Posted by Lawpig on 6月 03, 2017 | 1 comment
Android 筆記-Linux Kernel SMP (Symmetric Multi-Processors) 開機流程解析 Part(3) Linux 多核心啟動流程從rest_init到kernel_init與CPU Idle/HotPlug機制
Android 筆記-Linux Kernel SMP (Symmetric Multi-Processors) 開機流程解析 Part(3) Linux 多核心啟動流程從rest_init到kernel_init與CPU Idle/HotPlug機制
hlchou@mail2000.com.tw
by loda.
承襲之前的內容,本文會先把resr_init到kernel_init的流程做一個說明. 並針對Secondary處理器Booting,CPU Idle省電機制與CPU Up/Down HotPlug機制做介紹. 而屬於核心 Kthreadd機制,會放到下次的文章中.
Linux Kernel針對CPU Idle與對應的省電機制,已經有滿不錯的框架,只要處理器平台開發者,根據自己的處理器架構,Power Group與對應的周邊適配進來,就可以達到省電最佳化的效益. 尤其,在多核心SMP架構上,Idle的省電機制在Linux Kernel中待改善的部分還非常多,這也是因為每個ARM SMP架構與周邊都會因為平台提供者的設計差異,而不容易標準化(畢竟這不是一家處理器業者獨大的市場). 要達到SMP多核心最佳的省電效益,就必須在基於對核心流程有清楚掌握下,針對要優化的平台來做調整,讓系統可以有更多的機會關閉對應的周邊供電與Clock,才有機會達到最佳化的省電效益.
Android除了TV產品外,多數的應用都是屬於移動裝置,而這些裝置對於省電需求,是非常殷切的. 以目前的平板電腦來說,不同的系統廠商採用同一個雙核心的晶片,最終所設計的產品,在待機時間上,兩者就可以有數倍的差距(mmm,商品名稱就別提了..@_@),其中很大的差異就是對於所採用平台的掌握度是不是足夠高,以及對於系統軟體的投注程度.
由於筆者時間受限,本系列文章會分次刊登,還請見諒.
rest_init
這函式是Kernel初始化的最後一棒,負責的Bootstrap處理器,也會在這之後進入CPU Idle狀態,並讓系統行程Scheduling正常運作,也是我們了解Kernel時,值得清楚掌握的部份.
| rest_init 流程 | 說明 |
| rcu_scheduler_starting | 實作在檔案kernel/rcutree.c中,
啟動Read-Copy Update,會呼叫num_online_cpus確認目前只有bootstrap處理器在運作,以及呼叫nr_context_switches確認在啟動RCU前,沒有進行過Contex-Switch,最後就是設定rcu_scheduler_active=1啟動RCU機制.
RCU在多核心架構下,不同的行程要讀取同一筆資料內容/結構,可以提供高效率的同步與正確性.
在這之後就可以使用 rcu_read_lock/rcu_read_unlock了.
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| 產生Kernel Thread
kernel_init
| Kernel Thread函式 kernel_init實作在檔案init/main.c中,
init Task PID=1,是核心第一個產生的Task.
產生後,會停在函式呼叫wait_for_completion中,等待kthreadd_done Signal,以便往後繼續執行下去.
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| 產生Kernel Thread
kthreadd
| Kernel Thread函式 kthreadd實作在檔案kernel/kthread.c中,
kthreadd Task PID=2,是核心第二個產生的Task.
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| find_task_by_pid_ns | 實作在檔案kernel/pid.c中,
呼叫函式find_task_by_pid_ns,並帶入參數 kthreadd的PID 2與PID NameSpace (struct pid_namespace init_pid_ns)取回PID 2的Task Struct.
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| complete | 實作在檔案kernel/sched.c中,
會送出kthreadd_done Signal,讓 kernel_init(也就是 init task)可以往後繼續執行.
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| init_idle_bootup_task | 實作在檔案kernel/sched.c中,
設定目前啟動的Task為IDLE Task. (idle->sched_class = &idle_sched_class), 而struct sched_class idle_sched_class的宣告在檔案kernel/sched_idletask.c中.
在Linux下IDLE Task並不佔PID(也可以把它當作是PID 0),每個處理器都會有這樣的IDLE Task,用來在沒有行程排成時,讓處理器掉入執行的.而最基礎的省電機制,也可透過IDLE Task來進行. (包括讓系統可以關閉必要的周邊電源與Clock Gating).
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| schedule(); | 實作在檔案kernel/sched.c中,
//preempt_enable_no_resched/preempt_disable();
啟動Linux Kernel Process的排成Context-Switch機制.
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| cpu_idle(); | 實作在檔案arch/arm/kernel/process.c中,
這是處理器IDLE Task的主函式,我們會在稍後進一步說明,走到這,屬於Booting到IDLE Task的流程就算是初步結束了.
