本文通過整理之前研發的一個項目(ARM7TDMI +uCLinux)，分析內核啟動過程及需要修改的文件，以供內核移植者參考。整理過程中也同時參考了眾多網友的帖子，在此謝過。由于整理過程匆忙，難免 錯誤及講解的不夠清楚之處，請各位網友指正，這里提前謝過。本文分以下部分進行介紹：
1. Bootloader及內核解壓
2. 內核啟動方式介紹
3. 內核啟動地址的確定
4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S分析
5. start_kernel()函數分析

1.???????? Bootloader及內核解壓
Bootloader將內核加載到內存中，設定一些寄存器，然后將控制權交由內核，該過程中，關閉MMU功能。通常，內核都是以壓縮的方式存放，如zImage，這里有兩種解壓方法：
使用內核自解壓程序。
arch/arm/boot/compressed/head.S或arch/arm/boot/compressed/head-xxxxx.S
arch/arm/boot/compressed/misc.c
在Bootloader中增加解壓功能。
使用該方法時內核不需要帶有自解壓功能，而使用Bootloader中的解壓程序代替內核自解壓程序。其工作過程與內核自解壓過程相似：Bootloader把壓縮方式的內核解壓到內存中，然后跳轉到內核入口處開始執行。

2.???????? 幾種內核啟動方式介紹
XIP (EXECUTE IN PLACE) 是指直接從存放代碼的位置上啟動運行。
2.1 非壓縮，非XIP
非XIP方式是指在運行之前需對代碼進行重定位。該類型的內核以非壓縮方式存放在Flash中，啟動時由Bootloader加載到內存后運行。
2.2 非壓縮，XIP
該類型的內核以非壓縮格式存放在ROM/Flash中，不需要加載到內存就能運行，Bootloader直接跳轉到其存放地址執行。Data段復制和 BSS段清零的工作由內核自己完成。這種啟動方式常用于內存空間有限的系統中，另外，程序在ROM/Flash中運行的速度相對較慢。
2.3 RAM自解壓
壓縮格式的內核由開頭一段自解壓代碼和壓縮內核數據組成，由于以壓縮格式存放，內核只能以非XIP方式運行。RAM自解壓過程如下：壓縮內核存放于 ROM/Flash中，Bootloader啟動后加載到內存中的臨時空間，然后跳轉到壓縮內核入口地址執行自解壓代碼，內核被解壓到最終的目的地址然后 運行。壓縮內核所占據的臨時空間隨后被Linux回收利用。這種方式的內核在嵌入式產品中較為常見。
2.4 ROM自解壓
解壓縮代碼也能夠以XIP的方式在ROM/Flash中運行。ROM自解壓過程如下：壓縮內核存放在ROM/Flash中，不需要加載到內存就能運 行，Bootloader直接跳轉到其存放地址執行其自解壓代碼，將壓縮內核解壓到最終的目的地址并運行。ROM自解壓方式存放的內核解壓縮速度慢，而且 也不能節省內存空間。

3.???????? 內核啟動地址的確定
內核自解壓方式
Head.S/head-XXX.S獲得內核解壓后首地址ZREALADDR，然后解壓內核，并把解壓后的內核放在ZREALADDR的位置上，最后跳轉到ZREALADDR地址上，開始真正的內核啟動。

arch/armnommu/boot/Makefile，定義ZRELADDR和ZTEXTADDR。ZTEXTADDR是自解壓代碼的起始地址，如果 從內存啟動內核，設置為0即可，如果從Rom/Flash啟動，則設置ZTEXTADDR為相應的值。ZRELADDR是內核解壓縮后的執行地址。
arch/armnommu/boot/compressed/vmlinux.ld,引用LOAD_ADDR和TEXT_START。
arch/armnommu/boot/compressed/Makefile, 通過如下一行：
SEDFLAGS = s/TEXT_START/$(ZTEXTADDR)/;s/LOAD_ADDR/$(ZRELADDR)/;?
使得TEXT_START = ZTEXTADDR，LOAD_ADDR = ZRELADDR。

