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嵌入式Linux内核移植相关代码分析

 
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嵌入式Linux内核移植相关代码分析
2010年06月05日
  嵌入式Linux内核移植相关代码分析 
  转载请注明出处,
  www.linuxforum.net
  ,作者:张洪耿,
  patrick_zhg@hotmail.com
  本文通过整理之前研发的一个项目(ARM7TDMI + uCLinux),分析内核启动过程及需要修改的文件,以供内核移植者参考。整理过程中也同时参考了众多网友的帖子,在此谢过。由于整理过程匆忙,难免错误及讲解的不够清晰之处,请各位网友指正,这里提前谢过。本文分以下部分进行介绍: 
  1. Bootloader及内核解压 
  2. 内核启动方式介绍 
  3. 内核启动地址的确定 
  4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S分析 
  5. start_kernel()函数分析 
  1. Bootloader及内核解压 
  Bootloader将内核加载到内存中,设定一些寄存器,然后将控制权交由内核,该过程中,关闭MMU功能。通常,内核都是以压缩的方式存放,如zImage,这里有两种解压方法: 
  使用内核自解压程式。 
  arch/arm/boot/compressed/head.S或arch/arm/boot/compressed/head-xxxxx.S 
  arch/arm/boot/compressed/misc.c 
  在Bootloader中增加解压功能。 
  使用该方法时内核不必带有自解压功能,而使用Bootloader中的解压程式代替内核自解压程式。其工作过程和内核自解压过程相似:Bootloader把压缩方式的内核解压到内存中,然后跳转到内核入口处开始执行。 
  2. 几种内核启动方式介绍 
  XIP (EXECUTE IN PLACE) 是指直接从存放代码的位置上启动运行。 
  2.1 非压缩,非XIP 
  非XIP方式是指在运行之前需对代码进行重定位。该类型的内核以非压缩方式存放在Flash中,启动时由Bootloader加载到内存后运行。 
  2.2 非压缩,XIP 
  该类型的内核以非压缩格式存放在ROM/Flash中,不必加载到内存就能运行,Bootloader直接跳转到其存放地址执行。Data段复制和BSS段清零的工作由内核自己完成。这种启动方式常用于内存空间有限的系统中,另外,程式在ROM/Flash中运行的速度相对较慢。 
  2.3 RAM自解压 
  压缩格式的内核由开头一段自解压代码和压缩内核数据组成,由于以压缩格式存放,内核只能以非XIP方式运行。RAM自解压过程如下:压缩内核存放于ROM/Flash中,Bootloader启动后加载到内存中的临时空间,然后跳转到压缩内核入口地址执行自解压代码,内核被解压到最终的目的地址然后运行。压缩内核所占据的临时空间随后被Linux回收利用。这种方式的内核在嵌入式产品中较为常见。 
  2.4 ROM自解压 
  解压缩代码也能够以XIP的方式在ROM/Flash中运行。ROM自解压过程如下:压缩内核存放在ROM/Flash中,不必加载到内存就能运行,Bootloader直接跳转到其存放地址执行其自解压代码,将压缩内核解压到最终的目的地址并运行。ROM自解压方式存放的内核解压缩速度慢,而且也不能节省内存空间。 
  3. 内核启动地址的确定 
  内核自解压方式 
  Head.S/head-XXX.S获得内核解压后首地址ZREALADDR,然后解压内核,并把解压后的内核放在ZREALADDR的位置上,最后跳转到ZREALADDR地址上,开始真正的内核启动。 
  arch/armnommu/boot/Makefile,定义ZRELADDR和 ZTEXTADDR。ZTEXTADDR是自解压代码的起始地址,如果从内存启动内核,设置为0即可,如果从Rom/Flash启动,则设置ZTEXTADDR为相应的值。ZRELADDR是内核解压缩后的执行地址。 
  arch/armnommu/boot/compressed/vmlinux.ld,引用LOAD_ADDR和TEXT_START。 
  arch/armnommu/boot/compressed/Makefile, 通过如下一行: 
  SEDFLAGS = s/TEXT_START/$(ZTEXTADDR)/;s/LOAD_ADDR/$(ZRELADDR) /; 
  使得TEXT_START = ZTEXTADDR,LOAD_ADDR = ZRELADDR。 
  说明: 
  执行完decompress_kernel函数后,代码跳回head.S/head-XXX.S中,检查解压缩之后的kernel起始地址是否紧挨着kernel image。如果是,beq call_kernel,执行解压后的kernel。如果解压缩之后的kernel起始地址不是紧挨着kernel image,则执行relocate,将其拷贝到紧接着kernel image的地方,然后跳转,执行解压后的kernel。 
  Bootloader解压方式 
  Bootloader把解压后的内核放在内存的TEXTADDR位置上,然后跳转到TEXTADDR位置上,开始内核启动。 
  arch/armnommu/Makefile,一般设置TEXTADDR为PAGE_OFF+0x8000,如定义为0x00008000, 0xC0008000等。 
  arch/armnommu/vmlinux.lds,引用TEXTADDR 
  4. arch/armnommu/kernel/head-armv.S 
