嵌入式Linux内核移植相关代码分析
嵌入式Linux内核移植相关代码分析
[转载请注明出处，https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,，作者：张洪耿，patrick_zhg@https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,]
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,beq call_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kernel image,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 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https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,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https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,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https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,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0x0000 0000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范围是0x3000 0000～0x3lFFFFFF，则可把SDRAM地址映射为0x0000 0000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以映射到0x9000 0000～0x90FFFFFF(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0x3000 0018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 下面分析paging_init（）函数的代码。 在paging_init中分配起始页（即第0页）地址： zero_page = 0xCXXXXXXX memtable_init(mi); 如果当前微处理器带有MMU，则为系统内存创建页表；如果当前微处理器不支持MMU，比如ARM7TDMI上移植uCLinux操作系统时，则不需要此类步骤。可以通过如下一个宏定义实现灵活控制，对于带有MMU的微处理器而言，memtable_init(mi)是paging_init()中最重要的函数。 #ifndef CONFIG_UCLINUX /* initialise the page tables. */ memtable_init(mi); ……（此处省略若干代码） free_area_init_node(node, pgdat, 0, zone_size, bdata->node_boot_start, zhole_size); } #else /* 针对不带MMU微处理器 */ { /*****************************************************/ 定义物理内存区域管理 /*****************************************************/ unsigned long zone_size[MAX_NR_ZONES] = {0,0,0}; zone_size[ZONE_DMA] = 0; zone_size[ZONE_NORMAL] = (END_MEM - PAGE_OFFSET) >> PAGE_SHIFT; free_area_init_node(0, NULL, NULL, zone_size, PAGE_OFFSET, NULL); } #endif uCLinux与其它嵌入式Linux最大的区别就是MMU管理这一块，从上面代码就明显可以看到这点区别。下面继续讨论针对带MMU的微处理器的内存管理。 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定义为： struct map_desc { unsigned long virtual; unsigned long physical; unsigned long length; int domain:4, // 页表的domain prot_read:1, // 读保护标志 prot_write:1, // 写保护标志 cacheable:1, // 是否使用cache bufferable:1, // 是否使用write buffer last:1; //空 };init_maps /* map_desc是区段及其属性的定义 */ 下面代码对meminfo的区段进行遍历，在嵌入式系统中列举所有可映射的内存，例如32M SDRAM, 4M FLASH等，用meminfo记录这些内存区段。同时填写init_maps 中的各项内容。meminfo结构如下： struct meminfo { int nr_banks; unsigned long end; struct { unsigned long start; unsigned long size; int node; } bank[NR_BANKS]; }; /********************************************************/ 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; //使用Cache p->bufferable = 1; //使用write buffer p ++; //下一个区段 } /* 如果系统存在FLASH,执行以下代码 */ #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 /***********************************************************/ 接下来的代码是逐个区段建立页表 /***********************************************************/ q = init_maps; do { if (address < q->virtual || q == p) { /*******************************************************************************/ 由于内核空间是从某个地址开始，如0xC0000000，所以0xC000 0000 以前的页表项全部清空 clear_mapping在mm-armv.c中定义，其中clear_mapping()是个宏，根据处理器的不同，可以被展开为如下代码cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )})); 其中init_mm为内核的mm_struct，pgd指向 swapper_pg_dir，在arch/arm/kernel/init_task.c中定义。cpu_XXX_set_pmd定义在proc_armXXX.S文件中，参见ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 处代码。 /*********************************************************************************/ clear_mapping(address); /* 每个表项增加1M */ address += PGDIR_SIZE; } else { /* 构建内存页表 */ create_mapping(q); address = q->virtual + q->length; address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK; q ++; } } while (address != 0); / * create_mapping函数也在mm-armv.c中定义 */ static void __init create_mapping(struct map_desc *md) { unsigned long virt, length; int prot_sect, prot_pte; long off; /*******************************************************************************/ 大部分应用中均采用1级section模式的地址映射，一个section的大小为1M，也就是说从逻辑地址到物理地址的转变是这样的一个过程： 一个32位的地址，高12位决定了该地址在页表中的index，这个index的内容决定了该逻辑section对应的物理section；低20位决定了该地址在section中的偏移（index）。例如：从0x0～0xFFFFFFFF的地址空间总共可以分成0x1000（4K）个section（每个section大小为1M），页表中每项的大小为32个bit，因此页表的大小为0x4000（16K）。 