說明：
執行完decompress_kernel函數后,代碼跳回head.S/head-XXX.S中,檢查解壓縮之后的kernel起始地址是否緊挨著 kernel image。如果是,beqcall_kernel,執行解壓后的kernel。如果解壓縮之后的kernel起始地址不是緊挨著 kernelimage,則執行relocate,將其拷貝到緊接著kernel image的地方,然后跳轉,執行解壓后的kernel。

Bootloader解壓方式
Bootloader把解壓后的內核放在內存的TEXTADDR位置上，然后跳轉到TEXTADDR位置上，開始內核啟動。
arch/armnommu/Makefile，一般設置TEXTADDR為PAGE_OFF+0x8000，如定義為0x00008000, 0xC0008000等。
arch/armnommu/vmlinux.lds，引用TEXTADDR

4.???????? arch/armnommu/kernel/head-armv.S
該文件是內核最先執行的一個文件，包括內核入口ENTRY(stext)到start_kernel間的初始化代碼，主要作用是檢查 CPUID，Architecture Type，初始化BSS等操作，并跳到start_kernel函數。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

/* 部分源代碼分析 */
/* 內核入口點 */
ENTRY(stext)?
/* 程序狀態，禁止FIQ、IRQ，設定SVC模式 */
mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode?
/* 置當前程序狀態寄存器 */
msr?? cpsr_c, r0???????????????????? @ and all irqs disabled?
/* 判斷CPU類型，查找運行的CPU ID值與Linux編譯支持的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
/* 判斷體系類型，查看R1寄存器的Architecture Type值是否支持 */
bl????? __lookup_architecture_type?
/* 不支持，跳到出錯 */
teq??? r7, #0??????????????????????????? @ invalid architecture??
moveq????? r0, #'a'?????????????????? @ yes, error 'a'
beq?? __error
/* 創建核心頁表 */
bl????? __create_page_tables?
adr??? lr, __ret????????????????? @ return address
add?? pc, r10, #12?????? @ initialise processor
/* 跳轉到start_kernel函數 */
b???????? start_kernel

__lookup_processor_type這個函數根據芯片的ID從proc.info獲取proc_info_list結 構，proc_info_list結構定義在include/asm-armnommu/proginfo.h中，該結構的數據定義在arch /armnommu/mm/proc-arm*.S文件中，ARM7TDMI系列芯片的proc_info_list數據定義在arch /armnommu/mm/proc-arm6,7.S文件中。函數__lookup_architecture_type從arch.info獲取 machine_desc結構，machine_desc結構定義在include/asm-armnommu/mach/arch.h中，針對不同 arch的數據定義在arch/armnommu/mach-*/arch.c文件中。
在這里如果知道processor_type和architecture_type,可以直接對相應寄存器進行賦值。

5. start_kernel()函數分析
下面對start_kernel()函數及其相關函數進行分析。
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是一個內核大自旋鎖，所有進程都通過這個大鎖來實現向內核態的遷移。只有獲得這個大自旋鎖的處理器可以進入內核，如中斷處理程序 等。在任何一對lock_kernel／unlock_kernel函數里至多可以有一個程序占用CPU。進程的lock_depth成員初始化為-1， 在kerenl/fork.c文件中設置。在它小于0時（恒為-1），進程不擁有內核鎖；當大于或等于0時，進程得到內核鎖。

5.2 setup_arch()
???????? setup_arch()函數做體系相關的初始化工作，函數的定義在arch/armnommu/kernel/setup.c文件中，主要涉及下列主要函數及代碼。
5.2.1 setup_processor()
該函數主要通過
for (list = &__proc_info_begin; list < &__proc_info_end ; list++)?
????????? if ((processor_id & list->cpu_mask) == list->cpu_val)?
??????????? break;?
這樣一個循環來在.proc.info段中尋找匹配的processor_id，processor_id在head_armv.S文件
中設置。

5.2.2 setup_architecture(machine_arch_type)????????
該函數獲得體系結構的信息，返回mach-xxx/arch.c 文件中定義的machine結構體的指針，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?