  该文件是内核最先执行的一个文件,包括内核入口ENTRY(stext)到start_kernel间的初始化代码,主要作用是检查CPU ID,Architecture Type,初始化BSS等操作,并跳到start_kernel函数。在执行前,处理器应满足以下状态: 
  r0 - should be 0 
  r1 - unique architecture number 
  MMU - off 
  I-cache - on or off 
  D-cache ? off 
  /* 部分原始码分析 */ 
  /* 内核入口点 */ 
  ENTRY(stext) 
  /* 程式状态,禁止FIQ、IRQ,设定SVC模式 */ 
  mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC@ make sure svc mode 
  /* 置当前程式状态寄存器 */ 
  msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled 
  /* 判断CPU类型,查找运行的CPU ID值和Linux编译支持的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 
  /* 判断体系类型,查看R1寄存器的Architecture Type值是否支持 */ 
  bl __lookup_architecture_type 
  /* 不支持,跳到出错 */ 
  teq r7, #0 @ invalid architecture? 
  moveq r0, #'a' @ yes, error 'a' 
  beq __error 
  /* 创建核心页表 */ 
  bl __create_page_tables 
  adr lr, __ret @ return address 
  add pc, r10, #12 @ initialise processor 
  /* 跳转到start_kernel函数 */ 
  b start_kernel 
  __lookup_processor_type这个函数根据芯片的ID从proc.info获取proc_info_list结构,proc_info_list结构定义在include/asm-armnommu/proginfo.h中,该结构的数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm*.S文件中,ARM7TDMI系列芯片的proc_info_list数据定义在arch/armnommu/mm/proc-arm6,7.S文件中。函数__lookup_architecture_type从arch.info获取machine_desc结构,machine_desc结构定义在include/asm-armnommu/mach/arch.h中,针对不同arch的数据定义在arch/armnommu/mach-*/arch.c文件中。 
  在这里如果知道processor_type和architecture_type,能直接对相应寄存器进行赋值。 
  5. start_kernel()函数分析 
  下面对start_kernel()函数及其相关函数进行分析。 
  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是个内核大自旋锁,所有进程都通过这个大锁来实现向内核态的迁移。只有获得这个大自旋锁的处理器能进入内核,如中断处理程式等。在所有一对lock_kernel/unlock_kernel函数里至多能有一个程式占用CPU。 进程的lock_depth成员初始化为-1,在kerenl/fork.c文件中设置。在他小于0时(恒为 -1),进程不拥有内核锁;当大于或等于0时,进程得到内核锁。 
  5.2 setup_arch() 
  setup_arch()函数做体系相关的初始化工作,函数的定义在arch/armnommu/kernel/setup.c文件中,主要涉及下列主要函数及代码。 
  5.2.1 setup_processor() 
  该函数主要通过 
  for (list = &__proc_info_begin; list cpu_mask) == list->cpu_val) 
  break; 
  这样一个循环来在.proc.info段中寻找匹配的processor_id,processor_id在head_armv.S文件 
  中设置。 
  5.2.2 setup_architecture(machine_arch_type) 
  该函数获得体系结构的信息,返回mach-xxx/arch.c 文件中定义的machine结构体的指针,包含以下内容: 
  MACHINE_START (xxx, "xxx") 
  MAINTAINER ("xxx") 
  BOOT_MEM (xxx, xxx, xxx) 
  FIXUP (xxx) 
  MAPIO (xxx) 
  INITIRQ (xxx) 
  MACHINE_END 
  5.2.3内存设置代码 
  if (meminfo.nr_banks == 0) 
  { 
  meminfo.nr_banks = 1; 
  meminfo.bank[0].start = PHYS_OFFSET; 
  meminfo.bank[0].size = MEM_SIZE; 
  } 
  meminfo结构表明内存情况,是对物理内存结构meminfo的默认初始化。 nr_banks指定内存块的数量,bank指定每块内存的范围,PHYS _OFFSET指定某块内存块的开始地址,MEM_SIZE指定某块内存块长度。PHYS _OFFSET和MEM_SIZE都定义在include/asm-armnommu/arch-XXX/memory.h文件中,其中PHYS _OFFSET是内存的开始地址,MEM_SIZE就是内存的结束地址。这个结构在接下来内存的初始化代码中起重要作用。 
