第7课armlinux内核

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1、,1,嵌入式系统 An Introduction to Embedded System浙江大学计算机学院2012年4月,第7课 ARM Linux内核,提纲,1. ARM系统结构简介 2. ARM-Linux内存管理 3. ARM-Linux进程管理和调度 4. ARM-Linux 的中断响应和处理 5. ARM-Linux系统调用,4,1. ARM系统结构简介,ARM有7种运行状态: 用户状态（User） 中断状态（IRQ, Imterrupt Request） (0x18) 快中断状态（FIQ,Fast Imterrupt Request）(0x1c) 监管状态（Supervisor） 终

2、止状态（Abort） 无定义状态（Undefined） 系统状态（System）,5,ARM系统结构中各个寄存器的使用方式,6,2 ARM-Linux内存管理,存储管理是一个很大的范畴 地址映射、空间分配、保护机制 操作系统内核的复杂性相当程度上来自内存管理，对整个系统的结构有着根本性的深远影响,7,2.1内存管理和MMU,MMU(Memory Management Unit)，也就是“内存管理单元”，其主要作用是两个方面： 地址映射 对地址访问的保护和限制 MMU可以做在芯片中，也可以作为协处理器(co-processor) ARM中的CP15,8,2.2 冯诺依曼结构和哈佛结构,冯诺依曼结

3、构：程序只是一种数据，对程序也可以像对数据一样加以处理，并且可以和数据存储在同一个存储器中，共享同一总线 嵌入式系统中往往采用程序和数据两个存储器、两条总线的系统结构，称为“哈佛结构”,9,2.3 ARM存储管理机制,ARM系统结构中，地址映射可以是单层的按段（section）映射，也可以是二层的页面（page）映射 采用单层的段映射的时候，内存中有个“段映射表” ，当CPU访问内存的时候（假设每段大小为220=1MB）： 其32位虚地址的高12位用作访问段映射表的下标，从表中找到相应的表项 每个表项提供一个12位的物理段地址，以及对这个段的访问许可标志，将这12位物理段地址和虚拟地址中的低2

4、0位拼接在一起，就得到了32位的物理地址,10,如果采用页面映射，“段映射表”就成了“首层页面映射表”，映射的过程如下(假设每页大小为212 =4KB)： 以32位虚地址的高12位（bit20-bit31）作为访问首层映射表的下标，从表中找到相应的表项，每个表项指向一个二层映射表。 以虚拟地址中的次8位（bit12-bit19）作为访问所得二层映射表的下标，进一步从相应表项中取得20位的物理页面地址。 最后，将20位的物理页面地址和虚拟地址中的最低12位拼接在一起，就得到了32位的物理地址。,11,凡是支持虚存的CPU必须为有关的映射表提供高速缓存，使地址映射的过程在不访问内存的前提下完成，用

5、于这个目的的高速缓存称为TLB(Translation Lookaside Buffer),12,ARM处理器中，MMU是作为协处理器CP15来实现的 MMU相关的最主要的寄存器有三个： 控制寄存器，控制MMU的开关、高速缓存的开关、写缓冲区的开关等 地址转换表基地址寄存器 域访问控制寄存器,13,控制寄存器中有S位（表示System）和R位（表示ROM），用于决定了CPU在当前运行状态下对目标段或者页面的访问权限，如果段或者页面映射表项中的2位的“访问权限” AP为00，那么S位和R位所起的作用如表,14,如果AP为01，则和S位R位无关，特权状态可读可写，用户状态不能访问。 如果AP为10

6、，则和S位R位无关，特权状态可读可写，用户状态只读。 如果AP为11，则和S位R位无关，特权状态、用户状态都可读可写。,15,2.4 ARM-Linux存储机制的建立,ARM-Linux内核也将这4GB虚拟地址空间分为两个部分 ，系统空间和用户空间 ARM将I/O也放在内存地址空间中，所以系统空间的一部分虚拟地址不是映射到物理内存，而是映射到一些I/O设备的地址,16,17,ARM处理器上的实现和x86的既相似又有很多不同： 在ARM处理器上，如果整个段（1MB，并且和1MB边界对齐）都有映射，就采用单层映射；而在x86上总是采用二层映射 ARM处理器上所谓的“段（section）”是固定长度

7、的，实质上就是超大型的页面；而x86上的“段（segment）”则是不定长的 Linux在启动初始化的时候依次调用：start_kernel()setup_arch()paging_init()memtable_init()create_mapping(),18,2.5 ARM-Linux进程的虚存空间,Linux虚拟内存的实现需要6种机制的支持： 地址映射机制 内存分配回收机制 缓存和刷新机制 请求页机制 交换机制 内存共享机制,19,系统中的每个进程都各有自己的首层映射表，这就是它的空间，没有独立的空间的就只是线程而不是进程 Linux内核需要管理所有的虚拟内存地址，每个进程虚拟内存中的内

8、容在其task_struct结构中指向的 vm_area_struct结构中描叙,20,task_struct结构分析图 :,21,由于那些虚拟内存区域来源各不相同，Linux使用vm_area_struct中指向一组虚拟内存处理过程的指针来抽象此接口 为进程创建新的虚拟内存区域或处理页面不在物理内存中的情况下，Linux内核重复使用进程的vm_area_struct数据结构集合。采用AVL树来减少查找时间。 当进程请求分配虚拟内存时，Linux并不直接分配物理内存,22,3 ARM-Linux进程管理和调度,Linux进程有5种状态，分别是： TASK_RUNNING TASK_INTERR