5.2.3內存設置代碼
if (meminfo.nr_banks == 0)?
{
???????? meminfo.nr_banks = 1;
???????? meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET;
???????? meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE;
}
meminfo結構表明內存情況，是對物理內存結構meminfo的默認初始化。nr_banks指定內存塊的數量，bank指定每塊內存的范 圍，PHYS_OFFSET指定某塊內存塊的開始地址，MEM_SIZE指定某塊內存塊長度。PHYS_OFFSET和MEM_SIZE都定義在 include/asm-armnommu/arch-XXX/memory.h文件中，其中PHYS_OFFSET是內存的開始地址，MEM_SIZE 就是內存的結束地址。這個結構在接下來內存的初始化代碼中起重要作用。

5.2.4 內核內存空間管理
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結構管理其內存空間，init_mm 是內核的mm_struct。其中設置成員變量* mmap指向自己， 意味著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，ARM體系結構的內核頁目錄大小定義為16k。init_mm定義了整個內核的內存空間，內核線程屬于內核代碼，同樣使用內核空間，其訪問內存空間的權限與內核一樣。

5.2.5 內存結構初始化
bootmem_init(&meminfo)函數根據meminfo進行內存結構初始化。 bootmem_init(&meminfo)函數中調用reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages)函數，這個函數的作用是保留一部分內存使之不能被動態分配。這些內存塊包括：?
reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*內核所占用地址空間*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn<<PAGE_SHIFT, bootmap_pages<<PAGE_SHIFT)???
/*bootmem結構所占用地址空間*/

5.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)
創建內核頁表，映射所有物理內存和IO空間，對于不同的處理器，該函數差別比較大。下面簡單描述一下ARM體系結構的存儲系統及MMU相關的概念。
在ARM存儲系統中，使用內存管理單元(MMU)實現虛擬地址到實際物理地址的映射。利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片連續地 址空間，而把原來占據這片空間的FLASH或者ROM映射到其他不相沖突的存儲空間位置。例如，FLASH的地址從 0x00000000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范圍是0x3000 0000～0x3lFFFFFF，則可把SDRAM地址映射為0x00000000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以映射到 0x90000000～0x90FFFFFF(此處地址空間為空閑，未被占用)。映射完成后，如果處理器發生異常，假設依然為IRQ中斷，PC指針指向 0xl8處的地址，而這個時候PC實際上是從位于物理地址的0x30000018處讀取指令。通過MMU的映射，則可實現程序完全運行在SDRAM之中。 在實際的應用中．可能會把兩片不連續的物理地址空間分配給SDRAM。而在操作系統中，習慣于把SDRAM的空間連續起來，方便內存管理，且應用程序申請 大塊的內存時，操作系統內核也可方便地分配。通過MMU可實現不連續的物理地址空間映射為連續的虛擬地址空間。操作系統內核或者一些比較關鍵的代碼，一般 是不希望被用戶應用程序訪問。通過MMU可以控制地址空間的訪問權限，從而保護這些代碼不被破壞。
MMU的實現過程，實際上就是一個查表映射的過程。建立頁表是實現MMU功能不可缺少的一步。頁表位于系統的內存中，頁表的每一項對應于一個虛擬地址到物 理地址的映射。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物理地址的映射功能之外，還定義 了訪問權限和緩沖特性等。
MMU的映射分為兩種，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。一級頁表變換支持1 M大小的存儲空間的映射，而二級可以支持64 kB，4 kB和1 kB大小地址空間的映射。

