深入剖析ARM Linux内核初始化流程 (arm linux 内核初始化)
ARM架构是现代计算机系统中使用最广泛的处理器架构之一，而Linux内核则是当今最著名和流行的操作系统内核之一。ARM Linux内核是基于ARM处理器架构的Linux内核。在这篇文章中，我们将。
ARM Linux内核初始化流程包括以下几个主要步骤：引导程序、内存管理、设备驱动程序和根文件系统初始化。下面详细介绍每个步骤。
引导程序
在系统上电或重启时，处理器不能立即开始执行操作系统内核的代码。相反，它必须先运行一个引导程序，该程序将接管处理器并负责加载并运行操作系统内核。在ARM Linux中，引导程序称为引导加载程序（Boot Loader）。
引导加载程序有许多不同的实现，例如U-Boot和RedBoot等。当引导加载程序被激活时，它将首先进行硬件初始化，并在合适的地址空间内使用内存，以便能够将操作系统内核加载到处理器中。其中的一个任务是将内核映像从存储设备复制到内存中，并将处理器的控制权交给操作系统内核。
内存管理
一旦引导程序将操作系统内核加载到处理器的内存空间中，内核就会接管处理器的控制权。此时，内核将开始处理第二阶段：内存管理。在这个阶段，内核将扫描系统内存，确认可以使用的内存区域并进行内存分配。
内存管理也包括特殊区域的设置，例如中断向量表和页表等。此外，内核必须在此阶段完成虚拟内存到物理内存的映射，以便进程的虚拟地址可以正确映射到物理地址。这个过程通常是使用MMU（内存管理单元）和虚拟内存机制完成的。
设备驱动程序
设备驱动程序是操作系统内核中的一个非常重要的功能模块。在ARM Linux内核初始化阶段，设备驱动程序将准备好硬件设备的可用性，包括CPU、内存、存储、网络、各种传感器和其他I/O设备。
ARM Linux内核提供了一个称为设备树的机制。它可以描述硬件属性和连接关系，并使内核能够自动加载正确的设备驱动程序。这种机制对于支持多种不同的硬件配置和平台的ARM Linux系统非常有用。
根文件系统初始化
在设备驱动程序完成初始化之后，内核在启动进程之前会执行另一个非常重要的任务，即根文件系统初始化。根文件系统是操作系统内核运行的根路径，其中包含操作系统所需的所有文件、目录和配置。
ARM Linux内核可以将根文件系统作为挂载点，提供从闪存、其他文件系统或网络卡等设备中加载文件的设备数据。根文件系统初始化过程确保所有必需的文件、目录和配置都可用，并确保它们是正确挂载的。
综上所述，ARM Linux内核初始化的流程是引导程序、内存管理、设备驱动程序和根文件系统初始化。操作系统内核的初始化过程非常复杂，包括许多步骤和子过程。
对于ARM Linux系统的开发人员来说，了解ARM Linux内核初始化流程的细节和原理至关重要。只有在完全理解操作系统内核的初始化过程时，才能更好地管理和控制ARM Linux系统的行为和性能，从而确保其始终保持更佳工作状态。
相关问题拓展阅读：
linux内核同步问题
Linux内核设计与实现 十、内核同步方法
手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述
==
基础概念：
==
并发
：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏谨拿观并行执行
竞态
：并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量）的访问而导致的竟态状态。
临界资源
：多个进程访问的资源
临界区
：多个进程访问的代码段
==
并发场合：
==
1、单CPU之间进程间的并发
:时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。
2、单cpu上进程和中断之间并发
：CPU必须停止当前进程的执行中断;
3、多cpu之间
4、单CPU上中断之间的并发
==
使用偏向：
==
==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁更大的区别。==
信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock更大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠祥李搭，因此会导致系统调度。
1、==用于进程与进程之间的同步==
2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==
3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和P下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；
4、不支持进程和中断之间的同步
5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==
6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）
==信号量加锁以及解锁过程：==
sema_init(&sp->dead_sem, 0); /
初始化
/
down(&sema);
临界区代码
up(&sema);
==信号量定义：==
==信号量初始化：==
==dowm函数实现扰高：==
==up函数实现：==
信号量一般可以用来标记可用资源的个数。
举2个生活中的例子：
==dowm函数实现原理解析：==
（1）down
判断sem->count是否 > 0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem);
（2）__down
调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；
（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
把当前进程加入到sem->wait_list中；
（3）先解锁后加锁;
进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schedule_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；
Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究
rk3288 原子操作和原子位操作
原子变量适用于只共享一个int型变量；
1、原子操作是指不被打断的操作，即它是最小的执行单位。
2、最简单的原子操作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)
==常见函数：==
==以atomic_inc为例介绍实现过程==
在Linux内核文件archarmincludeaatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。
所以atomic_add的原型是下面这个宏：
atomic_add等效于：
result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）
注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中操作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。
（1）ldrex %0,
意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %0, %0, %4
result = result + i
（3）strex %1, %0,
意思是将result保存到&v->counter指向的内存中，
此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %1, #0
测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，==自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的==，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源），一般应用在==中断上下文==。
1、spinlock是一种死等机制
2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等
3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；
4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；
==spinlock加锁以及解锁过程：==
spin_lock(&devices_lock);
临界区代码
spin_unlock(&devices_lock);
==spinlock初始化==
==进程和进程之间同步==
==本地软中断之间同步==
==本地硬中断之间同步==
==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==
==尝试获取锁==
==
arch_spinlock_t结构体定义如下：
==
==
arch_spin_lock的实现如下：
==
lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %1, %0, %4
newval =lockval +（1slock指向的内存中，
此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %2, #0
测试strex是否成功
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
通过上面的分析，可知关键在于strex的操作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。
（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)
如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；
*
（7）wfe()和p_mb() 最终调用#define barrier()
a
volatile
(“”: : :”memory”) *
阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。
==
arch_spin_unlock的实现如下：
==
退出锁时：tickets.owner++
==
出现死锁的情况：
==
1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。
2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。
==
如何避免死锁：
==
1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；
2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有
3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；
4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 ;c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）
==
rw（read/write）spinlock：
==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==
==
seqlock（顺序锁）：
==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==
读写速度
：
CPU > 一级缓存 > 二级缓存 > 内存
，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；
mutex用于互斥操作。
互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）
1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展
性更好，
2、另外mutex数据结构的定义比信号量小;、
3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex
4、不允许递归地加锁和解锁
5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。
• mutex必须使用官方API来初始化。
• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等
==常见操作：==
struct mutex mutex_1;
mutex_init(&mutex_1);
mutex_lock(&mutex_1)
临界区代码；
mutex_unlock(&mutex_1)
==常见函数：==
=
