linux核心啟動流程

阿新 • • 發佈：2019-01-25

Linux核心啟動流程

arch/arm/kernel/head-armv.S
該檔案是核心最先執行的一個檔案，包括核心入口ENTRY(stext)到start_kernel間的初始化程式碼，主要作用是檢查CPU ID， Architecture Type，初始化BSS等操作，並跳到start_kernel函式。在執行前，處理器應滿足以下狀態：
r0 - should be 0
r1 - unique architecture number
MMU - off
I-cache - on or off
D-cache – off

/* 部分原始碼分析 */ 
/* 核心入口點 */ 
ENTRY(stext) 
/* 程式狀態，禁止FIQ、IRQ，設定SVC模式 */ 
mov r0, #F_BIT | I_BIT |  
[email protected] make sure svc mode 
/* 置當前程式狀態暫存器 */ 
msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled 
/* 判斷CPU型別，查詢執行的CPU ID值與Linux編譯支援的ID值是否支援 */ 
bl __lookup_processor_type 
/* 跳到__error */ 
teq r10, #0 @ invalid processor? 
moveq r0, #'p' @ yes, error 'p' 
beq __error 
/* 判斷體系型別，檢視R1暫存器的Architecture Type值是否支援 */ 
bl __lookup_architecture_type 
/* 不支援，跳到出錯 */ 
teq r7, #0 @ invalid architecture? 
moveq r0, #'a' @ yes, error 'a' 
beq __error 
/* 建立核心頁表 */ 
bl __create_page_tables 
adr lr, __ret @ return address 
add pc, r10, #12 @ initialise processor 
/* 跳轉到start_kernel函式 */ 
b start_kernel

1. start_kernel()函式分析

下面對start_kernel()函式及其相關函式進行分析。

1.1 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 是一個核心大自旋鎖，所有程序都通過這個大鎖來實現向核心態的遷移。只有獲得這個大自旋
鎖的處理器可以進入核心，如中斷處理程式等。在任何一對 lock_kernel／unlock_kernel函式裡至多可以有一個程式佔用CPU。程序的lock_depth成員初始化為-1，在 kerenl/fork.c檔案中設定。在它小於0時
（恆為 -1），程序不擁有核心鎖；當大於或等於0時，程序得到核心鎖。

1.2 setup_arch()

setup_arch()函式做體系相關的初始化工作，函式的定義在arch/arm/kernel/setup.c檔案中，主
要涉及下列主要函式及程式碼。
5.2.1 setup_processor()
該函式主要通過

for (list = &__proc_info_begin; list < &__proc_info_end ; list++) 
if ((processor_id & list->cpu_mask) == list->cpu_val) 
break;

這樣一個迴圈來在.proc.info段中尋找匹配的processor_id，processor_id在head_armv.S檔案
中設定。

1.2.2 setup_architecture(machine_arch_type)

該函式獲得體系結構的資訊，返回mach-xxx/arch.c 檔案中定義的machine結構體的指標，包含以下內容
MACHINE_START (xxx, “xxx”)
MAINTAINER ("xxx"
BOOT_MEM (xxx, xxx, xxx)
FIXUP (xxx)
MAPIO (xxx)
INITIRQ (xxx)

MACHINE_END

1.2.3記憶體設定程式碼

if (meminfo.nr_banks == 0) 
{ 
meminfo.nr_banks = 1; 
meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET; 
meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE; 
}

meminfo結構表明記憶體情況，是對實體記憶體結構meminfo的預設初始化。 nr_banks指定記憶體塊的數量，
bank指定每塊記憶體的範圍，PHYS _OFFSET指定某塊記憶體塊的開始地址，MEM_SIZE指定某塊記憶體塊長度。
PHYS _OFFSET和MEM_SIZE都定義在include/asm-armnommu/arch-XXX/memory.h檔案中，其中
PHYS _OFFSET是記憶體的開始地址，MEM_SIZE就是記憶體的結束地址。這個結構在接下來記憶體的初始化程式碼中
起重要作用。

1.2.4 核心記憶體空間管理

init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; 核心程式碼段開始
init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext; 核心程式碼段結束
init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata; 核心資料段開始
init_mm.brk = (unsigned long) &_end; 核心資料段結束

每一個任務都有一個mm_struct結構管理其記憶體空間，init_mm 是核心的mm_struct。其中設定成員變數
* mmap指向自己，意味著核心只有一個記憶體管理結構，設定 pgd=swapper_pg_dir，
swapper_pg_dir是核心的頁目錄，ARM體系結構的核心頁目錄大小定義為16k。init_mm定義了整個核心的
記憶體空間，核心執行緒屬於核心程式碼，同樣使用核心空間，其訪問記憶體空間的許可權與核心一樣。