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kernel_init
實作在檔案 init/main.c中,這是Linux Kernel產生的第一個Tasks,也是User Mode起點init Task的產生者,所有User Space的初始化工作,包括Shell與相關的Script執行,都必須仰賴init Task,簡要說明如下
| kernel_init 初始化函式的流程 | 說明 |
| wait_for_completion | 實作在檔案kernel/sched.c中,
會呼叫函式wait_for_completion,等待Kernel Thread kthreadd (PID=2)產生完畢.
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| init can run on any cpu | |
| set_cpus_allowed_ptr | 實作在檔案kernel/sched.c中,
透過這函式可以設定CPU bitmask,限定Task只能在特定的處理器上運作.而在init中,會設定為cpu_all_mask (= to_cpumask(cpu_all_bits)),
也就是 init Task可以在所有處理器上運作. |
| cad_pid = task_pid(current); | 呼叫task_pid (以inline實作在檔案include/linux/sched.h中),設定目前current的init Task PID給cad_pid (也就是要用來接收”ctrl-alt-del” Reboot Signal的Process ID, 如果設定C_A_D=1,就表示可以處理來自”ctrl-alt-del”的動作.).
最後會呼叫函式ctrl_alt_del (in kernel/sys.c),並確認C_A_D是否為1,以便執行kernel_restart流程.
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| smp_prepare_cpus | 實作在檔案arch/arm/kernel/smp.c中,
呼叫函式smp_prepare_cpus時,會以全域變數setup_max_cpus為函式參數max_cpus,用以表示在編譯核心時,設定支援的最大CPU數量.
首先,會透過函式num_possible_cpus(=cpumask_weight(cpu_possible_mask) ,in include/linux/cpumask.h)取得目前系統存在的處理器數量,
並呼叫函式smp_store_cpu_info,把透過calibrate_delay計算的loops_per_jiffy存到目前處理器的cpu_info (宣告為struct cpuinfo_arm *)中.
而Kernel中的全域變數setup_max_cpus初始值為NR_CPUS (參考檔案include/linux/threads.h 會以CONFIG_NR_CPUS 為值),如果編譯時設定的
處理器個數大於運作時取得的處理器個數(if (max_cpus > ncores) ),會以運作時偵測到的處理器個數為主.
呼叫函式percpu_timer_setup,設定目前處理器的Local Timer.
呼叫函式platform_smp_prepare_cpus (in arch/arm/mach-tegra/platsmp.c),依據max_cpus結果,透過函式set_cpu_present (in kernel/cpu.c),
設定這些處理器為present true. |
| do_pre_smp_initcalls | 實作在檔案init/main.c中,
會透過函式do_one_initcall,執行介於Symbol __initcall_start與__early_initcall_end之間的函式呼叫,
如下為arch/arm/kernel/vmlinux.lds中的Symbol區間內容,
__initcall_start = .; *(.initcallearly.init) __early_initcall_end = .;
以筆者編譯的結果來說,會執行有透過early_initcall 註冊的函式,例如
spawn_ksoftirqd (in kernel/softirq.c),
init_workqueues (in kernel/workqueue.c),
init_call_single_data (in kernel/smp.c),
cpu_stop_init (in kernel/stop_machine.c),
….etc
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| smp_init | 實作在檔案kernel/smp.c中,
這函式主要是由Bootstrap處理器,進行Active多核心架構下其它的處理器.
如果發生Online的處理器個數(from num_online_cpus)超過在核心編譯時,所設定的最大處理器個數 setup_max_cpus (from NR_CPUS),就會終止流程.
如果該處理器目前屬於Present （也就是存在系統中),但尚未是Online的狀態,就會呼叫函式cpu_up(in kernel/cpu.c)來啟動該處理器.
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| sched_init_smp | 實作在檔案kernel/sched.c中,
1,呼叫get_online_cpus,如果目前CPU Hotplug Active Write行程是自己,就直接返回.反之就把 cpu_hotplug.refcount加1 (表示多一個Reader)
2,取得Mutex Lock “sched_domains_mutex”
3,呼叫arch_init_sched_domains,設定scheduler domains與groups,參考Linux Documentation/scheduler/sched-domains.txt文件,一個
Scheduling Domain會包含一個或多個CPU Groups,排程的Load-Balance就會根據Domain中的Groups來做調整.
4,釋放Mutex Lock “sched_domains_mutex”
5,呼叫put_online_cpus,如果目前CPU Hotplug Active Writer行程是自己,就直接返回.反之就把 cpu_hotplug.refcount減1,如果 cpu_hotplug.refcount減到為0,表示沒有其他Reader,此時如果有CPU Hotplug Active Writer行程在等待,就會透過wake_up_process喚醒該行程,
以便讓等待中的Writer可以被執行下去.(也可以參考_cpu_up中對於函式cpu_hotplug_begin的說明).