  5.2.4 内核内存空间管理 
  init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; 内核代码段开始 
  init_mm.end_code = (unsigned long) &_etext; 内核代码段结束 
  init_mm.end_data = (unsigned long) &_edata; 内核数据段开始 
  init_mm.brk = (unsigned long) &_end; 内核数据段结束 
  每一个任务都有一个mm_struct结构管理其内存空间,init_mm 是内核的mm_struct。其中设置成员变量* mmap指向自己, 意味着内核只有一个内存管理结构,设置 pgd=swapper_pg_dir, 
  swapper_pg_dir是内核的页目录,ARM体系结构的内核页目录大小定义为16k。init_mm定义了整个内核的内存空间,内核线程属于内核代码,同样使用内核空间,其访问内存空间的权限和内核相同。 
  5.2.5 内存结构初始化 
  bootmem_init(&meminfo)函数根据meminfo进行内存结构初始化。bootmem_init(&meminfo)函数中调用reserve_node_zero(bootmap_pfn, bootmap_pages) 函数,这个函数的作用是保留一部分内存使之不能被动态分配。这些内存块包括: 
  reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*内核所占用地址空间*/ 
  reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfnnode_boot_start, zhole_size); 
  } 
  #else /* 针对不带MMU微处理器 */ 
  { 
  /************************************************* ****/ 
  定义物理内存区域管理 
  /************************************************* ****/ 
  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和其他嵌入式Linux最大的差别就是MMU管理这一块,从上面代码就明显能看到这点差别。下面继续讨论针对带MMU的微处理器的内存管理。 
  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定义为: 
  struct map_desc { 
  unsigned long virtual; 
  unsigned long physical; 
  unsigned long length; 
  int domain:4, // 页表的domain 
  prot_read:1, // 读保护标志 
  prot_write:1, // 写保护标志 
  cacheable:1, // 是否使用cache 
  bufferable:1, // 是否使用write buffer 
  last:1; //空 
  };init_maps /* map_desc是区段及其属性的定义 */ 
  下面代码对meminfo的区段进行遍历,在嵌入式系统中列举所有可映射的内存,例如32M SDRAM, 4M FLASH等,用meminfo记录这些内存区段。同时填写init_maps 中的各项内容。meminfo结构如下: 
  struct meminfo { 
  int nr_banks; 
  unsigned long end; 
  struct { 
  unsigned long start; 
  unsigned long size; 
  int node; 
  } bank[NR_BANKS]; 
  }; 
  /************************************************* *******/ 
  for (i = 0; i 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 ++; //下一个区段 
  } 
  /* 如果系统存在FLASH,执行以下代码 */ 
  #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 
  /************************************************* **********/ 
  接下来的代码是逐个区段建立页表 
  /************************************************* **********/ 
  q = init_maps; 
  do { 
  if (address virtual || q == p) { 
  /************************************************* ******************************/ 
  由于内核空间是从某个地址开始,如0xC0000000,所以0xC000 0000 以前的页表项全部清空 
  clear_mapping在mm-armv.c中定义,其中clear_mapping()是个宏,根据处理器的不同,能被展开为如下代码 
  cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )})); 
