//the ads name, mem map, io map
返回如下結構：
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
我們在前面介紹過這個結構，不過這次用它可是玩真的了。
書接上回，
下面是init_mm的初始化，init_mm定義在/arch/arm/kernel/init_task.c：
struct mm_struct init_mm = INIT_MM(init_mm);
從本回開始的相當一部分內容是和內存管理相關的，憑心而論，操作系統的
內存管理是很複雜的，牽扯到處理器的硬件細節和軟件算法，
限於篇幅所限制，請大家先仔細讀一讀arm mmu的部分，
中文參考資料：linux內核源代碼情景對話，
linux2.4.18原代碼分析。
init_mm.start_code = (unsigned long) &_text;
內核代碼段開始
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext;
內核代碼段結束
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata;
內核數據段開始
init_mm.brk = (unsigned long) &_end;
內核數據段結束
每一個任務都有一個mm_struct結構管理任務內存空間，init_mm
是內核的mm_struct，其中設置成員變量* mmap指向自己，
意味着內核只有一個內存管理結構，設置* pgd=swapper_pg_dir，
swapper_pg_dir是內核的頁目錄，在arm體系結構有16k，
所以init_mm定義了整個kernel的內存空間，下面我們會碰到內核
線程，所有的內核線程都使用內核空間，擁有和內核同樣的訪問
權限。
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);
//將bootloader的參數拷貝到cmdline_p，
bootmem_init(&meminfo);
定義在arm/mm/init.c
這個函數在內核結尾分一頁出來作位圖，根據具體系統的內存大小
映射整個ram
下面是一個非常重要的函數
paging_init(&meminfo, mdesc);
定義在arm/mm/init.c
創建內核頁表，映射所有物理內存和io空間，
對於不同的處理器，這個函數差別很大，
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);
分配三個頁出來，用於處理異常過程，在armlinux中，得到如下
地址：
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
上回我們說到在paging_init中分配了三個頁：
zero_page=0xc0000000
bad page=0xc0001000
bad_table=0xc0002000
但是奇怪的很，在更新的linux代碼中只分配了一個
zero_page，而且在源代碼中找不到zero_page
用在什麼地方了，大家討論討論吧。
paging_init的主要工作是在
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
中完成的，爲系統內存創建頁表：
meminfo結構如下：
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
是用來紀錄系統中的內存區段的，因爲在嵌入式
系統中並不是所有的內存都能映射，例如sdram只有
64m,flash 32m,而且不見得是連續的，所以用
meminfo紀錄這些區段。
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定義爲：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int domain:4, //頁表的domain
prot_read:1, //保護標誌
prot_write:1, //寫保護標誌
cacheable:1, //是否cache
bufferable:1, //是否用write buffer
last:1; //空
};init_maps
map_desc是區段及其屬性的定義，屬性位的意義請
參考ARM MMU的介紹。
下面對meminfo的區段進行遍歷，同時填寫init_maps
中的各項內容：
for (i = 0; i < mi->nr_banks; i++) {
if (mi->bank.size == 0)
continue;
p->physical = mi->bank.start;
p->virtual = __phys_to_virt(p->physical);
p->length = mi->bank.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 ++; //下一個區段
}
如果系統有flash,
#ifdef FLUSH_BASE
p->physical = FLUSH_BASE_PHYS;
p->virtual = FLUSH_BASE;
p->length = PGDIR_SIZE;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 1;
p->prot_write = 0;
p->cacheable = 1;
p->bufferable = 1;
p ++;
#endif
其中的prot_read和prot_write是用來設置頁表的domain的，
下面就是逐個區段建立頁表：
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
} else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
上次說到memtable_init中初始化頁表的循環，
這個過程比較重要，我們看仔細些：
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
//由於內核空間是從c000 0000開始，所以c000 0000
//以前的頁表項全部清空
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
//每個表項增加1m，這裏感到了section的好處
}
其中clear_mapping()是個宏，根據處理器的
不同，在920下被展開爲
cpu_arm920_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+
(( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm爲內核的mm_struct,pgd指向
swapper_pg_dir，在arch/arm/kernel/init_task.c中定義
ENTRY(cpu_arm920_set_pmd)
#ifdef CONFIG_CPU_ARM920_WRITETHROUGH
eor r2, r1, #0x0a
tst r2, #0x0b
biceq r1, r1, #4
#endif
str r1, [r0]
把pmd_t填寫到頁表項中，由於pmd_t=0，
實際等於清除了這一項,由於d cache打開，