6,註冊CPU Notifier cpuset_cpu_active/cpuset_cpu_inactive/update_runtime
7,呼叫set_cpus_allowed_ptr,透過這函式可以設定CPU bitmask,限定Task只能在特定的處理器上運作.在這會用參數”non_isolated_cpus”,也就是會把
init指定給non-isolated CPU. Linux Kernel可以在啟動時,透過Boot Parameters “isolcpus=“指定CPU編號或是範圍,讓這些處理器不被包含 在Linux Kernel SMP balancing/scheduling算法內,可以在啟動後指派給特定的Task運作.而不在 “isolcpus=“ 指定範圍內的處理器就算是non-isolated CPU.
8,呼叫sched_init_granularity,透過函式update_sysctl,讓sysctl_sched_min_granularity=normalized_sysctl_sched_min_granularity,sysctl_sched_latency=normalized_sysctl_sched_latency,
sysctl_sched_wakeup_granularity=normalized_sysctl_sched_wakeup_granularity. |
| do_basic_setup | 實作在檔案init/main.c中,
1,呼叫usermodehelper_init (in kernel/kmod.c),產生khelper workqueue.
2,呼叫init_tmpfs (in mm/shmem.c),對VFS註冊Temp FileSystem.
3,呼叫driver_init (in drivers/base/init.c),初始化Linux Kernel Driver System Model.
4,呼叫init_irq_proc(in kernel/irq/proc.c),初始化 “/proc/irq”與其下的File Nodes.
5,呼叫do_ctors (in init/main.c),執行位於Symbol __ctors_start 到 __ctors_end間屬於Section “.ctors” 的Constructor函式.
6,透過函式do_initcalls,執行介於Symbol __early_initcall_end與__initcall_end之間的函式呼叫,
如下為arch/arm/kernel/vmlinux.lds中的Symbol區間內容,
__early_initcall_end = .; *(.initcall0.init) *(.initcall0s.init) *(.initcall1.init) *(.initcall1s.init) *(.initcall2.init) *(.initcall2s.init)
*(.initcall3.init) *(.initcall3s.init) *(.initcall4.init) *(.initcall4s.init) *(.initcall5.init) *(.initcall5s.init) *(.initcallrootfs.init) *(.initcall6.init) *(.initcall6s.init) *(.initcall7.init) *(.initcall7s.init) __initcall_end = .;
以筆者編譯的結果來說,會執行有透過__initcall 註冊的函式,例如
(0….added by pure_initcall….)
init_atomic64_lock
(1….added by core_initcall….)
ptrace_break_init
consistent_init
v6_userpage_init
alloc_frozen_cpus
sysctl_init
ksysfs_init
init_jiffies_clocksource
pm_init
init_zero_pfn
fsnotify_init
filelock_init
init_script_binfmt
nit_elf_binfmt
random32_init
(2….added by postcore_initcall….)
tegra_gpio_init
tegra_dma_init
bdi_class_init
tty_class_init
vtconsole_class_init
wakeup_sources_debugfs_init
(3….added by arch_initcall….)
customize_machine
exceptions_init
(4….added by subsys_initcall….)
topology_init4
param_sysfs_init4
default_bdi_init4
init_bio4
fsnotify_notification_init4
blk_settings_init4
blk_ioc_init4
blk_softirq_init4
blk_iopoll_setup4
genhd_device_init4
misc_init4
serio_init4
input_init4
hwmon_init4
(5….added by fs_initcall….)
proc_cpu_init5
dma_debug_do_init5
alignment_init5
clocksource_done_booting5
init_pipe_fs5
eventpoll_init5
anon_inode_init5
blk_scsi_ioctl_init5
chr_dev_init5
firmware_class_init5
(rootfs….added by rootfs_initcall….)
default_rootfs
(6….added by device_initcall….)
timer_init_sysfs6
register_pmu_driver6
proc_execdomains_init6
ioresources_init6
uid_cache_init6
init_posix_timers6
init_posix_cpu_timers6
nsproxy_cache_init6
timekeeping_init_ops6
init_clocksource_sysfs6
init_timer_list_procfs6
futex_init6
kallsyms_init6
user_namespaces_init6
pid_namespaces_init6
utsname_sysctl_init6
init_per_zone_wmark_min6
kswapd_init6
setup_vmstat6
mm_sysfs_init6
proc_vmalloc_init6
procswaps_init6
slab_proc_init6
slab_sysfs_init6
fcntl_init6
proc_filesystems_init6
fsnotify_mark_init6
dnotify_init6
inotify_user_setup6
aio_setup6
proc_locks_init6
proc_cmdline_init6
proc_consoles_init6
proc_cpuinfo_init6
proc_devices_init6
proc_interrupts_init6
proc_loadavg_init6
proc_meminfo_init6
proc_stat_init6
proc_uptime_init6
proc_version_init6
proc_softirqs_init6
proc_kmsg_init6
proc_page_init6
init_devpts_fs6
init_ramfs_fs6
proc_genhd_init6
bsg_init6
noop_init6
deadline_init6
cfq_init6
percpu_counter_startup6
pty_init6
rand_initialize6
topology_sysfs_init6
fusb300_udc_init6
init6
serport_init6
mousedev_init6
atkbd_init6
psmouse_init6
hid_init6
(7….added by late_initcall….)