  其中init_mm为内核的mm_struct,pgd指向 swapper_pg_dir,在arch/arm/kernel/init_task.c中定义。cpu_XXX_set_pmd定义在proc_armXXX.S文件中,参见ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 处代码。 
  /************************************************* ********************************/ 
  clear_mapping(address); 
  /* 每个表项增加1M */ 
  address += PGDIR_SIZE; 
  } else { 
  /* 构建内存页表 */ 
  create_mapping(q); 
  address = q->virtual + q->length; 
  address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK; 
  q ++; 
  } 
  } while (address != 0); 
  / * create_mapping函数也在mm-armv.c中定义 */ 
  static void __init create_mapping(struct map_desc *md) 
  { 
  unsigned long virt, length; 
  int prot_sect, prot_pte; 
  long off; 
  /************************************************* ******************************/ 
  大部分应用中均采用1级section模式的地址映射,一个section的大小为1M,也就是说从逻辑地址到物理地址的转变是这样的一个过程: 
  一个32位的地址,高12位决定了该地址在页表中的index,这个index的内容决定了该逻辑section对应的物理section; 低20位决定了该地址在section中的偏移(index)。例如:从0x0~0xFFFFFFFF的地址空间总共能分成0x1000(4K)个section(每个section大小为1M),页表中每项的大小为32个bit,因此页表的大小为0x4000(16K)。 
  每个页表项的内容如下: 
  bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0 
  content: Section对应的物理地址 NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0 
  最低两位(10)是section分页的标识。 
  AP:Access Permission,区分只读、读写、SVC&其他模式。 
  Domain:每个section都属于某个Domain,每个Domain的属性由寄存器控制。一般都只要包含两个Domain,一个可访问地址空间; 另一个不可访问地址空间。 
  C、B:这两位决定了该section的cache&write buffer属性,这和该段的用途(RO or RW)有密切关系。不同的用途要做不同的设置。 
  C B 具体含义 
  0 0 无cache,无写缓冲,所有对memory的读写都反映到总线上。对 memory 的操作过程中CPU需要等待。 
  0 1 无cache,有写缓冲,读操作直接反映到总线上。写操作CPU将数据写入到写缓冲后继续运行,由写缓冲进行写回操作。 
  1 0 有cache,写通模式,读操作首先考虑cache hit;写操作时直接将数据写入写缓冲,如果同时出现cache hit,那么也更新cache。 
  1 1 有cache,写回模式,读操作首先考虑cache hit;写操作也首先考虑cache hit。 
  由于ARM中section表项的权限位和page表项的位置不同, 以下代码根据struct map_desc 中的保护标志,分别计算页表项中的AP, Domain和CB标志位。 
  /************************************************* ******************************/ 
  prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY | 
  (md->prot_read ? L_PTE_USER : 0) | 
  (md->prot_write ? L_PTE_WRITE : 0) | 
  (md->cacheable ? L_PTE_CACHEABLE : 0) | 
  (md->bufferable ? L_PTE_BUFFERABLE : 0); 
  prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) | 
  (md->prot_read ? PMD_SECT_AP_READ : 0) | 
  (md->prot_write ? PMD_SECT_AP_WRITE : 0) | 
  (md->cacheable ? PMD_SECT_CACHEABLE : 0) | 
  (md->bufferable ? PMD_SECT_BUFFERABLE : 0); 
  /************************************************* *******************/ 
  设置虚拟地址,偏移地址和内存length 
  /************************************************* *******************/ 
  virt = md->virtual; 