1.2.5 記憶體結構初始化

bootmem_init (&meminfo)函式根據meminfo進行記憶體結構初始化。bootmem_init(&meminfo)函式中調
用 reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages) 函式，這個函式的作用是保留一部分記憶體使之
不能被動態分配。這些記憶體塊包括：
reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*核心所佔用地址空間*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn<<PAGE_SHIFT, bootmap_pages<<PAGE_SHIFT)
/*bootmem結構所佔用地址空間*/

1.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)

建立核心頁表，對映所有實體記憶體和IO空間，對於不同的處理器，該函式差別比較大。下面簡單描述一下ARM
體系結構的儲存系統及MMU相關的概念。
在ARM儲存系統中，使用記憶體管理單元(MMU)實現虛擬地址到實際實體地址的對映。利用MMU，可把SDRAM的
地址完全對映到0x0起始的一片連續地址空間，而把原來佔據這片空間的FLASH或者ROM對映到其他不相沖突
的儲存空間位置。例如，FLASH的地址從0x0000 0000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址範圍是
0x3000 0000～0x3lFFFFFF，則可把SDRAM地址對映為0x0000 0000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以
對映到0x9000 0000～0x90FFFFFF(此處地址空間為空閒，未被佔用)。對映完成後，如果處理器發生異常，
假設依然為IRQ中斷，PC指標指向0xl8處的地址，而這個時候PC實際上是從位於實體地址的0x3000 0018處
讀取指令。通過MMU的對映，則可實現程式完全執行在SDRAM之中。在實際的應用中．可能會把兩片不連續的
實體地址空間分配給SDRAM。而在作業系統中，習慣於把SDRAM的空間連續起來，方便記憶體管理，且應用程式
申請大塊的記憶體時，作業系統核心也可方便地分配。通過MMU可實現不連續的實體地址空間對映為連續的虛擬
地址空間。作業系統核心或者一些比較關鍵的程式碼，一般是不希望被使用者應用程式訪問。通過MMU可以控制地
址空間的訪問許可權，從而保護這些程式碼不被破壞。
MMU的實現過程，實際上就是一個查表對映的過程。建立頁表是實現MMU功能不可缺少的一步。頁表位於系統的
記憶體中，頁表的每一項對應於一個虛擬地址到實體地址的對映。每一項的長度即是一個字的長度(在ARM中，
一個字的長度被定義為4Bytes)。頁表項除完成虛擬地址到實體地址的對映功能之外，還定義了訪問許可權和緩
衝特性等。
MMU的對映分為兩種，一級頁表的變換和二級頁表變換。兩者的不同之處就是實現的變換地址空間大小不同。
一級頁表變換支援1 M大小的儲存空間的對映，而二級可以支援64 kB，4 kB和1 kB大小地址空間的對映。

動態表(頁表)的大小＝表項數＊每個表項所需的位數，即為整個記憶體空間建立索引表時，需要多大空間存放索
引表本身。
表項數＝虛擬地址空間/每頁大小
每個表項所需的位數＝Log(實際頁表數)+適當控制位數
實際頁表數＝實體地址空間/每頁大小

1.3 parse_options()

分析由核心載入程式傳送給核心的啟動選項，在初始化過程中按照某些選項執行，並將剩餘部分傳送給init進
程。這些選項可能已經儲存在配置檔案中，也可能是由使用者在系統啟動時敲入的。但核心並不關心這些，這些
細節都是核心載入程式關注的內容，嵌入式系統更是如此。

1.4 trap_init() （/kernel/traps.c do_trap）

這個函式用來做體系相關的中斷處理的初始化，在該函式中呼叫__trap_init((void *)vectors_base())
函式將exception vector設定到vectors_base開始的地址上。 __trap_init函式位於entry-armv.S文
件中，對於ARM處理器，共有復位、未定義指令、SWI、預取終止、資料終止、IRQ和FIQ 幾種方式。SWI主要
用來實現系統呼叫，而產生了IRQ之後，通過exception vector進入中斷處理過程，執行do_IRQ函式。
armnommu的trap_init（）函式在arch/armnommu/kernel/traps.c檔案中。vectors_base是寫中斷向
量的開始地址，在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h檔案中設定，地址為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 /* 設定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} /* 拷貝異常向量 */ 

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的地址中包含了異常處理的程式碼，因此拷貝到vectors_base+0x200的位置上。