init_oops_id7
printk_late_init7
pm_qos_power_init7
max_swapfiles_check7
random32_reseed7
seqgen_init7
|
| sys_open | 透過sys_open以Read/Write模式開啟Console “/dev/console”,
由於系統在此時沒有任何檔案開啟,這個返回一定是 “0”. (也就是對應到stdin).
|
| sys_dup(0) | 實作在檔案fs/fcntl.c中,
宣告為”SYSCALL_DEFINE1(dup, unsigned int, fildes)”,
在這會連續執行兩次sys_dup,複製兩個sys_open開啟/dev/console所產生的檔案描述0 (也就是會多生出兩個1與2),只是都對應到”/dev/console”,
我們在System V streams下的Standard Stream一般而言會有如下的對應
0:Standard input (stdin)
1:Standard output (stdout)
2:Standard error (stderr)
(為方便大家參考,附上Wiki URL http://en.wikipedia.org/wiki/Standard_streams )
|
| ramdisk_execute_command與prepare_namespace | 1,如果ramdisk_execute_command為0,就設定ramdisk_execute_command = “/init”
2,如果sys_access確認檔案ramdisk_execute_command 失敗,就把ramdisk_execute_command 設定為0,然後呼叫prepare_namespace去
mount root FileSystem. |
| init_post | 實作在檔案kernel/main.c中
1,呼叫async_synchronize_full (in kernel/async.c),用以同步所有非同步函式呼叫的執行,在這函式中會等待List async_running與async_pending都
清空後,才會返回. Asynchronously called functions主要設計用來加速Linux Kernel開機的效率,避免在開機流程中等待硬體反應延遲,影響到開機完 成的時間.
2,呼叫free_initmem (in arch/arm/mm/init.c),釋放Linux Kernel介於__init_begin到 __init_end屬於 init Section的程式碼與資料.並會把Page個數
加到變數totalram_pages中,作為後續Linux Kernel在配置記憶體時可以使用的Pages. (在這也可把 TCM範圍(__tcm_start到__tcm_end) 釋放加入到總Page中,但 TCM比外部記憶體有效率,適合多媒體, 中斷,…etc等對效能要求高的執行需求,放到總 Page中,成為可供一般目的配置的記憶體範圍, mmm,是有點浪費的.)
3,設定system_state 為 SYSTEM_RUNNING,與設定init Task的”SIGNAL_UNKILLABLE” Signal Bit. (
4,產生第一個User Space行程.
4.a,如果ramdisk_execute_command不為0,就執行該命令成為init User Process.
4.b,如果execute_command不為0,就執行該命令成為init User Process.
4.c,如果上述都不成立,就依序執行如下指令
run_init_process(“/sbin/init”);
run_init_process(“/etc/init”);
run_init_process(“/bin/init”);
run_init_process(“/bin/sh”);
也就是說會試著從/sbin/init, /etc/init, /bin/init 與 /bin/sh依序執行嘗試執行第一個 init User Process.
5,如果都找不到可以執行的 init Process,就會進入Kernel Panic.如下所示
panic(“No init found. Try passing init= option to kernel. ”
“See Linux Documentation/init.txt for guidance.”);
|
有關IDLE Task, init Task 與 kthreadd Task的啟動流程與關係,如下圖所示
CPU Mask
Linux Kernel針對多核心的需求,提供了對應處理器狀態的CPU Mask Bitmap,參考kernel/cpu.c中的實作,
const DECLARE_BITMAP(cpu_all_bits, NR_CPUS) = CPU_BITS_ALL;
static DECLARE_BITMAP(cpu_possible_bits, CONFIG_NR_CPUS) __read_mostly;
static DECLARE_BITMAP(cpu_online_bits, CONFIG_NR_CPUS) __read_mostly;
static DECLARE_BITMAP(cpu_present_bits, CONFIG_NR_CPUS) __read_mostly;
static DECLARE_BITMAP(cpu_active_bits, CONFIG_NR_CPUS) __read_mostly;
有關CPU狀態的CPU Mask會包含以下五種屬性
(也可以參考Linux Documentation/cpu-hotplug.txt文件)
1,cpu_all_bits: 用以表示目前透過NR_CPUS設定的處理器Bits,例如系統中有4個處理器此值初始化為0x0000000f,如果有兩個處理器此值初始化為0x00000003.
2,cpu_possible_bits:這表示系統實際Run-Time時,存在的處理器個數(cpu_all_bits是編譯時期指定的最大處理器個數),在系統初始化的過程中,會根據偵測到的處理器數量透過函式set_cpu_possible設定哪些Bits要為1. (如果有兩個處理器就是0x00000003). (set_cpu_possible會再透過 cpumask_set_cpu或 cpumask_clear_cpu設定對應Bit的值).
