【教学课件】第7课ARMLinux内核.ppt

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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）(0 x18)快中断状态（FIQ,Fast Imterrupt Request）(0 x1c)监管状态（Supervisor）终止状态（Abort）无定义

2、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,冯诺依曼结构：程序只是一种数据，对程序也可以像

3、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20位拼接在一起，就得到了32位的物理地址

4、,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，用于这个目的的高速缓存称为TLB(Translat

5、ion 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，则和S位R位无关，特权状态可读可写，用户状态只读。如果

6、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）”是固定长度的，实质上就是超大型的页面；而x86上的“段（segment）

7、”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容在其task_struct结构中指向的 vm_area_struct结构中

8、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_INTERRUPTIBLE TASK_UNINTERRUPTIBLE TASK_ZOMBIE

9、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

10、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 code)带一个参数code，用于传递终止进程的原因,28,do_exit(long code)流程：（

11、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

12、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、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

13、-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

14、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

15、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 Linux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

16、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0 x200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

17、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0 x18。,43,中断流程图,44,5 ARM-Linux系统调用,两种机制：通过LIBC调用，或直接调用X86有INT 0 x80arm处理器有自陷指令SWI cpu遇到自陷指令后，跳转到内核态操作系统首先保存当前运行的信息，然后根据系统调用号查找相应的函数去执行执行完了以后恢复原先保存的运行信息返回,45,创建和使用一个新的系统调用(1),在 arch/arm/kernel/目录下创建一个新的文件mysyscall.c 在 arch/arm/kernel/call.

18、S 中添加新的系统调用，新的系统调用号0 x900000+226,46,创建和使用一个新的系统调用(2),修改arch/arm/kernel/目录下的Makefile文件，在obj-y后面添加mysyscall.o,47,创建和使用一个新的系统调用(3),写一个测试程序来使用新的系统调用：,48,创建和使用一个新的系统调用(4),然后执行 启动开发板，将应用程序test通过zmodem协议下载到开发板的文件系统目录下，在板子上运行test程序所得结果如下：注意，上面的例子是直接用汇编使用系统调用的，而不是使用libc，因为test应用程序使用的是新添加的系统调用，而libc中并没有，所以只能直接用汇编。,Thanks!,