這一條指令實際並沒有寫回內存，而是寫到cache中
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 1
把cache中 地址r0對應的內容寫回內存中，
這一條語句實際是寫到了write buffer中,
還沒有真正寫回內存。
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4
等待把write buffer中的內容寫回內存。在這之前core等待
mov pc, lr
在這裏我們看到，由於頁表的內容十分關鍵，爲了確保寫回內存，
採用了直接操作cache的方法。由於在arm core中，打開了d cache
則必定要用write buffer.所以還有wb的回寫問題。
由於考慮到效率，我們使用了cache和buffer,
所以在某些地方要用指令保證數據被及時寫回。
下面映射c000 0000後面的頁表
else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
create_mapping也在mm-armv.c中定義；
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
unsigned long virt, length;
int prot_sect, prot_pte;
long off;
prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY |
(md->prot_read ? L_PTE_USER : 0) |
(md->prot_write ? L_PTE_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? L_PTE_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? L_PTE_BUFFERABLE : 0);
prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) |
(md->prot_read ? PMD_SECT_AP_READ : 0) |
(md->prot_write ? PMD_SECT_AP_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? PMD_SECT_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? PMD_SECT_BUFFERABLE : 0);
由於arm中section表項的權限位和page表項的位置不同，
所以根據struct map_desc 中的保護標誌，分別計算頁表項
中的AP,domain,CB標誌位。
有一段時間沒有寫了,道歉先,前一段時間在做arm linux的xip,終於找到了
在flash中運行kernel的方法，同時對系統的存儲管理
的理解更深了一層，我們繼續從上回的create_mapping往下看：
while ((virt & 0xfffff || (virt + off) & 0xfffff) && length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
while (length >= PGDIR_SIZE) {
alloc_init_section(virt, virt + off, prot_sect);
virt += PGDIR_SIZE;
length -= PGDIR_SIZE;
}
while (length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
這3個循環的設計還是很巧妙的，create_mapping的作用是設置虛地址virt
到物理地址virt + off的映射頁目錄和頁表。arm提供了4種尺寸的頁表：
1M,4K,16K,64K,armlinux只用到了1M和4K兩種。
這3個while的作用分別是“掐頭“，“去尾“，“砍中間“。
第一個while是判斷要映射的地址長度是否大於1m,且是不是1m對齊，
如果不是,則需要創建頁表，例如，如果要映射的長度爲1m零4k,則先要將“零頭“
去掉，4k的一段需要中間頁表，通過第一個while創建中間頁表，
而剩下的1M則交給第二個while循環。最後剩下的交給第三個while循環。
alloc_init_page分配並填充中間頁表項
static inline void
alloc_init_page(unsigned long virt, unsigned long phys, int domain, int prot)
{
pmd_t *pmdp;
pte_t *ptep;
pmdp = pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt);//返回頁目錄中virt對應的表項
if (pmd_none(*pmdp)) {//如果表項是空的，則分配一箇中間頁表
pte_t *ptep = alloc_bootmem_low_pages(2 * PTRS_PER_PTE *
sizeof(pte_t));
ptep += PTRS_PER_PTE;
//設置頁目錄表項
set_pmd(pmdp, __mk_pmd(ptep, PMD_TYPE_TABLE | PMD_DOMAIN(domain)));
}
ptep = pte_offset(pmdp, virt);
//如果表項不是空的，則表項已經存在，只需要設置中間頁表表項
set_pte(ptep, mk_pte_phys(phys, __pgprot(prot)));
}
alloc_init_section只需要填充頁目錄項
alloc_init_section(unsigned long virt, unsigned long phys, int prot)
{
pmd_t pmd;
pmd_val(pmd) = phys | prot;//將物理地址和保護標誌合成頁目錄項
set_pmd(pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt), pmd);
}
通過create_mapping可爲內核建立所有的地址映射，最後是映射中斷向量表
所在的區域：
init_maps->physical = virt_to_phys(init_maps);
init_maps->virtual = vectors_base();
init_maps->length = PAGE_SIZE;
init_maps->domain = DOMAIN_USER;
init_maps->prot_read = 0;
init_maps->prot_write = 0;
init_maps->cacheable = 1;
init_maps->bufferable = 0;
create_mapping(init_maps);
中斷向量表的虛地址init_maps，是用alloc_bootmem_low_pages分配的，
通常是在c000 8000前面的某一頁， vectors_base()是個宏，arm規定中斷
向量表的地址只能是0或ffff0000,在cp15中設置。所以上述代碼映射一頁到
0或ffff0000，下面我們還會看到，中斷處理程序中的彙編部分也被拷貝到
這一頁中。