3,cpu_online_bits:用以表示哪個處理器目前是Online(也就是可以正常使用並參與排程的與處理中斷).當處理器進行 CPU Up/Down時,就會更改Online Bits的狀態.
4,cpu_present_bits: 用以表示目前系統中Present的處理器個數,且並非所有屬於Present的處理器,目前都是Online可供系統排程與處理中斷的. 通常Present跟Possible的處理器個數會是相等的.在有支援處理器熱插拔的環境下,Possible跟Present的關係為 ”cpu_possible_map = cpu_present_map + additional_cpus”,也就是說Present是指系統非外部額外加入的處理器數量,而Possible則會包含Present與額外插入的處理器數量.
5,cpu_active_bits:用以表示目前有哪些處於Online,且為Active的處理器可供scheduler 依據domains/groups進行排程配置.
相關巨集的定義,可以在include/linux/types.h中,看到如下宣告
#define DECLARE_BITMAP(name,bits) \
unsigned long name[BITS_TO_LONGS(bits)]
與在include/linux/bitmap.h中,如下的宣告
#define BITMAP_LAST_WORD_MASK(nbits) \
( \
((nbits) % BITS_PER_LONG) ? \
(1UL<<((nbits) % BITS_PER_LONG))-1 : ~0UL \
)
與在include/linux/cpumask.h中,如下的宣告
#define CPU_MASK_LAST_WORD BITMAP_LAST_WORD_MASK(NR_CPUS)
#if NR_CPUS <= BITS_PER_LONG
#define CPU_BITS_ALL \
{ \
[BITS_TO_LONGS(NR_CPUS)-1] = CPU_MASK_LAST_WORD \
}
#else /* NR_CPUS > BITS_PER_LONG */
#define CPU_BITS_ALL \
{ \
[0 … BITS_TO_LONGS(NR_CPUS)-2] = ~0UL, \
[BITS_TO_LONGS(NR_CPUS)-1] = CPU_MASK_LAST_WORD \
}
#endif /* NR_CPUS > BITS_PER_LONG */
以筆者所在的環境來說,NR_CPUS設定為4,則 cpu_all_bits為一個unsigned long (也就是4bytes)初始值為0x0000000f,其它cpu_possible_bits,cpu_online_bits,cpu_present_bits與cpu_active_bits長度為為一個unsigned long 初始值為0. NR_CPUS會在Config Linux Kernel被設定,用來表示目前所編譯的核心最大支援的處理器個數.
多核心架構下,跟CPU個數與狀態有關的基礎函式
全域變數setup_max_cpus (=NR_CPUS)可取得編譯時設定的處理器個數,函式smp_processor_id 可取得目前的處理器ID.
取得目前系統在對應狀況(Online,Possible,Present或Active)的處理器個數
#define num_online_cpus() cpumask_weight(cpu_online_mask)
#define num_possible_cpus() cpumask_weight(cpu_possible_mask)
#define num_present_cpus() cpumask_weight(cpu_present_mask)
#define num_active_cpus() cpumask_weight(cpu_active_mask)
確認對應處理器目前的狀態 (Online,Possible,Present或Active).
#define cpu_online(cpu) cpumask_test_cpu((cpu), cpu_online_mask)
#define cpu_possible(cpu) cpumask_test_cpu((cpu), cpu_possible_mask)
#define cpu_present(cpu) cpumask_test_cpu((cpu), cpu_present_mask)
#define cpu_active(cpu) cpumask_test_cpu((cpu), cpu_active_mask)
initcall
Linux Kernel有提供initcall機制,讓每個核心模塊的設計者,可以在系統init初始的不同階段,執行對應的初始化動作.參考檔案include/linux/init.h,Linux Kernel有提供__define_initcall巨集,用以根據輸入的Level產生對應的 initcall Section,如下所示
#define __define_initcall(level,fn,id) \
static initcall_t __initcall_##fn##id __used \
__attribute__((__section__(“.initcall” level “.init”))) = fn
如果使用者希望在初始SMP前(也就是呼叫smp_init前), 有要執行的函式,就可以透過early_initcall (會把指定的函式放到 Level early中,也就是Section .initcallearly.init),如此在執行到函式do_pre_smp_initcalls時,就會執行Section .initcallearly.init裡被註冊的函式呼叫,如下所示
#define early_initcall(fn) __define_initcall(“early”,fn,early)
以筆者所編譯的ARM Tegra環境來說,在init執行到尾聲時,會呼叫do_initcalls,進行執行使用者模式init前的最後核心裝置與檔案系統…等的initcall呼叫,在筆者的環境中主要會產生以下的Level “0”,“1”,”2”,”3”,”4”,”5”,”rootfs”,”6”與 ”7”,並且會對應到如下的Section “.initcall0.init”,”.initcall1.init”,”.initcall2.init”,”.initcall3.init”,”.initcall4.init”,”.initcall5.init”,”.initcallrootfs.init”,”.initcall6.init”, 與”.initcall7.init” .