每个页表项的内容如下: bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0 content: Section对应的物理地址NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0 最低两位（10）是section分页的标识。 AP：Access Permission，区分只读、读写、SVC＆其它模式。 Domain：每个section都属于某个Domain，每个Domain的属性由寄存器控制。一般都只要包含两个Domain，一个可访问地址空间；另一个不可访问地址空间。 C、B：这两位决定了该section的cache＆write buffer属性，这与该段的用途(RO or RW)有密切关系。不同的用途要做不同的设置。 C B 具体含义 0 0 无cache，无写缓冲，任何对memory的读写都反映到总线上。对 memory 的操作过程中CPU需要等待。 0 1 无cache，有写缓冲，读操作直接反映到总线上。写操作CPU将数据写入到写缓冲后继续运行，由写缓冲进行写回操作。 1 0 有cache，写通模式，读操作首先考虑cache hit；写操作时直接将数据写入写缓冲，如果同时出现cache hit，那么也更新cache。 1 1 有cache，写回模式，读操作首先考虑cache hit；写操作也首先考虑cache hit。 由于ARM中section表项的权限位和page表项的位置不同，以下代码根据struct map_desc 中的保护标志，分别计算页表项中的AP, Domain和CB标志位。 /*******************************************************************************/ 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); /********************************************************************/ 设置虚拟地址，偏移地址和内存length /********************************************************************/ virt = md->virtual; off = md->physical - virt; length = md->length; /********************************************************************/ 建立虚拟地址到物理地址的映射 /********************************************************************/ 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; } /*************************************************************************/ create_mapping的作用是设置虚地址virt 到物理地址virt + off_set的映射页目录和页表。 /*************************************************************************/ /* 映射中断向量表区域 */ 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); 中断向量表的虚地址init_maps，是用alloc_bootmem_low_pages分配的，通常是在PAGE_OFF+0x8000前面的某一页， vectors_base()是个宏，ARM规定中断向量表的地址只能是0或0xFFFF0000，所以上述代码映射一页到0或0xFFFF0000，中断处理程序中的部分代码也被拷贝到这一页中。 5.3 parse_options() 分析由内核引导程序发送给内核的启动选项，在初始化过程中按照某些选项运行，并将剩余部分传送给init进程。这些选项可能已经存储在配置文件中，也可能是由用户在系统启动时敲入的。但内核并不关心这些，这些细节都是内核引导程序关注的内容，嵌入式系统更是如此。 5.4 trap_init() 这个函数用来做体系相关的中断处理的初始化，在该函数中调用__trap_init((void *)vectors_base())函数将exception vector设置到vectors_base开始的地址上。__trap_init函数位于entry-armv.S文件中，对于ARM处理器，共有复位、未定义指令、SWI、预取终止、数据终止、IRQ和FIQ几种方式。SWI主要用来实现系统调用，而产生了IRQ 之后，通过exception vector进入中断处理过程，执行do_IRQ函数。 armnommu的trap_init（）函数在arch/armnommu/kernel/traps.c文件中。vectors_base是写中断向量的开始地址，在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h文件中设置，地址为0或0XFFFF0000。 ENTRY(__trap_init) stmfd sp!, {r4 - r6, lr} mrs r1, cpsr @ code from 2.0.38 bic r1, r1, #MODE_MASK @ clear mode bits /* 设置svc模式，disable IRQ,FIQ */ orr r1, r1, #I_BIT|F_BIT|MODE_SVC @ set SVC mode, disable IRQ,FIQ msr cpsr, r1 adr r1, .LCvectors @ set up the vectors ldmia r1, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr} stmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr} /* 拷贝异常向量 */ add r2, r0, #0x200 adr r0, __stubs_start @ copy stubs to 0x200 adr r1, __stubs_end 1: ldr r3, [r0], #4 str r3, [r2], #4 cmp r0, r1 blt 1b LOADREGS(fd, sp!, {r4 - r6, pc}) __stubs_start到__stubs_end的地址中包含了异常处理的代码，因此拷贝到vectors_base+0x200的位置上。 5.5 init_IRQ() void __init init_IRQ(void) { extern void init_dma(void); int irq; for (irq = 0; irq < NR_IRQS; irq++) { irq_desc[irq].probe_ok = 0; irq_desc[irq].valid = 0; irq_desc[irq].noautoenable = 0; irq_desc[irq].mask_ack = dummy_mask_unmask_irq; irq_desc[irq].mask = dummy_mask_unmask_irq; irq_desc[irq].unmask = dummy_mask_unmask_irq; } CSR_WRITE(AIC_MDCR, 0x7FFFE); /* disable all interrupts */ CSR_WRITE(CAHCNF,0x0);/*Close Cache*/ CSR_WRITE(CAHCON,0x87);/*Flush Cache*/ while(CSR_READ(CAHCON)!=0); CSR_WRITE(CAHCNF,0x7);/*Open Cache*/ init_arch_irq(); init_dma(); } 这个函数用来做体系相关的irq处理的初始化，irq_desc数组是用来描述IRQ的请求队列，每一个中断号分配一个irq_desc结构，组成了一个数组。NR_IRQS代表中断数目，这里只是对中断结构irq_desc进行了初始化。在默认的初始化完成后调用初始化函数init_arch_irq，先执行arch/armnommu/kernel/irq-arch.c文件中的函数genarch_init_irq()，然后就执行include/asm-armnommu/arch-xxxx/irq.h中的inline函数irq_init_irq，在这里对irq_desc进行了实质的初始化。其中mask用阻塞中断；unmask用来取消阻塞；mask_ack的作用是阻塞中断，同时还回应ack给硬件表示这个中断已经被处理了，否则硬件将再次发生同一个中断。这里，不是所有硬件需要这个ack回应，所以很多时候mask_ack与mask用的是同一个函数。 接下来执行init_dma（）函数，如果不支持DMA，可以设置include/asm-armnommu/arch-xxxx/dma.h中的MAX_DMA_CHANNELS为0，这样在arch/armnommu/kernel/dma.c文件中会根据这个定义使用不同的函数。 