動態表(頁表)的大小＝表項數＊每個表項所需的位數，即為整個內存空間建立索引表時，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 ＝物理地址空間/每頁大小
下面分析paging_init（）函數的代碼。
在paging_init中分配起始頁（即第0頁）地址：
zero_page = 0xCXXXXXXX

memtable_init(mi); 如果當前微處理器帶有MMU，則為系統內存創建頁表；如果當前微處理器不支持MMU，比如ARM7TDMI上移植uCLinux操作系統時，則不需要此類 步驟。可以通過如下一個宏定義實現靈活控制，對于帶有MMU的微處理器而言，memtable_init(mi)是paging_init()中最重要的 函數。
#ifndef CONFIG_UCLINUX
/* initialise the page tables. */
memtable_init(mi);
……（此處省略若干代碼）
free_area_init_node(node, pgdat, 0, zone_size,
bdata->node_boot_start, zhole_size);
}
#else /* 針對不帶MMU微處理器 */
{
/*****************************************************/
定義物理內存區域管理
/*****************************************************/
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與其它嵌入式Linux最大的區別就是MMU管理這一塊，從上面代碼就明顯可以看到這點區別。下面繼續討論針對帶MMU的微處理器的內存管理。
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定義為：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physical;
unsigned long length;
int //空
};init_maps /* map_desc是區段及其屬性的定義 */

下面代碼對meminfo的區段進行遍歷，在嵌入式系統中列舉所有可映射的內存，例如32M SDRAM, 4M FLASH等，用meminfo記錄這些內存區段。同時填寫init_maps 中的各項內容。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];
};
/********************************************************/

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 ++; //下一個區段
}

/* 如果系統存在FLASH,執行以下代碼 */
#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

/***********************************************************/
接下來的代碼是逐個區段建立頁表
/***********************************************************/
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {

/*******************************************************************************/
由于內核空間是從某個地址開始，如0xC0000000，所以0xC000 0000 以前的頁表項全部清空
clear_mapping在mm-armv.c中定義，其中clear_mapping()是個宏，根據處理器的不同，可以被展開為如下代碼
cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm為內核的mm_struct，pgd指向 swapper_pg_dir，在arch/arm/kernel/init_task.c中定義。cpu_XXX_set_pmd定義在 proc_armXXX.S文件中，參見ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 處代碼。
/*********************************************************************************/
clear_mapping(address);

/* 每個表項增加1M */
address += PGDIR_SIZE;
} else {

/* 構建內存頁表 */
create_mapping(q);

address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;

q ++;
}
} while (address != 0);

/ * create_mapping函數也在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;

/*******************************************************************************/
大部分應用中均采用1級section模式的地址映射，一個section的大小為1M，也就是說從邏輯地址到物理地址的轉變是這樣的一個過程：
一個32位的地址，高12位決定了該地址在頁表中的index，這個index的內容決定了該邏輯section對應的物理section；低20位決定 了該地址在section中的偏移（index）。例如：從0x0～0xFFFFFFFF的地址空間總共可以分成0x1000（4K）個 section（每個section大小為1M），頁表中每項的大小為32個bit，因此頁表的大小為0x4000（16K）。

每個頁表項的內容如下:
bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
content: Section對應的物理地址 NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0
最低兩位（10）是section分頁的標識。
AP：Access Permission，區分只讀、讀寫、SVC＆其它模式。
Domain：每個section都屬于某個Domain，每個Domain的屬性由寄存器控制。一般都只要包含兩個Domain，一個可訪問地址空間； 另一個不可訪問地址空間。
C、B：這兩位決定了該section的cache＆write buffer屬性，這與該段的用途(RO or RW)有密切關系。不同的用途要做不同的設置。

C B 具體含義
0 0 無cache，無寫緩沖，任何對memory的讀寫都反映到總線上。對 memory 的操作過程中CPU需要等待。
0 1 無cache，有寫緩沖，讀操作直接反映到總線上。寫操作CPU將數據寫入到寫緩沖后繼續運行，由寫緩沖進行寫回操作。
1 0 有cache，寫通模式，讀操作首先考慮cache hit；寫操作時直接將數據寫入寫緩沖，如果同時出現cache hit，那么也更新cache。
1 1 有cache，寫回模式，讀操作首先考慮cache hit；寫操作也首先考慮cache hit。