對應的宣告如下所示
#define pure_initcall(fn) __define_initcall(“0″,fn,0)
#define core_initcall(fn) __define_initcall(“1″,fn,1)
#define postcore_initcall(fn) __define_initcall(“2″,fn,2)
#define arch_initcall(fn) __define_initcall(“3″,fn,3)
#define subsys_initcall(fn) __define_initcall(“4″,fn,4)
#define fs_initcall(fn) __define_initcall(“5″,fn,5)
#define rootfs_initcall(fn) __define_initcall(“rootfs”,fn,rootfs)
#define device_initcall(fn) __define_initcall(“6″,fn,6)
#define late_initcall(fn) __define_initcall(“7″,fn,7)
在實際的程式碼中,可以看到例如在檔案kernel/softirq.c中,函式static __init int spawn_ksoftirqd(void),會執行 early_initcall(spawn_ksoftirqd) 把函式spawn_ksoftirqd放到Section “.initcallearly.init”.
或像是在檔案arch/arm/kernel/setup.c中,函式static int __init topology_init(void) 後會宣告subsys_initcall(topology_init)把函式 topology_init放到Section ”.initcall4.init”. ( topology_init會把系統中每個處理器 cpuinfo->cpu.hotpluggable設定為1,並呼叫register_cpu )
在檔案kernel/posix-timers.c中,函式static __init int init_posix_timers(void)會執行__initcall(init_posix_timers)把函式 init_posix_timers放到 Section ”.initcall6.init” (實際上__initcall 會宣告為device_initcall).
以及在檔案drivers/char/random.c中,函式static __init int seqgen_init(void)回執行late_initcall(seqgen_init)把函式 seqgen_init放到Section “.initcall7.init”.
與平台相關的函式boot_secondary與Secondary處理器啟動流程
要了解不同處理器平台(例如Nvidia Tegra (in arch/arm/mach-tegra/platsmp.c), TI OMAP (in arch/arm/mach-omap2/omap-smp.c)或Qualcomm MSM (in arch/arm/mach-msm/platsmp.c)對多核心啟動的實作差異,從這個函式就可以揭露出概略的框架,例如
| 處理器 | 說明 |
| NVIDIA Tegra | 參考arch/arm/mach-tegra/platsmp.c中的實作,
1,透過virt_to_phys(tegra_secondary_startup)取得函式tegra_secondary_startup的Physical Adress
2,讀取並暫存HW Register EVP_CPU_RESET_VECTOR 的值,並把把函式tegra_secondary_startup的Physical Address寫入HW Register EVP_CPU_RESET_VECTOR
3,致能Secondary處理器的Clock
4,執行smp_wmb (=barrier),透過Memory Barrier執行ARM dmb sy指令(Data Memory Barrier)與Flush Cache,讓處理器重新去外部記憶體讀取資料到Register與Cache中.
5,設定HW Register TEGRA_FLOW_CTRL_BASE的值(Unhalt the Online CPU),讓處理器可以開始運作 (透過 Flag Register去執行函式tegra_secondary_startup與後續流程)
6,HW Register EVP_CPU_RESET_VECTOR的值,如果跟原本寫入的不同 (也就是說不等於函式tegra_secondary_startup的Physical Address),就表示Secondary處理器順利被啟動了.
7,還原原本 HW Register EVP_CPU_RESET_VECTOR的值.
至此,就完成Tegra雙核心架構下,由Bootstrap處理器把SMP的Secondary處理器帶起來的動作.
參考資訊:
#define EVP_CPU_RESET_VECTOR \
(IO_ADDRESS(TEGRA_EXCEPTION_VECTORS_BASE) + 0x100)
TEGRA_EXCEPTION_VECTORS_BASE =0x6000F000
|
| Qualcomm MSM | 參考 arch/arm/mach-msm/platsmp.c中的實作,
1,呼叫prepare_cold_cpu,透過函式scm_set_boot_addr利用Qualcomm的SCM(Secure Channel Manager)介面,把函式msm_secondary_startup的Physical Address傳給Online處理器.
2,把全域變數pen_release設定為Secondary處理器CPU ID(沒特別的意義,只是要在後面利用確保這個值不為-1來確認Secondary處理器是不是被啟動了).
3,Flush DCache 與全域變數pen_release的在Layer2 Cache中的內容.
4,呼叫smp_cross_call,觸發Software Interrupt給Secondary處理器,讓Secondary處理器開始啟動流程.(透過 Flag Register去執行函式msm_secondary_startup與後續流程)
5,接下來會確任全域變數pen_release是否為-1,若是就表示Secondary處理器順利被啟動了.
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| TI OMAP | 參考 arch/arm/mach-omap2/omap-smp.c中的實作,
1, 雙核心的OMAP Secondary處理器,會在啟動後進入函式omap_secondary_startup中(in arch/arm/mach-omap2/omap-headsmp.S),並透過smc (Secure Monitor Call)讀取AuxCoreBoot0的內容. (TI OMAP有支援 TrustZone Security Extensions,所以可以使用SMC指令,進入Secure Mode.)