5.6 sched_init() 初始化系统调度进程，主要对定时器机制和时钟中断的Bottom Half的初始化函数进行设置。与时间相关的初始化过程主要有两步：（1）调用init_timervecs()函数初始化内核定时器机制；（2）调用init_bh()函数将BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH所对应的BH函数分别设置成timer_bh()、tqueue_bh()和immediate_bh()函数 5.7 softirq_init() 内核的软中断机制初始化函数。调用tasklet_init初始化tasklet_struct结构，软中断的个数为32个。用于bh的tasklet_struct结构调用tasklet_init()以后，它们的函数指针func全都指向bh_action()。bh_action就是tasklet实现bh机制的代码，但此时具体的bh函数还没有指定。 HI_SOFTIRQ用于实现bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet。 open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); /* 初始化公共的tasklet_struct要用到的软中断 */ open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); /* 初始化tasklet_struct实现的bottom half调用 */ 这里顺便讲一下软中断的执行函数do_softirq()。 软中断服务不允许在一个硬中断服务程序内部执行，也不允许在一个软中断服务程序内部执行，所以通过in_interrupt()加以检查。h->action 就是串行化执行软中断，当bh 的tasklet_struct 链入的时候，就能在这里执行，在bh里重新锁定了所有CPU，导致一个时间只有一个CPU可以执行bh 函数，但是do_softirq()是可以在多CPU 上同时执行的。而每个tasklet_struct在一个时间上是不会出现在两个CPU上的。另外，只有当Linux初始化完成开启中断后，中断系统才可以开始工作。 5.8 time_init() 这个函数用来做体系相关的timer的初始化，armnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。这里调用了在include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函数setup_timer，setup_timer（）函数的设计与硬件设计紧密相关，主要是根据硬件设计情况设置时钟中断号和时钟频率等。 void __inline__ setup_timer (void) { /*----- disable timer -----*/ CSR_WRITE(TCR0, xxx); CSR_WRITE (AIC_SCR7, xxx); /* setting priority level to high */ /* timer 0: 100 ticks/sec */ CSR_WRITE(TICR0, xxx); timer_irq.handler = xxxxxx_timer_interrupt; setup_arm_irq(IRQ_TIMER, &timer_irq); /* IRQ_TIMER is the interrupt number */ INT_ENABLE(IRQ_TIMER); /* Clear interrupt flag */ CSR_WRITE(TISR, xxx); /* enable timer */ CSR_WRITE(TCR0, xxx); } 5.9 console_init() 控制台初始化。控制台也是一种驱动程序，由于其特殊性，提前到该处完成初始化，主要是为了提前看到输出信息，据此判断内核运行情况。很多嵌入式Linux操作系统由于没有在/dev目录下正确配置console设备，造成启动时发生诸如unable to open an initial console的错误。 /*******************************************************************************/ init_modules()函数到smp_init()函数之间的代码一般不需要作修改， 如果平台具有特殊性，也只需对相关函数进行必要修改。 这里简单注明了一下各个函数的功能，以便了解。 /*******************************************************************************/ 5.10 init_modules() 模块初始化。如果编译内核时使能该选项，则内核支持模块化加载/卸载功能 5.11 kmem_cache_init() 内核Cache初始化。 5.12 sti() 使能中断，这里开始，中断系统开始正常工作。 5.13 calibrate_delay() 近似计算BogoMIPS数字的内核函数。作为第一次估算，calibrate_delay计算出在每一秒内执行多少次__delay循环，也就是每个定时器滴答（timer tick）―百分之一秒内延时循环可以执行多少次。这种计算只是一种估算，结果并不能精确到纳秒，但这个数字供内核使用已经足够精确了。 BogoMIPS的数字由内核计算并在系统初始化的时候打印。它近似的给出了每秒钟CPU可以执行一个短延迟循环的次数。在内核中，这个结果主要用于需要等待非常短周期的设备驱动程序――例如，等待几微秒并查看设备的某些信息是否已经可用。 计算一个定时器滴答内可以执行多少次循环需要在滴答开始时就开始计数，或者应该尽可能与它接近。全局变量jiffies中存储了从内核开始保持跟踪时间开始到现在已经经过的定时器滴答数， jiffies保持异步更新，在一个中断内——每秒一百次，内核暂时挂起正在处理的内容，更新变量，然后继续刚才的工作。 5.14 mem_init() 内存初始化。本函数通过内存碎片的重组等方法标记当前剩余内存, 设置内存上下界和页表项初始值。 5.15 kmem_cache_sizes_init() 内核内存管理器的初始化，也就是初始化cache和SLAB分配机制。 5.16 pgtable_cache_init() 页表cache初始化。 5.17 fork_init() 这里根据硬件的内存情况，如果计算出的max_threads数量太大，可以自行定义。 5.18 proc_caches_init(); 为proc文件系统创建高速缓冲 5.19 vfs_caches_init(num_physpages); 为VFS创建SLAB高速缓冲 5.20 buffer_init(num_physpages); 初始化buffer 5.21 page_cache_init(num_physpages); 页缓冲初始化 5.22 signals_init(); 创建信号队列高速缓冲 5.23 proc_root_init(); 在内存中创建包括根结点在内的所有节点 5.24 check_bugs(); 检查与处理器相关的bug 5.25 smp_init(); 5.26 rest_init(); 此函数调用kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)函数。 5.2 6.1 kernel_thread()函数分析 这里调用了arch/armnommu/kernel/process.c中的函数kernel_thread，kernel_thread函数中通过__syscall(clone) 创建新线程。__syscall(clone)函数参见armnommu/kernel目录下的entry-common.S文件。 5.2 6.2 init()完成下列功能： Init()函数通过kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)的回调函数执行，完成下列功能。 do_basic_setup() 在该函数里，sock_init()函数进行网络相关的初始化，占用相当多的内存，如果所开发系统不支持网络功能，可以把该函数的执行注释掉。 do_initcalls()实现驱动的初始化, 这里需要与vmlinux.lds联系起来看才能明白其中奥妙。 static void __init do_initcalls(void) { initcall_t *call; call = &__initcall_start; do { (*call)(); call++; } while (call < &__initcall_end); /* Make sure there is no pending stuff from the initcall sequence */ flush_scheduled_tasks(); } 查看 /arch/i386/vmlinux.lds，其中有一段代码 __initcall_start = .; .initcall.init : { *(.initcall.init) } __initcall_end = .; 其含义是__initcall_start指向代码节.initcall.init的节首，而__initcall_end指向.initcall.init的节尾。 do_initcalls所作的是系统中有关驱动部分的初始化工作，那么这些函数指针数据是怎样放到了.initcall.init节呢？