由于ARM中section表項的權限位和page表項的位置不同， 以下代碼根據struct map_desc 中的保護標志，分別計算頁表項中的AP, Domain和CB標志位。
/*******************************************************************************/

prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY |
(md->prot_readprot_writecacheablebufferable

prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) |
(md->prot_readprot_writecacheablebufferable

/********************************************************************/
設置虛擬地址，偏移地址和內存length
/********************************************************************/
virt = md->virtual;
off = md->physical - virt;
length = md->length;
---------------------------------------------------------------------------------------------------
建立虛擬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的作用是設置虛地址virt 到物理地址virt + off_set的映射頁目錄和頁表。
/*************************************************************************/

/* 映射中斷向量表區域 */
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PAGE_OFF+0x8000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0xFFFF0000，所以上述代碼映射一頁到0或 0xFFFF0000，中斷處理程序中的部分代碼也被拷貝到這一頁中。

5.3 parse_options()
分析由內核引導程序發送給內核的啟動選項，在初始化過程中按照某些選項運行，并將剩余部分傳送給init進程。這些選項可能已經存儲在配置文件中，也可能是由用戶在系統啟動時敲入的。但內核并不關心這些，這些細節都是內核引導程序關注的內容，嵌入式系統更是如此。

5.4 trap_init()
這個函數用來做體系相關的中斷處理的初始化，在該函數中調用__trap_init((void*)vectors_base())函數將 exceptionvector設置到vectors_base開始的地址上。__trap_init函數位于entry-armv.S文件中，對于 ARM處理器，共有復位、未定義指令、SWI、預取終止、數據終止、IRQ和FIQ幾種方式。SWI主要用來實現系統調用，而產生了IRQ之后，通過 exceptionvector進入中斷處理過程，執行do_IRQ函數。
armnommu的trap_init（）函數在arch/armnommu/kernel/traps.c文件中。vectors_base是寫中斷向 量的開始地址，在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h文件中設置，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代碼，因此拷貝到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();
}
這個函數用來做體系相關的irq處理的初始化，irq_desc數組是用來描述IRQ的請求隊列，每一個中斷號分配一個irq_desc結構，組成了一個 數組。NR_IRQS代表中斷數目，這里只是對中斷結構irq_desc進行了初始化。在默認的初始化完成后調用初始化函數init_arch_irq， 先執行arch/armnommu/kernel/irq-arch.c文件中的函數genarch_init_irq()，然后就執行include /asm-armnommu/arch-xxxx/irq.h中的inline函數irq_init_irq，在這里對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給硬件表示這個中斷已經被處理了，否則硬件 將再次發生同一個中斷。這里，不是所有硬件需要這個ack回應，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（）函數，如果不支持DMA，可以設置include/asm-armnommu/arch-xxxx/dma.h中的 MAX_DMA_CHANNELS為0，這樣在arch/armnommu/kernel/dma.c文件中會根據這個定義使用不同的函數。

5.6 sched_init()
初始化系統調度進程，主要對定時器機制和時鐘中斷的BottomHalf的初始化函數進行設置。與時間相關的初始化過程主要有兩步：（1）調用 init_timervecs()函數初始化內核定時器機制；（2）調用init_bh()函數將BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和 IMMEDIATE_BH所對應的BH函數分別設置成timer_bh()、tqueue_bh()和immediate_bh()函數

5.7 softirq_init()
內核的軟中斷機制初始化函數。調用tasklet_init初始化tasklet_struct結構，軟中斷的個數為32個。用于bh的 tasklet_struct結構調用tasklet_init()以后，它們的函數指針func全都指向bh_action()。bh_action就 是tasklet實現bh機制的代碼，但此時具體的bh函數還沒有指定。

HI_SOFTIRQ用于實現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要用到的軟中斷 */
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); /* 初始化tasklet_struct實現的bottom half調用 */