2,直到Bootstrap處理器透過omap_modify_auxcoreboot0(0x200, 0xfffffdff);更新AuxCoreBoot0內容.讓函式omap_secondary_startup離開hold的迴圈.
3,Bootstrap處理器會透過smp_cross_call(cpumask_of(cpu), 1)觸發IPI (Inter-Processor Interrupt)給Secondary處理器.
4,此時Secondary處理器往後進入函式secondary_startup中執行後續流程.
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以上,筆者把目前常見的Dual-Core平台,如何把Secondary處理器帶起的機制做一個簡要說明,我們可以看到每一個方案的作法都有些許的差異,但其實主要還是在於Reset/Halt機制或是透過 Flag Register/Loop(ex,WFI-Loop)的作法. 在平台的實現上,我們可以根據自己的處理器方案,設計適合啟動流程. ㄟ…..當然,並不是每個平台都會有TrustZone的 (Linux Kernel也是在沒有Enable這個Feature下執行),所以,SMC的機制,也就不是每個平台實現時,需要考慮的.
cpu_up與cpu_down
Linux Kernel支援CPU hotplug機制,並可透過全域變數cpu_hotplug_disabled決定處理器Hot Plug機制的致能與否.
參考檔案 kernel/cpu.c,如果全域變數cpu_hotplug_disabled被設定為1,cpu_up與cpu_down機制就會失效(返回-EBUSY). 在實作上,可以呼叫函式enable_nonboot_cpus致能CPU Up/Down機制,或呼叫函式disable_nonboot_cpus關閉CPU Up/Down機制.
CPU Up呼叫流程為
cpu_up (in kernel/cpu.c) -> _cpu_up (in kernel/cpu.c) → __cpu_up (in arch/arm/kernel/smp.c)
如下簡述這三個流程的動作.
| CPU UP 流程 | 說明 |
| 1, “cpu_up” (in kernel/cpu.c) | 1,呼叫cpu_possible確認目前要Online的處理器是否可被啟用.
2,呼叫cpu_maps_update_begin 設定Mutex Lock “cpu_add_remove_lock”
3,確認cpu_hotplug_disabled是否有被設定 (也就是不允許動態的CPU Online動作)
4,呼叫 _cpu_up(cpu, 0)
5,呼叫cpu_maps_update_done解開Mutex Lock “cpu_add_remove_lock”
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| 2, “_cpu_up” (in kernel/cpu.c) | 1,如果該CPU已經Online或是非Present的狀態,就返回錯誤
2,呼叫cpu_hotplug_begin,
2.a,設定Active Write為目前的Process (cpu_hotplug.active_writer = current),取得 Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”.
2.b,如果 cpu_hotplug.refcount為0,表示目前沒有其它Reader,因此,可以結束函式cpu_hotplug_begin,讓_cpu_up後續工作繼續
2.c,反之,如果cpu_hotplug.不為0,就會把行程設定為TASK_UNINTERRUPTIBLE,並解開Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”,觸發排程,讓其它的Reader把工作結束
(必須讓Write取得Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”以及cpu_hotplug.refcount為0,才能讓函式cpu_hotplug_begin結束).
3,呼叫__cpu_notify,透過函式__raw_notifier_call_chain,通知CPU Chain中的處理器,目前正在進行Online動作的處理器狀態為”CPU_UP_PREPARE”.
4,呼叫 __cpu_up(cpu)
5,呼叫cpu_notify,透過函式__raw_notifier_call_chain,通知CPU Chain中的處理器,目前完成Online動作的處理器狀態為”CPU_ONLINE”.
6,呼叫cpu_hotplug_done,設定Active Write為NULL (cpu_hotplug.active_writer = NULL),解開Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”.
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| 3, “__cpu_up”
(in arch/arm/kernel/smp.c)
| 1,呼叫per_cpu取得要Online處理器的cpuinfo_arm結構 (in arch/arm/include/asm/cpu.h),如下所示
struct cpuinfo_arm {
struct cpu cpu;
#ifdef CONFIG_SMP
struct task_struct *idle; //會指向目前這個處理器的IDLE Task.
unsigned int loops_per_jiffy;
#endif
};
2,如果目前處理器沒有指定Idle Task,就透過函式fork_idle (in kernel/fork.c)產生Idle Task後指定給這個處理器. 函式fork_idle會呼叫copy_process複製一個PID = init_struct_pid的行程,並執行函式init_idle_pids與init_idle把這Idle Task指定給要Online的處理器.
3,反之,如果這處理器已經有Idle Task,就呼叫函式init_idle (in kernel/sched.c)指定Idle Task給目前進行Online的處理器.
4,呼叫函式pgd_alloc (in arch/arm/mm/pgd.c),會以1MB TLB Settings (約需要16kbytes 記憶體),產生TLB Level 1的Page Table.