在include/linux/init.h文件中有如下3个定义： 1. #define __init_call __attribute__ ((unused,__section__ (".initcall.init"))) __attribute__的含义就是构建一个在.initcall.init节的指向初始函数的指针。 2. #define __initcall(fn) static initcall_t __initcall_##fn __init_call = fn ##意思就是在可变参数使用宏定义的时候构建一个变量名称为所指向的函数的名称，并且在前面加上__initcall_ 3. #define module_init(x) __initcall(x); 很多驱动中都有类似module_init(usb_init)的代码，通过该宏定义逐层解释存放到.initcall.int节中。 blkmem相关的修改(do_initcalls()初始化驱动时执行此代码) 在blkmem_init()函数中，调用了blk_init_queue()函数，blk_init_queue()函数调用了blk_init_free_list()函数，blk_init_free_list()函数又调用了blk_grow_request_list()函数，在这个函数中会kmem_cache_alloc出nr_requests 个request结构体。 这里如果nr_requests的值太大，则将占用过多的内存，将造成硬件内存不够，因此可以根据实际情况将其替换成了较小的值，比如32、16等。 free_initmem 这个函数在arch/armnommu/mm/init.c文件中，其作用就是对init节的释放，也可以通过修改代码指定为不释放。 5.2 6.3 init执行过程 在内核引导结束并启动init之后，系统就转入用户态的运行，在这之后创建的一切进程，都是在用户态进行。这里先 要清楚一个概念：就是init进程虽然是从内核开始的，即在前面所讲的init/main.c中的init()函数在启动后就已经是一个核心线程，但在转到执行init程序（如/sbin/init）之后，内核中的init()就变成了/sbin/init程序，状态也转变成了用户态，也就是说核心线程变成了一个普通的进程。这样一来，内核中的init函数实际上只是用户态init进程的入口，它在执行execve("/sbin/init",argv_init,envp_init)时改变成为一个普通的用户进程。这也就是exec函数的乾坤大挪移法，在exec函数调用其他程序时，当前进程被其他进程“灵魂附体”。 除此之外，它们的代码来源也有差别，内核中的init()函数的源代码在/init/main.c中，是内核的一部分。而/sbin/init 程序的源代码是应用程序。 init程序启动之后，要完成以下任务：检查文件系统，启动各种后台服务进程，最后为每个终端和虚拟控制台启动一个getty进程供用户登录。由于所有其它用户进程都是由init派生的，因此它又是其它一切用户进程的父进程。 init进程启动后，按照/etc/inittab的内容进程系统设置。很多嵌入式系统用的是BusyBox的init，它与一般所使用的init不一样，会先执行/etc/init.d/rcS而非/etc/rc.d/rc.sysinit。 小结： 本想多整理一些相关资料，无奈又要开始新项目的奔波，start_kernel()函数也刚好差不多讲完了，分析的不是很深入，希望对嵌入式Linux移植的网友们有一些帮助。最后列举下面几处未整理的知识点，有兴趣的网友可作进一步探讨。text.init和data.init说明 __init标示符在gcc编译器中指定将该函数置于内核的特定区域。在内核完成自身初始化之后，就试图释放这个特定区域。实际上，内核中存在两个这样的区域，.text.init和.data.init――第一个是代码初始化使用的，另外一个是数据初始化使用的。另外也可以看到__initfunc和__initdata标志，前者和__init类似，标志初始化专用代码，后者则标志初始化专用数据。 System.map内核符号表 irq的处理过程 Linux内核调度过程 合肥学院 嵌入式系统设计实验报告 （2013- 2014第二学期） 专业： 实验项目：实验四 Linux内核移植实验 实验时间： 2014 年 5 月 12 实验成员： _____ 指导老师：干开峰 电子信息与电气工程系 2014年4月制 一、实验目的 1、熟悉嵌入式Linux的内核相关代码分布情况。 2、掌握Linux内核移植过程。 3、学会编译和测试Linux内核。 二、实验内容 本实验了解Linux2.6.32代码结构，基于S3C2440处理器，完成Linux2.6.32内核移植，并完成编译和在目标开发板上测试通过。 三、实验步骤 1、使用光盘自带源码默认配置Linux内核 ⑴在光盘linux文件夹中找到linux-2.6.32.2-mini2440.tar.gz源码文件。 输入命令：#tar –jxvf linux-2.6.32.2-mini2440-20110413.tar对其进行解压。 ⑵执行以下命令来使用缺省配置文件config_x35 输入命令#cp config_mini2440_x35 .config；（注意：x35后面有个空格，然后有个“.”开头的 config ） 然后执行“make menuconfig”命令，但是会出现出现缺少ncurses libraries的错误，如下图所示： 解决办法：输入sudo apt-get install libncurses5-dev 命令进行在线安装ncurses libraries服务。 安装好之后在make menuconfig一下就会出现如下图所示。 ⑶配置内核界面，不用做任何更改，在主菜单里选择 基于32位ARM920T内核的微处理器的嵌入式Linux系统构建详解目前，在嵌入式系统中基于ARM微核的嵌入式处理器已经成为市场主流。随着ARM技术的广泛应用，建立面向ARM构架的嵌入式操作系统成为当前研究的热点问题。 已经涌现出许多嵌入式操作系统，如VxWork，windows-CE，PalmOS，Linux等。在众多的嵌入式操作系统中，Linux以其开源代码及免费使用倍受开发人员的喜爱。本文选用的微处理器S3C2410是基于32位ARM920T内核的微处理器，基于此处理器构造一Linux 嵌入式操作系统，将其移植到基于32位的ARM920T内核的系统中，在此基础上进行应用程序开发。 l、开发环境介绍 1.1、基于S3C2410ARM920T的硬件平台 该系统的硬件平台为深圳旋极公司提供，硬件的核心部件为三星$3C2410ARM920T芯片，外围还包括：64MNANDFLASH和RAM外围存储芯片；串口、网口和USB外围接口；CSTNLCD和触摸屏外围显示设备；UDAl34lTS的外围音频设备。S3C2410处理器和外围设备共同构成了基于ARM920T的开发板。 1.2、嵌入式Limlx软件系统 该嵌入式Linux的软件系统包括以下4个部分：引导加载程序vivi；Linux2．6．14内核；YAFFS2文件系统以及用户程序。他们的可执行映像依次存放在系统存储设备上． 与通常的嵌入式系统布局有所不同，本系统在引导加载程序和内核映像之间还增加了一个启动参数区，在这个区里存放着系统启动参数。引导加载程序通过调用这些参数来决定启动模式、启动等待时间等，这些启动参数的增加加强了系统的灵活性。本系统采用64MNANDFLASH的存储设备。 2、嵌入式Linux系统设计与实现 2.1、引导加载程序vivi 探究linux内核,超详细解析子系统 Perface 前面已经写过一篇《嵌入式linux内核的五个子系统》，概括性比较强，也比较简略，现在对其进行补充说明。 仅留此笔记，待日后查看及补充！Linux内核的子系统 内核是操作系统的核心。Linux内核提供很多基本功能，如虚拟内存、多任务、共享库、需求加载、共享写时拷贝（Copy-On-Write）以及网络功能等。增加各种不同功能导致内核代码不断增加。 Linux内核把不同功能分成不同的子系统的方法，通过一种整体的结构把各种功能集合在一起，提高了工作效率。同时还提供动态加载模块的方式，为动态修改内核功能提供了灵活性。系统调用接口用户程序通过软件中断后，调用系统内核提供的功能，这个在用户空间和内核提供的服务之间的接口称为系统调用。系统调用是Linux内核提供的，用户空间无法直接使用系统调用。在用户进程使用系统调用必须跨越应用程序和内核的界限。Linux内核向用户提供了统一的系统调用接口，但是在不同处理器上系统调用的方法 各不相同。Linux内核提供了大量的系统调用，现在从系统 调用的基本原理出发探究Linux系统调用的方法。这是在一个用户进程中通过GNU C库进行的系统调用示意图，系 统调用通过同一个入口点传入内核。以i386体系结构为例，约定使用EAX寄存器标记系统调用。 当加载了系统C库调用的索引和参数时，就会调用0x80软件中断，它将执行system_call函数，这个函数按照EAX 寄存器内容的标示处理所有的系统调用。经过几个单元测试，会使用EAX寄存器的内容的索引查system_call_table表得到系统调用的入口，然后执行系统调用。从系统调用返回后，最终执行system_exit，并调用resume_userspace函数返回用户空间。 linux内核系统调用的核心是系统多路分解表。最终通过EAX寄存器的系统调用标识和索引值从对应的系统调用表 中查出对应系统调用的入口地址，然后执行系统调用。 linux系统调用并不单层的调用关系，有的系统调用会由 内核移植阶段 内核是操作系统最基本的部分。它是为众多应用程序提供对计算机硬件的安全访问的一部分软件，这种访问是有限的，并且内核决定一个程序在什么时候对某部分硬件操作多长时间。