9、UPTIBLE TASK_UNINTERRUPTIBLE TASK_ZOMBIE TASK_STOPPED,23,进程间状态变换,24,3.1 Linux进程的创建、执行和消亡,1. Linux进程的创建 系统的第一个真正的进程，init内核线程（或进程）的标志符为1 新进程通过克隆老进程或当前进程来创建,系统调用fork或clone可以创建新任务 复制完成后，Linux允许两个进程共享资源,25,2. Linux进程的执行 要让若干新进程按照需要处理不同的事情，就必须通过系统调用exec 函数sys_execve将可执行文件的名字从用户空间取入内核空间以后就调用do_execve( )执行具

10、体的操作,26,do_execve( )执行的流程： 打开可执行文件,获取该文件的 file结构。 获取参数区长度,将存放参数的页面清零。 对linux_binprm结构的其它项作初始化 通过对参数和环境个数的计算来检查是否在这方面有错误 调用prepare_binprm() 对数据结构linux_binprm作进一步准备 把一些参数(文件名、环境变量、文件参数)从用户空间复制到内核空间 调用search_binary_handler()，搜寻目标文件的处理模块并执行,27,3. Linux进程的消亡 进程终止由可终止进程的系统调用通过调用do_exit（）实现 do_exit(long co

11、de)带一个参数code，用于传递终止进程的原因,28,do_exit(long code)流程： （1）如果进程在中断服务程序中调用do_exit（），则打印提示信息 。 （2）记录进程的记帐信息。 （3）进程标志置为PF_EXITING。 （4）释放定时器链表。 （5）释放临界区数据。 （6）将消息队列中和current进程有关项删除。 （7）释放进程的存储管理信息。 （8）释放进程已打开文件的信息。 （9）释放进程的文件系统。 （10）释放进程的信号响应函数指针数组等管理信息。 （11）释放进程的LDT。 （12）进程状态置为TASK_ZOMBIE。 （13）置上退出信息，通知所有相关进

12、程，它要退出了。 （14）exec_domain结构共享计数减1，binfmt结构共享计数减1。 （15）重新调度，将current进程从run-queue中删除，交出CPU控制权,29,以下情况要调用do_exit()函数： 具体对应的系统调用出错，不得不终止进程 ，如： do_page_fault（） sys_sigreturn（） setup_frame（） save_v86_state（） 其他终止进程的情况，通过调用以下函数实现终止： sys_exit（） sys_reboot() do_signal（）,30,LINUX系统进程的切换包括三个层次: 用户数据的保存： 正文段、数据段

13、、栈段、共享内存段 寄存器数据的保存 PC、PSW、SP、PCBP、FP 系统层次的保存 proc、u、虚拟存储空间管理表格、中断处理栈,31,3.2 ARM-Linux进程的调度,Linux进程调度由函数schedule()实现的，其基本流程可以概括为五步： 清理当前运行中的进程 选择下一个投入运行的进程 设置新进程的运行环境 执行进程上下文切换 后期整理 Linux调度的时机有两种： 在内核应用中直接调用schedule() 被动调用schedule(),32,4 ARM-Linux 的中断响应和处理,中断是一个流程，一般来说要经过三个环节： 中断响应 中断处理 中断返回 中断响应是第一个

14、环节，主要是确定中断源，在整个中断机制中起着枢纽的作用,33,使CPU在响应中断的时候能迅速的确定中断源，且尽量减少引脚数量，辅助手段主要有下列几种： 中断源通过数据总线提供一个代表具体设备的数值，称为“中断向量” 在外部提供一个“集线器”，称为“中断控制器” 将中断控制器集成在CPU芯片中，但是设法“挪用”或“复制”原有的若干引线，而并不实际增加引线的数量,34,ARM是将中断控制器集成在CPU内部的，由外设产生的中断请求都由芯片上的中断控制器汇总成一个IRQ中断请求 中断控制器还向CPU提供一个中断请求寄存器和一个中断控制寄存器 GPIO是一个通用的可编程的I/O接口，其接口寄存器中的每一

15、位都可以分别在程序的控制下设置用于输入或者输出,35,ARM Linux将中断源分为三组： 第一组是针对外部中断源； 第二组中是针对内部中断源，它们都来自集成在芯片内部的外围设备和控制器，比如LCD控制器、串行口、DMA控制器等等。 第三组中断源使用的是一个两层结构。,36,在Linux中，每一个中断控制器都由strcut hw_interrut_type数据结构表示：,37,每一个中断请求线都有一个struct irqdesc 数据结构表示：,38,具体中断处理程序则在数据结构 struct irqaction 三个数据结构的相互关系如图 ：,irq_descNR_IRQS,39,ARM L

16、inux的中断初始化。 在ARM Linux存储管理中，内核中DRAM区间的虚拟地址和物理地址是相同的。系统加电引导以后，CPU进入内核的总入口，即代码段的起点stext，CPU首先从自身读出CPU的型号以及其所在的开发板，把有关的信息保存在全局变量中； 然后就转入start_kernel()函数进行初始化； 接着是执行函数trap_init（） 这个函数做的第一件事是将下列指令搬运到虚拟地址0处：,40,第二件事是搬运底层中断响应程序的代码（如下所示）到0x200处 ：,41,trap_init()函数执行完了以后，再执行init_IRQ()。通过函数init_IRQ()建立上面提及的3个数据结构及其相互联系的框架。,42,在进入中断响应之前，CPU自动完成下列操作： 将进入中断响应前的内容装入r14_irq，即中断模式的lr，使其指向中断点。 将cpsr原来的内容装入spsr_irq，即中断模式的spsr；同时改变cpsr的内容使CPU运行于中断模式，并关闭中断。 将堆栈指针sp切换成中断模式的sp_irq。 将pc指向0x18。,