1.5 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(); 
}

這個函式用來做體系相關的irq處理的初始化，irq_desc陣列是用來描述IRQ的請求佇列，每一箇中斷號分配
一個irq_desc結構，組成了一個數組。NR_IRQS代表中斷數目，這裡只是對中斷結構irq_desc進行了初始
化。在預設的初始化完成後呼叫初始化函式init_arch_irq，先執行arch/armnommu/kernel/irq-
arch.c檔案中的函式genarch_init_irq()，然後就執行 include/asm-armnommu/arch-xxxx/irq.h中
的inline函式irq_init_irq，在這裡對irq_desc進行了實質的初始化。其中mask用阻塞中斷；unmask用
來取消阻塞；mask_ack的作用是阻塞中斷，同時還回應ack給硬體表示這個中斷已經被處理了，否則硬體將再
次發生同一個中斷。這裡，不是所有硬體需要這個ack迴應，所以很多時候mask_ack與mask用的是同一個函
數。
接下來執行init_dma（）函式，如果不支援DMA，可以設定include/asm-armnommu/arch-xxxx/dma.h中
的 MAX_DMA_CHANNELS為0，這樣在arch/armnommu/kernel/dma.c檔案中會根據這個定義使用不同的函
數。

1.6 sched_init()

初始化系統排程程序，主要對定時器機制和時鐘中斷的Bottom Half的初始化函式進行設定。與時間相關的初
始化過程主要有兩步：（1）呼叫 init_timervecs()函式初始化核心定時器機制；（2）呼叫init_bh()函
數將BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和 IMMEDIATE_BH所對應的BH函式分別設定成timer_bh()、
tqueue_bh()和immediate_bh()函式

1.7 softirq_init()

核心的軟中斷機制初始化函式。呼叫tasklet_init初始化tasklet_struct結構，軟中斷的個數為32個。用
於bh的 tasklet_struct結構呼叫tasklet_init()以後，它們的函式指標func全都指向bh_action()。
bh_action就是tasklet實現bh機制的程式碼，但此時具體的bh函式還沒有指定。

HI_SOFTIRQ用於實現bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用於公共的tasklet。

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); /* 初始化公共的tasklet_struct要
用到的軟中斷 */
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); /* 初始化tasklet_struct實現的
bottom half呼叫 */

1.8 time_init()

這個函式用來做體系相關的timer的初始化，armnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。這裡呼叫了
在 include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函式setup_timer，setup_timer（）函式
的設計與硬體設計緊密相關，主要是根據硬體設計情況設定時鐘中斷號和時鐘頻率等。

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); 
}

1.9 console_init()

控制檯初始化。控制檯也是一種驅動程式，由於其特殊性，提前到該處完成初始化，主要是為了提前看到輸出
資訊，據此判斷核心執行情況。很多嵌入式Linux作業系統由於沒有在/dev目錄下正確配置console裝置，造
成啟動時發生諸如unable to open an initial console的錯誤。

/*******************************************************************************/
init_modules()函式到smp_init()函式之間的程式碼一般不需要作修改，
如果平臺具有特殊性，也只需對相關函式進行必要修改。
這裡簡單註明了一下各個函式的功能，以便了解。
/*******************************************************************************/

1.10 init_modules()

模組初始化。如果編譯核心時使能該選項，則核心支援模組化載入/解除安裝功能

1.11 kmem_cache_init()

核心Cache初始化。

1.12 sti()

使能中斷，這裡開始，中斷系統開始正常工作。

1.13 calibrate_delay()

近似計算BogoMIPS數字的核心函式。作為第一次估算，calibrate_delay計算出在每一秒內執行多少次
__delay迴圈，也就是每個定時器滴答（timer tick）―百分之一秒內延時迴圈可以執行多少次。這種計算只
是一種估算，結果並不能精確到納秒，但這個數字供核心使用已經足夠精確了。
BogoMIPS的數字由核心計算並在系統初始化的時候列印。它近似的給出了每秒鐘CPU可以執行一個短延遲迴圈
的次數。在核心中，這個結果主要用於需要等待非常短週期的裝置驅動程式――例如，等待幾微秒並檢視裝置的
某些資訊是否已經可用。
計算一個定時器滴答內可以執行多少次迴圈需要在滴答開始時就開始計數，或者應該儘可能與它接近。全域性變
量jiffies中儲存了從核心開始保持跟蹤時間開始到現在已經經過的定時器滴答數， jiffies保持非同步更
新，在一箇中斷內——每秒一百次，核心暫時掛起正在處理的內容，更新變數，然後繼續剛才的工作。

1.14 mem_init()

記憶體初始化。本函式通過記憶體碎片的重組等方法標記當前剩餘記憶體, 設定記憶體上下界和頁表項初始值。

1.15 kmem_cache_sizes_init()

核心記憶體管理器的初始化，也就是初始化cache和SLAB分配機制。

1.16 pgtable_cache_init()

頁表cache初始化。

1.17 fork_init()

這裡根據硬體的記憶體情況，如果計算出的max_threads數量太大，可以自行定義。

1.18 proc_caches_init();