直接对硬件操作是非常复杂的，所以内核通常提供一种硬件抽象的方法来完成这些操作。硬件抽象隐藏了复杂性，为应用软件和硬件提供了一套简洁，统一的接口，使程序设计更为简单。 内核和用户界面共同为用户提供了操作计算机的方便方式。也就是我们在windows下看到的操作系统了。由于内核的源码提供了非常广泛的硬件支持，通用性很好，所以移植起来就方便了许多，我们需要做的就是针对我们要移植的对象，对内核源码进行相应的配置，如果出现内核源码中不支持的硬件这时就需要我们自己添加相应的驱动程序了。 一.移植准备 1. 目标板 我们还是选用之前bootloader移植选用的开发板参数请参考上文的地址： https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/thread-80832-5-1.html。bootloader移植准备。 2. 内核源码 这里我们选用比较新的内核源码版本linux-2.6.25.8，他的下载地址是 ftp://https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/pub/linux/kernel/v2.6/linux-2.6.25.8.tar.bz2。 3. 烧写工具 我们选用网口进行烧写这就需要内核在才裁剪的时候要对网卡进行支持 4. 知识储备 要进行内核裁剪不可缺少的是要对内核源码的目录结构有一定的了解这里进 行简单介绍。 （1）arch/: arch子目录包括了所有和体系结构相关的核心代码。它的每一个子 目录都代表一种支持的体系结构，例如i386就是关于intel cpu及与之相兼容体 系结构的子目录。PC机一般都基于此目录。 （2）block/:部分块设备驱动程序。 （3）crypto:常用加密和散列算法（如AES、SHA等），还有一些压缩和CRC校验 算法。 (4) documentation/:文档目录,没有内核代码，只是一套有用的文档。 (5) drivers/:放置系统所有的设备驱动程序；每种驱动程序又各占用一个子目 录：如，/block 下为块设备驱动程序，比如ide（ide.c）。 (6)fs/:所有的文件系统代码和各种类型的文件操作代码，它的每一个子目录支持 一个文件系统, 例如fat和ext2。 linux源代码分析:Linux操作系统源代码详细分析 疯狂代码 https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/ ?:http:/https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/Linux/Article28378.html 内容介绍: Linux 拥有现代操作系统所有功能如真正抢先式多任务处理、支持多用户内存保护虚拟内存支持SMP、UP符合POSIX标准联网、图形用户接口和桌面环境具有快速性、稳定性等特点本书通过分析Linux内核源代码充分揭示了Linux作为操作系统内核是如何完成保证系统正常运行、协调多个并发进程、管理内存等工作现实中能让人自由获取系统源代码并不多通过本书学习将大大有助于读者编写自己新 第部分 Linux 内核源代码 arch/i386/kernel/entry.S 2 arch/i386/kernel/init_task.c 8 arch/i386/kernel/irq.c 8 arch/i386/kernel/irq.h 19 arch/i386/kernel/process.c 22 arch/i386/kernel/signal.c 30 arch/i386/kernel/smp.c 38 arch/i386/kernel/time.c 58 arch/i386/kernel/traps.c 65 arch/i386/lib/delay.c 73 arch/i386/mm/fault.c 74 arch/i386/mm/init.c 76 fs/binfmt-elf.c 82 fs/binfmt_java.c 96 fs/exec.c 98 /asm-generic/smplock.h 107 /asm-i386/atomic.h 108 /asm- i386/current.h 109 /asm-i386/dma.h 109 /asm-i386/elf.h 113 /asm-i386/hardirq.h 114 /asm- i386/page.h 114 /asm-i386/pgtable.h 115 /asm-i386/ptrace.h 122 /asm-i386/semaphore.h 123 /asm-i386/shmparam.h 124 /asm-i386/sigcontext.h 125 /asm-i386/siginfo.h 125 /asm-i386/signal.h 127 /asm-i386/smp.h 130 /asm-i386/softirq.h 132 /asm-i386/spinlock.h 133 /asm-i386/system.h 137 /asm-i386/uaccess.h 139 //binfmts.h 146 //capability.h 147 /linux/elf.h 150 /linux/elfcore.h 156 /linux/errupt.h 157 /linux/kernel.h 158 /linux/kernel_stat.h 159 /linux/limits.h 160 /linux/mm.h 160 /linux/module.h 164 /linux/msg.h 168 /linux/personality.h 169 /linux/reboot.h 169 /linux/resource.h 170 /linux/sched.h 171 /linux/sem.h 179 /linux/shm.h 180 /linux/signal.h 181 /linux/slab.h 184 /linux/smp.h 184 /linux/smp_lock.h 185 /linux/swap.h 185 /linux/swapctl.h 187 /linux/sysctl.h 188 /linux/tasks.h 194 /linux/time.h 194 /linux/timer.h 195 /linux/times.h 196 /linux/tqueue.h 196 /linux/wait.h 198 init/.c 198 init/version.c 212 ipc/msg.c 213 ipc/sem.c 218 ipc/shm.c 227 ipc/util.c 236 kernel/capability.c 237 kernel/dma.c 240 kernel/exec_do.c 241 kernel/exit.c 242 kernel/fork.c 248 kernel/info.c 255 kernel/itimer.c 255 kernel/kmod.c 257 kernel/module.c 259 kernel/panic.c 270 kernel/prk.c 271 kernel/sched.c 275 kernel/signal.c 295 kernel/softirq.c 307 kernel/sys.c 307 kernel/sysctl.c 318 kernel/time.c 330 mm/memory.c 335 mm/mlock.c 345 mm/mmap.c 348 mm/mprotect.c 358 mm/mremap.c 361 mm/page_alloc.c 363 mm/page_io.c 368 mm/slab.c 372 mm/swap.c 394 mm/swap_state.c 395 mm/swapfile.c 398 mm/vmalloc.c 406 mm/vmscan.c 409 本文档的Copyleft归wwwlkk所有，使用GPL发布，可以自由拷贝、转载，转载时请保持文档的完整性，严禁用于任何商业用途。 E-mail: wwwlkk@https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html, 来源: https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/?business&aid=6&un=wwwlkk#7 linux2.6.35内核IMQ源码实现分析 （1）数据包截留并重新注入协议栈技术 (1) （2）及时处理数据包技术 (2) （3）IMQ设备数据包重新注入协议栈流程 (4) （4）IMQ截留数据包流程 (4) （5）IMQ在软中断中及时将数据包重新注入协议栈 (7) （6）结束语 (9) 前言：IMQ用于入口流量整形和全局的流量控制，IMQ的配置是很简单的，但很少人分析过IMQ的内核实现，网络上也没有IMQ的源码分析文档，为了搞清楚IMQ的性能，稳定性，以及借鉴IMQ的技术，本文分析了IMQ的内核实现机制。 首先揭示IMQ的核心技术： 1.如何从协议栈中截留数据包，并能把数据包重新注入协议栈。 2.如何做到及时的将数据包重新注入协议栈。 实际上linux的标准内核已经解决了以上2个技术难点，第1个技术可以在NF_QUEUE机制中看到，第二个技术可以在发包软中断中看到。下面先介绍这2个技术。 （1）数据包截留并重新注入协议栈技术 （2）及时处理数据包技术 QoS有个技术难点：将数据包入队，然后发送队列中合适的数据包，那么如何做到队列中的数 激活状态的队列是否能保证队列中的数据包被及时的发送吗？