  off = md->physical - virt; 
  length = md->length; 
  /************************************************* *******************/ 
  建立虚拟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的作用是设置虚地址virt 到物理地址virt + off_set的映射页目录和页表。 
  /************************************************* ************************/ 
  /* 映射中断向量表区域 */ 
  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); 
  中断向量表的虚地址init_maps,是用alloc_bootmem_low_pages分配的,通常是在PAGE_OFF+0x8000前面的某一页, vectors_base()是个宏,ARM规定中断向量表的地址只能是0或0xFFFF0000,所以上述代码映射一页到0或0xFFFF0000,中断处理程式中的部分代码也被拷贝到这一页中。 
  5.3 parse_options() 
  分析由内核引导程式发送给内核的启动选项,在初始化过程中按照某些选项运行,并将剩余部分传送给init进程。这些选项可能已存储在设置文件中,也可能是由用户在系统启动时敲入的。但内核并不关心这些,这些细节都是内核引导程式关注的内容,嵌入式系统更是如此。 
  5.4 trap_init() 
  这个函数用来做体系相关的中断处理的初始化,在该函数中调用__trap_init((void *)vectors_base())函数将exception vector设置到vectors_base开始的地址上。__trap_init函数位于entry-armv.S文件中,对于ARM处理器,共有复位、未定义指令、SWI、预取终止、数据终止、IRQ和FIQ几种方式。SWI主要用来实现系统调用,而产生了IRQ之后,通过exception vector进入中断处理过程,执行do_IRQ函数。 
  armnommu的trap_init()函数在arch/armnommu/kernel/traps.c文件中。vectors_base是写中断向量的开始地址,在include/asm-armnommu/proc-armv/system.h文件中设置,地址为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 /* 设置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} /* 拷贝异常向量 */ 
  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的地址中包含了异常处理的代码,因此拷贝到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 action 就是串行化执行软中断,当bh 的tasklet_struct 链入的时候,就能在这里执行,在bh里重新锁定了所有CPU,导致一个时间只有一个CPU能执行bh 函数,不过do_softirq()是能在多CPU 上同时执行的。而每个tasklet_struct在一个时间上是不会出目前两个CPU上的。另外,只有当Linux初始化完成开启中断后,中断系统才能开始工作。 
  5.8 time_init() 
  这个函数用来做体系相关的timer的初始化,armnommu的在arch/armnommu/kernel/time.c。这里调用了在include/asm-armnommu/arch-xxxx/time.h中的inline函数setup_timer,setup_timer()函数的设计和硬件设计紧密相关,主要是根据硬件设计情况设置时钟中断号和时钟频率等。 
  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() 
  控制台初始化。控制台也是一种驱动程式,由于其特别性,提前到该处完成初始化,主要是为了提前看到输出信息,据此判断内核运行情况。非常多嵌入式Linux操作系统由于没有在/dev目录下正确设置console设备,造成启动时发生诸如unable to open an initial console的错误。 
  /************************************************* ******************************/ 
  init_modules()函数到smp_init()函数之间的代码一般不必作修改, 
  如果平台具有特别性,也只需对相关函数进行必要修改。 
  这里简单注明了一下各个函数的功能,以便了解。 
  /************************************************* ******************************/ 
  5.10 init_modules() 
  模块初始化。如果编译内核时使能该选项,则内核支持模块化加载/卸载功能 
  5.11 kmem_cache_init() 
  内核Cache初始化。 
  5.12 sti() 
  使能中断,这里开始,中断系统开始正常工作。 
  5.13 calibrate_delay() 
  近似计算BogoMIPS数字的内核函数。作为第一次估算,calibrate_delay计算出在每一秒内执行多少次__delay循环,也就是每个定时器滴答(timer tick)
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