為proc檔案系統建立高速緩衝

1.19 vfs_caches_init(num_physpages);

為VFS建立SLAB高速緩衝

1.20 buffer_init(num_physpages);

初始化buffer

1.21 page_cache_init(num_physpages);

頁緩衝初始化

1.22 signals_init();

建立訊號佇列高速緩衝

1.23 proc_root_init();

在記憶體中建立包括根結點在內的所有節點

1.24 check_bugs();

檢查與處理器相關的bug

1.25 smp_init();

1.26 rest_init(); 此函式呼叫kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)函式。

1.26.1 kernel_thread()函式分析

這裡呼叫了arch/armnommu/kernel/process.c中的函式kernel_thread，kernel_thread函式中通過
__syscall(clone) 建立新執行緒。__syscall(clone)函式參見armnommu/kernel目錄下的entry- common.S檔案。

1.26.2 init()完成下列功能：

Init()函式通過kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)的回撥
函式執行，完成下列功能。
do_basic_setup()
在該函式裡，sock_init()函式進行網路相關的初始化，佔用相當多的記憶體，如果所開發系統不支援網路功
能，可以把該函式的執行註釋掉。
do_initcalls()實現驅動的初始化, 這裡需要與vmlinux.lds聯絡起來看才能明白其中奧妙。

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(); 
}

檢視 /arch/i386/vmlinux.lds，其中有一段程式碼

　__initcall_start = .; 
　.initcall.init : { *(.initcall.init) } 
　__initcall_end = .;

其含義是__initcall_start指向程式碼節.initcall.init的節首，而__initcall_end指向.initcall.init的節尾。

do_initcalls所作的是系統中有關驅動部分的初始化工作，那麼這些函式指標資料是怎樣放到了.initcall.init節呢？在include/linux/init.h檔案中有如下3個定義：
1. #define __init_call　　 __attribute__ ((unused,__section__ (".initcall.init" ))
__attribute__的含義就是構建一個在.initcall.init節的指向初始函式的指標。
2. #define __initcall(fn) static initcall_t __initcall_##fn __init_call = fn
##意思就是在可變引數使用巨集定義的時候構建一個變數名稱為所指向的函式的名稱，並且在前面加上__initcall_
3. #define module_init(x) __initcall(x);
很多驅動中都有類似module_init(usb_init)的程式碼，通過該巨集定義逐層解釋存放到.initcall.int節
中。

blkmem相關的修改(do_initcalls()初始化驅動時執行此程式碼)
在blkmem_init ()函式中，呼叫了blk_init_queue()函式，blk_init_queue()函式呼叫了blk_init_free_list()函式， blk_init_free_list()函式又呼叫了blk_grow_request_list()函
數，在這個函式中會 kmem_cache_alloc出nr_requests個request結構體。
這裡如果nr_requests的值太大，則將佔用過多的記憶體，將造成硬體記憶體不夠，因此可以根據實際情況將其替
換成了較小的值，比如32、16等。

free_initmem
這個函式在arch/armnommu/mm/init.c檔案中，其作用就是對init節的釋放，也可以通過修改程式碼指定為
不釋放。

1.26.3 init執行過程

在核心引導結束並啟動init之後，系統就轉入使用者態的執行，在這之後建立的一切程序，都是在使用者態進行。
這裡先要清楚一個概念：就是init程序雖然是從核心開始的，即在前面所講的init/main.c中的init()函式
在啟動後就已經是一個核心執行緒，但在轉到執行init程式（如 /sbin/init）之後，核心中的init()就變成
了/sbin/init程式，狀態也轉變成了使用者態，也就是說核心執行緒變成了一個普通的程序。這樣一來，核心中
的init函式實際上只是使用者態init程序的入口，它在執行execve("/sbin/init",argv_init,
envp_init)時改變成為一個普通的使用者程序。這也就是exec函式的乾坤大挪移法，在exec函式呼叫其他程
序時，當前程序被其他程序“靈魂附體”。
　　除此之外，它們的程式碼來源也有差別，核心中的init()函式的原始碼在/init/main.c中，是核心的一部
分。而/sbin/init程式的原始碼是應用程式。
init程式啟動之後，要完成以下任務：檢查檔案系統，啟動各種後臺服務程序，最後為每個終端和虛擬控制檯
啟動一個getty程序供使用者登入。由於所有其它使用者程序都是由init派生的，因此它又是其它一切使用者程序的
父程序。
　　init程序啟動後，按照/etc/inittab的內容程序系統設定。很多嵌入式系統用的是BusyBox的init，
它與一般所使用的init不一樣，會先執行/etc/init.d/rcS而非/etc/rc.d/rc.sysinit。