接下来看一下，激活状态的队列的 证了数据包会被及时的发送。 这是linux内核发送软中断的机制，IMQ就是利用了这个机制，不同点在于：正常的发送队列是将数据包发送给网卡驱动，而IMQ队列是将数据包发送给okfn函数。 基于ARM9的Linux2.6内核移植 姓名 系别、专业 导师姓名、职称 完成时间 目录 摘要................................................... I ABSTARCT................................................ II 1 绪论.. (1) 1.1课题研究的背景、目的和意义 (1) 1.2嵌入式系统现状及发展趋势 (1) 1.3论文的主要工作 (4) 2 嵌入式 Linux系统构成和软件开发环境 (5) 2.1嵌入式Linux系统的体系结构 (5) 2.2嵌入式Linux系统硬件平台 (5) 2.3嵌入式Linux开发软件平台建立 (7) 2.4本章小结 (11) 3 嵌入式Linux的引导BootLoader程序 (12) 3.1 BootLoader概述 (12) 3.2 NAND Flash和NOR Flash的区别 (13) 3.3本章小结 (19) 4 Linux内核的编译、移植 (20) 4.1 Linux2.6内核的新特性简介 (20) 4.2 Linux内核启动流程 (20) 4.3内核移植的实现 (21) 4.4 MTD内核分区 (23) 4.5配置、编译内核 (24) 4.6本章小结 (26) 5 文件系统制作 (27) 5.1 yaffs文件系统简介 (27) 5.2 内核支持YAFFS文件系统 (27) 5.3本章小结 (30) 6测试 (31) 6.1简单测试方法的介绍 (31) 6.2编写简单C程序测试移植的系统 (31) 6.3在开发板执行测试程序 (32) Linux内核结构详解教程 ─────Linux内核教程 linux内核就像人的心脏，灵魂，指挥中心。 内核是一个操作系统的核心,它负责管理系统的进程，内存，设备驱动程序，文件和网络系统，决定着系统的性能和稳定性。内核以独占的方式执行最底层任务，保证系统正常运行。协调多个并发进程，管理进程使用的内存，使它们相互之间不产生冲突,满足进程访问磁盘的请求等等. 严格说Linux并不能称做一个完整的操作系统.我们安装时通常所说的Linux,是有很多集合组成的.应称为GNU/Linux. 一个Linux内核很少1.2M左右,一张软盘就能放下. 内容基础，语言简短简洁 红联Linux论坛是致力于Linux技术讨论的站点，目前网站收录的文章及教程基本能满足不同水平的朋友学习。 红联Linux门户： https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html, 红联Linux论坛： https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/bbs 红联Linux 论坛大全，所有致力点都体现在这 https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html,/bbs/rf/linux/07.htm 目录 Linux内核结构详解 Linux内核主要五个子系统详解 各个子系统之间的依赖关系 系统数据结构 Linux的具体结构 Linux内核源代码 Linux 内核源代码的结构 从何处开始阅读源代码 海量Linux技术文章 Linux内核结构详解 发布时间:2006-11-16 19:05:29 Linux内核主要由五个子系统组成：进程调度，内存管理，虚拟文件系统，网络接口，进程间通信。 Linux内核主要五个子系统详解 发布时间:2006-11-16 19:05:54 1.进程调度（SCHED）:控制进程对CPU的访问。当需要选择下一个进程运行时，由调度程序选择最值得运行的进程。可运行进程实际上是仅等待CPU资源的进程，如果某个进程在等待其它资源，则该进程是不可运行进程。Linux使用了比较简单的基于优先级的进程调度算法选择新的进程。 2.内存管理（MM）允许多个进程安全的共享主内存区域。Linux的内存管理支持虚拟内存，即在计算机中运行的程序，其代码，数据，堆栈的总量可以超过实际内存的大小，操作系统只是把当前使用的程序块保留在内存中，其余的程序块则保留在磁盘中。必要时，操作系统负责在磁盘和内存间交换程序块。内存管理从逻辑上分为硬件无关部分和硬件有关部分。硬件无关部分提供了进程的映射和逻辑内存的对换；硬件相关的部分为内存管理硬件提供了虚拟接口。 3.虚拟文件系统（VirtualFileSystem,VFS）隐藏了各种硬件的具体细节，为所有的设备提供了统一的接口，VFS提供了多达数十种不同的文件系统。虚拟文件系统可以分为逻辑文件系统和设备驱动程序。逻辑文件系统指Linux所支持的文件系统，如ext2,fat等，设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。 4.网络接口（NET）提供了对各种网络标准的存取和各种网络硬件的支持。网络接口可分为网络协议和网络驱动程序。网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议。网络设备驱动程序负责与硬件设备通讯，每一种可能的硬件设备都有相应的设备驱动程序。 5.进程间通讯(IPC) 支持进程间各种通信机制。 处于中心位置的进程调度，所有其它的子系统都依赖它，因为每个子系统都需要挂起或恢复进程。一般情况下，当一个进程等待硬件操作完成时，它被挂起；当操作真正完成时，进程被恢复执行。例如，当一个进程通过网络发送一条消息时，网络接口需要挂起发送进程，直到硬件成功地完成消息的发送，当消息被成功的发送出去以后，网络接口给进程返回一个代码，表示操作的成功或失败。其他子系统以相似的理由依赖于进程调度。 Linux内核分析方法 Linux的最大的好处之一就是它的源码公开。同时，公开的核心源码也吸引着无数的电脑爱好者和程序员；他们把解读和分析Linux的核心源码作为自己的最大兴趣，把修改Linux源码和改造Linux系统作为自己对计算机技术追求的最大目标。 Linux内核源码是很具吸引力的，特别是当你弄懂了一个分析了好久都没搞懂的问题；或者是被你修改过了的内核，顺利通过编译，一切运行正常的时候。那种成就感真是油然而生！而且，对内核的分析，除了出自对技术的狂热追求之外，这种令人生畏的劳动所带来的回报也是非常令人着迷的，这也正是它拥有众多追随者的主要原因： ?首先，你可以从中学到很多的计算机的底层知识，如后面将讲到的系统的引导和硬件提供的中断机制等；其它，象虚拟存储的实现机制，多任务机制，系统保护机制等等，这些都是非都源码不能体会的。 ?同时，你还将从操作系统的整体结构中，体会整体设计在软件设计中的份量和作用，以及一些宏观设计的方法和技巧：Linux的内核为上层应用提供一个与具体硬件不相关的平台； 同时在内核内部，它又把代码分为与体系结构和硬件相关的部分，和可移植的部分；再例如，Linux虽然不是微内核的，但他把大部分的设备驱动处理成相对独立的内核模块，这样减小了内核运行的开销，增强了内核代码的模块独立性。 ?而且你还能从对内核源码的分析中，体会到它在解决某个具体细节问题时，方法的巧妙：如后面将分析到了的Linux通过Botoom_half机制来加快系统对中断的处理。 ?最重要的是：在源码的分析过程中，你将会被一点一点地、潜移默化地专业化。一个专业的程序员，总是把代码的清晰性，兼容性，可移植性放在很重要的位置。他们总是通过定义大量的宏，来增强代码的清晰度和可读性，而又不增加编译后的代码长度和代码的运行效率； 他们总是在编码的同时，就考虑到了以后的代码维护和升级。甚至，只要分析百分之一的代码后，你就会深刻地体会到，什么样的代码才是一个专业的程序员写的，什么样的代码是一个业余爱好者写的。而这一点是任何没有真正分析过标准代码的人都无法体会到的。 然而，由于内核代码的冗长，和内核体系结构的庞杂，所以分析内核也是一个很艰难，很需要毅力的事；在缺乏指导和交流的情况下，尤其如此。只有方法正确，才能事半功倍。正是基于这种考虑，作者希望通过此文能给大家一些借鉴和启迪。 由于本人所进行的分析都是基于2.2.5版本的内核；所以，如果没有特别说明，以下分析都是基于i386单处理器的2.2.5版本的Linux内核。所有源文件均是相对于目录/usr/src/linux的。 方法之一：从何入手 要分析Linux内核源码，首先必须找到各个模块的位置，也即要弄懂源码的文件组织形式。虽然对于有经验的高手而言，这个不是很难；但对于很多初级的Linux爱好者，和那些对源码分析很 江苏中科龙梦科技有限公司 Linux内核移植开发手册 修 订 记 录 项 次 修订日期 版 本修订內容修订者审 核 1 2009‐02‐04 0.1 初版发行陶宏亮， 胡洪兵 2 2009‐11‐20 0.2 删除一些 多余文字 陶宏亮， 胡洪兵 DISCLAIMER THIS DOCUMENTATION IS PROVIDED FOR USE WITH LEMOTE PRODUCTS. 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JIANGSU LEMOTE TECHNOLOGY CORPORATION LIMITED MENGLAN INDUSTRIAL PARK,YUSHAN,CHANGSHU CITY,JIANGSU PROVINCE,CHINA Tel: 0512‐52308661 Fax: 0512‐52308688 Http: //https://www.wendangku.net/doc/e614084921.html, Linux的内核源代码可以从很多途径得到。