這里順便講一下軟中斷的執行函數do_softirq()。
軟中斷服務不允許在一個硬中斷服務程序內部執行，也不允許在一個軟中斷服務程序內部執行，所以通過in_interrupt()加以檢查。 h->action 就是串行化執行軟中斷，當bh 的tasklet_struct鏈入的時候，就能在這里執行，在bh里重新鎖定了所有CPU，導致一個時間只有一個CPU可以執行bh函數，但是 do_softirq()是可以在多CPU上同時執行的。而每個tasklet_struct在一個時間上是不會出現在兩個CPU上的。另外，只有當 Linux初始化完成開啟中斷后，中斷系統才可以開始工作。

5.8 time_init()
這個函數用來做體系相關的timer的初始化，armnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。這里調用了在 include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函數setup_timer，setup_timer（） 函數的設計與硬件設計緊密相關，主要是根據硬件設計情況設置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);
}

5.9 console_init()
控制臺初始化?？刂婆_也是一種驅動程序，由于其特殊性，提前到該處完成初始化，主要是為了提前看到輸出信息，據此判斷內核運行情況。很多嵌入式Linux 操作系統由于沒有在/dev目錄下正確配置console設備，造成啟動時發生諸如unable to open an initialconsole的錯誤。

/*******************************************************************************/
init_modules()函數到smp_init()函數之間的代碼一般不需要作修改，
如果平臺具有特殊性，也只需對相關函數進行必要修改。
這里簡單注明了一下各個函數的功能，以便了解。
/*******************************************************************************/
5.10 init_modules()
模塊初始化。如果編譯內核時使能該選項，則內核支持模塊化加載/卸載功能

5.11 kmem_cache_init()
內核Cache初始化。

5.12 sti()
使能中斷，這里開始，中斷系統開始正常工作

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5.13 calibrate_delay()
近似計算BogoMIPS數字的內核函數。作為第一次估算，calibrate_delay計算出在每一秒內執行多少次__delay循環，也就是每個定 時器滴答（timer tick）―百分之一秒內延時循環可以執行多少次。這種計算只是一種估算，結果并不能精確到納秒，但這個數字供內核使用已經足夠精確了。
BogoMIPS的數字由內核計算并在系統初始化的時候打印。它近似的給出了每秒鐘CPU可以執行一個短延遲循環的次數。在內核中，這個結果主要用于需要等待非常短周期的設備驅動程序――例如，等待幾微秒并查看設備的某些信息是否已經可用。
計算一個定時器滴答內可以執行多少次循環需要在滴答開始時就開始計數，或者應該盡可能與它接近。全局變量jiffies中存儲了從內核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保持異步更新，在一個中斷內——每秒一百次，內核暫時掛起正在處理的內容，更新變量，然后繼續剛才的工作。

5.14 mem_init()
內存初始化。本函數通過內存碎片的重組等方法標記當前剩余內存, 設置內存上下界和頁表項初始值。

5.15 kmem_cache_sizes_init()
內核內存管理器的初始化，也就是初始化cache和SLAB分配機制。

5.16 pgtable_cache_init()
頁表cache初始化。

5.17 fork_init()
這里根據硬件的內存情況，如果計算出的max_threads數量太大，可以自行定義。

5.18 proc_caches_init();
為proc文件系統創建高速緩沖

5.19 vfs_caches_init(num_physpages);
為VFS創建SLAB高速緩沖

5.20 buffer_init(num_physpages);
初始化buffer

5.21 page_cache_init(num_physpages);
頁緩沖初始化

5.22 signals_init();
創建信號隊列高速緩沖

5.23 proc_root_init();
在內存中創建包括根結點在內的所有節點

5.24 check_bugs();
檢查與處理器相關的bug

5.25 smp_init();

5.26 rest_init(); 此函數調用kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)函數。

5.26.1 kernel_thread()函數分析
這里調用了arch/armnommu/kernel/process.c中的函數kernel_thread，kernel_thread函數中通過 __syscall(clone) 創建新線程。__syscall(clone)函數參見armnommu/kernel目錄下的entry-common.S文件。