一般来讲，在安装的linux系统下，/usr/src/linux 目录下的东西就是内核源代码。另外还可以从互连网上下载,解压缩后文件一般也都位于linux目录下。内核源代码有很多版本，目前最新的版本是2.2.14。 许多人对于阅读Linux内核有一种恐惧感，其实大可不必。当然，象Linux内核这样大而复杂的系统代码，阅读起来确实有很多困难，但是也不象想象的那么高不可攀。只要有恒心，困难都是可以克服的。任何事情做起来都需要有方法和工具。正确的方法可以指导工作，良好的工具可以事半功倍。对于Linux内核源代码的阅读也同样如此。下面我就把自己阅读内核源代码的一点经验介绍一下，最后介绍Window平台下的一种阅读工具。 对于源代码的阅读，要想比较顺利，事先最好对源代码的知识背景有一定的了解。对于linux内核源代码来讲，基本要求是：⑴操作系统的基本知识；⑵对C语言比较熟悉，最好要有汇编语言的知识和GNU C对标准C的扩展的知识的了解。另外在阅读之前，还应该知道Linux内核源代码的整体分布情况。我们知道现代的操作系统一般由进程管理、内存管理、文件系统、驱动程序、网络等组成。看一下Linux内核源代码就可看出，各个目录大致对应了这些方面。Linux内核源代码的组成如下（假设相对于linux目录）： arch这个子目录包含了此核心源代码所支持的硬件体系结构相关的核心代码。如对于X86平台就是i386。 include这个目录包括了核心的大多数include文件。另外对于每种支持的体系结构分别有一个子目录。 init此目录包含核心启动代码。 mm此目录包含了所有的内存管理代码。与具体硬件体系结构相关的内存管理代码位于arch/*/mm目录下，如对应于X86的就是arch/i386/mm/fault.c。 drivers系统中所有的设备驱动都位于此目录中。它又进一步划分成几类设备驱动，每一种也有对应的子目录，如声卡的驱动对应于drivers/sound。 ipc此目录包含了核心的进程间通讯代码。 modules此目录包含已建好可动态加载的模块。 fs Linux支持的文件系统代码。不同的文件系统有不同的子目录对应，如ext2文件系统对应的就是ext2子目录。 kernel主要核心代码。同时与处理器结构相关代码都放在arch/*/kernel目录下。 net核心的网络部分代码。里面的每个子目录对应于网络的一个方面。 lib此目录包含了核心的库代码。与处理器结构相关库代码被放在arch/*/lib/目录下。 linux内核启动+Android系统启动过程详解 第一部分：汇编部分 Linux启动之 linux-rk3288-tchip/kernel/arch/arm/boot/compressed/ head.S分析这段代码是linux boot后执行的第一个程序，完成的主要工作是解压内核，然后跳转到相关执行地址。这部分代码在做驱动开发时不需要改动，但分析其执行流程对是理解android的第一步 开头有一段宏定义这是gnu arm汇编的宏定义。关于GUN 的汇编和其他编译器，在指令语法上有很大差别，具体可查询相关GUN汇编语法了解 另外此段代码必须不能包括重定位部分。因为这时一开始必须要立即运行的。所谓重定位，比如当编译时某个文件用到外部符号是用动态链接库的方式，那么该文件生成的目标文件将包含重定位信息，在加载时需要重定位该符号，否则执行时将因找不到地址而出错 #ifdef DEBUG//开始是调试用，主要是一些打印输出函数，不用关心 #if defined(CONFIG_DEBUG_ICEDCC) ……具体代码略 #endif 宏定义结束之后定义了一个段， .section ".start", #alloc, #execinstr 这个段的段名是 .start，#alloc表示Section contains allocated data, #execinstr表示Section contains executable instructions. 生成最终映像时，这段代码会放在最开头 .align start: .type start,#function /*.type指定start这个符号是函数类型*/ .rept 8 mov r0, r0 //将此命令重复8次，相当于nop，这里是为中断向量保存空间 .endr b 1f .word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader 看完了路由表，重新回到netif_receive_skb ()函数，在提交给上层协议处理前，会执行下面一句，这就是网桥的相关操作，也是这篇要讲解的容。 view plaincopy to clipboardprint? 1. s kb = handle_bridge(skb, &pt_prev, &ret, orig_dev); 网桥可以简单理解为交换机，以下图为例，一台linux机器可以看作网桥和路由的结合，网桥将物理上的两个局域网LAN1、LAN2当作一个局域网处理，路由连接了两个子网1.0和2.0。从eth0和eth1网卡收到的报文在Bridge模块中会被处理成是由Bridge收到的，因此Bridge也相当于一个虚拟网卡。 STP五种状态 DISABLED BLOCKING LISTENING LEARNING FORWARDING 创建新的网桥br_add_bridge [net\bridge\br_if.c] 当使用SIOCBRADDBR调用ioctl时，会创建新的网桥br_add_bridge。 首先是创建新的网桥： view plaincopy to clipboardprint? 1. d ev = new_bridge_dev(net, name); 然后设置dev->dev.type为br_type，而br_type是个全局变量，只初始化了一个名字变量 view plaincopy to clipboardprint? 1. S ET_NETDEV_DEVTYPE(dev, &br_type); 2. s tatic struct device_type br_type = { 3. .name = "bridge", 4. }; 然后注册新创建的设备dev，网桥就相当一个虚拟网卡设备，注册过的设备用ifconfig 就可查看到： view plaincopy to clipboardprint? 1. r et = register_netdevice(dev); 最后在sysfs文件系统中也创建相应项，便于查看和管理： view plaincopy to clipboardprint? 1. r et = br_sysfs_addbr(dev); 将端口加入网桥br_add_if() [net\bridge\br_if.c] 当使用SIOCBRADDIF调用ioctl时，会向网卡加入新的端口br_add_if。 创建新的net_bridge_port p，会从br->port_list中分配一个未用的port_no，p->br会指向br，p->state设为BR_STATE_DISABLED。这里的p实际代表的就是网卡设备。 view plaincopy to clipboardprint? 1. p = new_nbp(br, dev); 将新创建的p加入CAM表中，CAM表是用来记录mac地址与物理端口的对应关系；而刚刚创建了p，因此也要加入CAM表中，并且该表项应是local的[关系如下图]，可以看到，CAM表在实现中作为net_bridge的hash表，以addr作为hash值，链入 net_bridge_fdb_entry，再由它的dst指向net_bridge_port。 linux源代码分析实验报告格式 Linux的fork、exec、wait代码的分析 指导老师：景建笃 组员：王步月 张少恒 完成日期:2005-12-16 一、 设计目的 1.通过对Linux 的fork 、exec 、wait 代码的分析,了解一个操作系统进程的创建、 执行、等待、退出的过程,锻炼学生分析大型软件代码的能力； 2.通过与同组同学的合作,锻炼学生的合作能力。 二、准备知识 由于我们选的是题目二，所以为了明确分工，我们必须明白进程的定义。经过 查阅资料，我们得知进程必须具备以下四个要素： 1、有一段程序供其执行。这段程序不一定是进程专有，可以与其他进程共用。 2、有起码的“私有财产”，这就是进程专用的系统堆栈空间 3、有“户口”，这就是在内核中有一个task_struct 结构，操作系统称为“进程控制 块”。有了这个结构，进程才能成为内核调度的一个基本单位。同时，这个结构又 是进程的“财产登记卡”，记录着进程所占用的各项资源。 4、有独立的存储空间，意味着拥有专有的用户空间：进一步，还意味着除前述的 系统空间堆栈外，还有其专用的用户空间堆栈。系统为每个进程分配了一个 task_struct 结构，实际分配了两个连续的物理页面（共8192字节），其图如下： Struct task_struct (大约1K) 系统空间堆栈 （大约7KB ）两个 连续 的物 理页 面 对这些基本的知识有了初步了解之后，我们按老师的建议，商量分工。如下： 四、 小组成员以及任务分配 1、王步月：分析进程的创建函数fork.c ，其中包含了get_pid 和do_fork get_pid, 写出代码分析结果，并画出流程图来表示相关函数之间的相互调用关系。所占工作 比例35%。 2、张少恒：分析进程的执行函数exec.c,其中包含了do_execve 。写出代码分析结 果，并画出流程图来表示相关函数之间的相互调用关系。所占工作比例35% 。 3、余波：分析进程的退出函数exit.c,其中包含了do_exit 、sys_wait4。写出代码 分析结果，并画出流程图来表示相关函数之间的相互调用关系。所占工作比例30% 。 五、各模块分析： 1、fork.c 一）、概述 进程大多数是由FORK 系统调用创建的.fork 能满足非常高效的生灭机制.除了 0进程等少数一,两个进程外,几乎所有的进程都是被另一个进程执行fork 系统调 用创建的.调用fork 的进程是父进程,由fork 创建的程是子进程.每个进程都有一 对于每一个配置选项，用户可以回答"y"、"m"或"n"。其中"y"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译进内核；"m"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译成可加载模块，在需要时，可由系统或用户自行加入到内核中去；"n"表示内核不提供相应特性或驱动程序的支持。只有<>才能选择M 1. General setup（通用选项） [*]Prompt for development and/or incomplete code/drivers，设置界面中显示还在开发或者还没有完成的代码与驱动，最好选上，许多设备都需要它才能配置。 [ ]Cross-compiler tool prefix，交叉编译工具前缀，如果你要使用交叉编译工具的话输入相关前缀。默认不使用。嵌入式linux更不需要。 [ ]Local version - append to kernel release，自定义版本，也就是uname -r可以看到的版本，可以自行修改，没多大意义。 [ ]Automatically append version information to the version string，自动生成版本信息。这个选项会自动探测你的内核并且生成相应的版本，使之不会和原先的重复。这需要Perl的支持。由于在编译的命令make-kpkg 中我们会加入- –append-to-version 选项来生成自定义版本，所以这里选N。 Kernel compression mode (LZMA)，选择压缩方式。 [ ]Support for paging of anonymous memory (swap)，交换分区支持，也就是虚拟内存支持，嵌入式不需要。 [*]System V IPC，为进程提供通信机制，这将使系统中各进程间有交换信息与保持同步的能力。有些程序只有在选Y的情况下才能运行，所以不用考虑，这里一定要选。 [*]POSIX Message Queues，这是POSIX的消息队列，它同样是一种IPC(进程间通讯)。建议你最好将它选上。 [*]BSD Process Accounting，允许进程访问内核，将账户信息写入文件中，主要包括进程的创建时间/创建者/内存占用等信息。可以选上，无所谓。 [*]BSD Process Accounting version 3 file format，选用的话统计信息将会以新的格式（V3）写入，注意这个格式和以前的v0/v1/v2 格式不兼容，选不选无所谓。 [ ]Export task/process statistics through netlink (EXPERIMENTAL)，通过通用的网络输出工作/进程的相应数据，和BSD不同的是，这些数据在进程运行的时候就可以通过相关命令访问。和BSD类似，数据将在进程结束时送入用户空间。如果不清楚，选N（实验阶段功能，下同）。 [ ]Auditing support，审计功能，某些内核模块需要它（SELINUX），如果不知道，不用选。 [ ]RCU Subsystem，一个高性能的锁机制RCU 子系统，不懂不了解，按默认就行。 [ ]Kernel .config support，将.config配置信息保存在内核中，选上它及它的子项使得其它用户能从/proc/ config.gz中得到内核的配置,选上，重新配置内核时可以利用已有配置Enable access to .config through /proc/config.gz，上一项的子项，可以通过/proc/ config.gz访问.config配置，上一个选的话，建议选上。 (16)Kernel log buffer size (16 => 64KB, 17 => 128KB) ，内核日志缓存的大小，使用默认值即可。12 => 4 KB，13 => 8 KB，14 => 16 KB单处理器，15 => 32 KB多处理器，16 => 64 KB，17 => 128 KB。 [ ]Control Group support（有子项），使用默认即可，不清楚可以不选。 Example debug cgroup subsystem，cgroup子系统调试例子 Namespace cgroup subsystem，cgroup子系统命名空间 Device controller for cgroups，cgroups设备控制器 基于ARM的嵌入式linux内核的裁剪与 移植 0引言微处理器的产生为价格低廉、结构小巧的CPU和外设的连接提供了稳定可靠的硬件架构，这样，限制嵌入式系统发展的瓶颈就突出表现在了软件方面。尽管从八十年代末开始，已经陆续出现了一些嵌入式操作系统(比较著名的有Vxwork、pSOS、Neculeus和WindowsCE)。但这些专用操作系统都是商业化产品，其高昂的价格使许多低端产品的小公司望而却步；而且，源代码封闭性也大大限制了开发者的积极性。而Linux的开放性，使得许多人都认为Linu 0 引言 微处理器的产生为价格低廉、结构小巧的CPU和外设的连接提供了稳定可靠的硬件架构，这样，限制嵌入式系统发展的瓶颈就突出表现在了软件方面。尽管从八十年代末开始，已经陆续出现了一些嵌入式操作系统(比较著名的有Vxwork、pSOS、Nec uleus和Windows CE)。但这些专用操作系统都是商业化产品，其高昂的价格使许多低端产品的小公司望而却步；而且，源代码封闭性也大大限制了开发者的积极性。而Linux的开放性，使得许多人都认为Linux 非常适合多数Intemet设备。Linux操作系统可以支持不同的设备和不同的配置。Linux对厂商不偏不倚，而且成本极低，因而很快成为用于各种设备的操作系统。嵌入式linux是大势所趋，其巨大的市场潜力与酝酿的无限商机必然会吸引众多的厂商进入这一领域。 1 嵌入式linux操作系统 Linux为嵌入操作系统提供了一个极有吸引力的选择，它是个和Unix 相似、以核心为基础、全内存保护、多任务、多进程的操作系统。可以支持广泛的计算机硬件，包括X86、Alpha、Sparc、MIPS、PPC、ARM、NEC、MOTOROLA 等现有的大部分芯片。Linux的程序源码全部公开，任何人都可以根据自己的需要裁剪内核，以适应自己的系统。文章以将linux移植到ARM920T内核的 s3c2410处理器芯片为例，介绍了嵌入式linux内核的裁剪以及移植过程，文中介绍的基本原理与方法技巧也可用于其它芯片。 2 内核移植过程 2．1 建立交叉编译环境 交叉编译的任务主要是在一个平台上生成可以在另一个平台上执行的程序代码。不同的CPU需要有不同的编译器，交叉编译如同翻译一样，它可以把相同的程序代码翻译成不同的CPU对应语言。 交叉编译器完整的安装涉及到多个软件安装，最重要的有binutils、gcc、glibc三个。其中，binutils主要用于生成一些辅助工具；gcc则用来生成交叉编译器，主要生成arm—linux—gcc交叉编译工具；glibc主要是提供用户程序所使用的一些基本的函数库。 自行搭建交叉编译环境通常比较复杂，而且很容易出错。本文使用的是实验四Linux内核移植实验
基于32位ARM920T内核的微处理器的嵌入式Linux系统构建详解
探究linux内核,超详细解析子系统
嵌入式Linux内核移植详解(顶嵌)
Linux操作系统源代码详细分析
linux内核IMQ源码实现分析
02--基于ARM9的Linux2.6内核移植
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Linux内核移植开发手册
Linux内核源代码阅读与工具介绍
linux内核启动 Android系统启动过程详解
Linux内核分析-网络[五]：网桥
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史上最全linux内核配置详解
基于ARM的嵌入式linux内核的裁剪与移植.
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- linux源代码分析实验报告格式
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- Linux内核分析_课程设计
- linux内核源代码分析-系统调用和中断
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- 2010 第2章 Linux中的启动代码分析
- LINUX2.6内核代码分析――进程管理
- linux内核源代码分析-定时器与时间管理
- Linux内核源代码阅读与工具介绍
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- Linux内核调试机制源代码分析
- linux内核源代码分析-虚拟文件系统
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