5.26.2 init()完成下列功能：
Init()函數通過kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL)的回調函數執行，完成下列功能。
do_basic_setup()
在該函數里，sock_init()函數進行網絡相關的初始化，占用相當多的內存，如果所開發系統不支持網絡功能，可以把該函數的執行注釋掉。
do_initcalls()實現驅動的初始化, 這里需要與vmlinux.lds聯系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();
}

查看 /arch/i386/vmlinux.lds，其中有一段代碼
　__initcall_start = .;
　.initcall.init : { *(.initcall.init) }
　__initcall_end = .;
其含義是__initcall_start指向代碼節.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，那么這些函數指針數據是怎樣放到了.initcall.init節呢？在include/linux/init.h文件中有如下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節的指向初始函數的指針。
2. #define __initcall(fn) static initcall_t __initcall_##fn __init_call = fn
##意思就是在可變參數使用宏定義的時候構建一個變量名稱為所指向的函數的名稱，并且在前面加上__initcall_
3. #define module_init(x) __initcall(x);
很多驅動中都有類似module_init(usb_init)的代碼，通過該宏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代碼)
在blkmem_init()函數中，調用了blk_init_queue()函數，blk_init_queue()函數調用了 blk_init_free_list()函數，blk_init_free_list()函數又調用了blk_grow_request_list() 函數，在這個函數中會kmem_cache_alloc出nr_requests個request結構體。
這里如果nr_requests的值太大，則將占用過多的內存，將造成硬件內存不夠，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
這個函數在arch/armnommu/mm/init.c文件中，其作用就是對init節的釋放，也可以通過修改代碼指定為不釋放。

5.26.3 init執行過程
在內核引導結束并啟動init之后，系統就轉入用戶態的運行，在這之后創建的一切進程，都是在用戶態進行。這里先要清楚一個概念：就是init進程雖然是 從內核開始的，即在前面所講的init/main.c中的init()函數在啟動后就已經是一個核心線程，但在轉到執行init程序（如 /sbin/init）之后，內核中的init()就變成了/sbin/init程序，狀態也轉變成了用戶態，也就是說核心線程變成了一個普通的進程。這 樣一來，內核中的init函數實際上只是用戶態init進程的入口，它在執行execve("/sbin/init",argv_init, envp_init)時改變成為一個普通的用戶進程。這也就是exec函數的乾坤大挪移法，在exec函數調用其他程序時，當前進程被其他進程“靈魂附體 ”。
　　除此之外，它們的代碼來源也有差別，內核中的init()函數的源代碼在/init/main.c中，是內核的一部分。而/sbin/init程序的源代碼是應用程序。
init程序啟動之后，要完成以下任務：檢查文件系統，啟動各種后臺服務進程，最后為每個終端和虛擬控制臺啟動一個getty進程供用戶登錄。由于所有其它用戶進程都是由init派生的，因此它又是其它一切用戶進程的父進程。
　　init進程啟動后，按照/etc/inittab的內容進程系統設置。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。

小結：
本想多整理一些相關資料，無奈又要開始新項目的奔波，start_kernel()函數也剛好差不多講完了，分析的不是很深入，希望對嵌入式Linux移植的網友們有一些幫助。最后列舉下面幾處未整理的知識點，有興趣的網友可作進一步探討。
text.init和data.init說明
__init標示符在gcc編譯器中指定將該函數置于內核的特定區域。在內核完成自身初始化之后，就試圖釋放這個特定區域。實際上，內核中存在兩個這樣的 區域，.text.init和.data.init――第一個是代碼初始化使用的，另外一個是數據初始化使用的。另外也可以看到 __initfunc和__initdata標志，前者和__init類似，標志初始化專用代碼，后者則標志初始化專用數據。
System.map內核符號表
irq的處理過程
Linux內核調度過程

總結

以上是生活随笔為你收集整理的嵌入式Linux内核移植相关代码分析(转)的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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