5,如果PHYS_OFFSET != PAGE_OFFSET (PHYS_OFFSET為Kernel Image在實體記憶體中的Offset,PAGE_OFFSET為Kernel Image在虛擬記憶體中的Offset,一般而言為0x8000),就會透過函式identity_mapping_add (in arch/arm/mm/idmap.c),把Linux Kernel Image 程式區段 (_stext 到_etext)與資料區段(_sdata到_edata)的記憶體分頁以1MB TLB與AP (Access Permission)為PMD_SECT_AP_WRITE (1 << 10) 屬性設定到TLB分頁中.有關記憶體分頁的屬性與對應的Bits如下圖所示,以現有程式碼的配置來說,對Linux Kernel 的程式與資料區段是特權等級Privileged permissions為Read/Write,而一般應用程式User permissions為No Access.
至此就完成對新增處理器的初步MMU記憶體分頁與安全性的配置動作.
6,設定要Online處理器的Stack (secondary_data.stack)與Page Table(secondary_data.pgdir)位址到全域變數struct secondary_data.
7,呼叫函式__cpuc_flush_dcache_area進行 DCache Flush (範圍是全域變數struct secondary_data在記憶體的起點與大小)
8,呼叫函式outer_clean_range把Clean L2 Cache (範圍是全域變數struct secondary_data在記憶體的起點與大小)
9,透過函式boot_secondary (in arch/arm/mach-tegra/platsmp.c)帶起Online處理器.
10,secondary_data.stack = NULL;與secondary_data.pgdir = 0;
11, 如果PHYS_OFFSET != PAGE_OFFSET,就會透過函式identity_mapping_del把之前配置的Linux Kernel Image 程式區段 (_stext 到_etext)與資料區段(_sdata到_edata)記憶體分頁刪除.
12, 呼叫函式pgd_free釋放Page Table.
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執行完畢__cpu_up,就完成了新增處理器的流程.
CPU Down呼叫流程為
cpu_down (in kernel/cpu.c) -> _cpu_down (in kernel/cpu.c) → __cpu_die (in arch/arm/kernel/smp.c)
如下簡述這三個流程的動作.
| CPU DOWN流程 | 說明 |
| 1,”cpu_down” (in kernel/cpu.c) | 1,呼叫cpu_maps_update_begin 設定Mutex Lock “cpu_add_remove_lock”
2,確認cpu_hotplug_disabled是否有被設定
3,呼叫 _cpu_down(cpu, 0)
4,呼叫cpu_maps_update_done解開Mutex Lock “cpu_add_remove_lock”
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| 2,”_cpu_down” (in kernel/cpu.c) | 1,呼叫函式num_online_cpus,確認如果目前Online的處理器只有一個,會直接返回錯誤 (mmmm,如果這個也Down下去就沒有處理器可用了…)
2,呼叫函式cpu_online,如果該CPU並非Online狀態,就返回錯誤
3,呼叫cpu_hotplug_begin,取得 Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”.
4,呼叫__cpu_notify,透過函式__raw_notifier_call_chain,通知CPU Chain中的處理器,目前正在進行Online動作的處理器狀態為”CPU_DOWN_PREPARE”.
5,呼叫函式__stop_machine (in )
5.a,透過函式set_state設定struct stop_machine_data smdata 中的state為STOPMACHINE_PREPARE
5.b,透過函式stop_cpus,停止指定的處理器. 會在關閉Preemption的狀態下,透過cpu_stop_queue_work,讓要被停止的處理器執行函式take_cpu_down.
5.c,由於是由要被停止的處理器執行函式take_cpu_down,在這函式的實作中,會呼叫__cpu_disable(in arch/arm/kernel/smp.c),把自己Offline,Migrate IRQ給其他處理器,停止Local Timer,Flush Cache/TLB,透過cpumask_clear_cpu把自己從Memory Management CPU Mask中移除,最後透過cpu_notify通知自己處於CPU_DYING.
5.d,進入Callback函式migration_call中 (in kernel/sched.c),並透過函式migrate_tasks把要Offline處理器的Tasks轉移到其它處理器上. (在這之後,處理器就只剩下Idle Task.).
6,透過BUG_ON(cpu_online(cpu)),確認要停止的處理器,是否已經處於Offline的狀態. (若還是在Online狀態就會導致Kernel Panic)
7,呼叫函式idle_cpu (in kernel/shced.c),確認要Offline處理器是否正在執行idle task.(前面的migrate_tasks已經把要Offline處理器的所有Tasks都轉到其它處理器上了).若該處理器不是正在執行Idle Task,就會呼叫 cpu_relax (對應的實作為ARM的Memory Barrier),直到確認要Offline的處理器是處於Idle Task中.
8,呼叫 __cpu_die(cpu)
9,呼叫cpu_notify_nofail,通知完成Offline動作的處理器狀態為”CPU_DEAD”.
10,呼叫check_for_tasks,確認目前是否還有Tasks在被停止的處理器上,若有就會Printk出警告訊息…(ㄟ….就算有在這階段也來不及做啥了……@_@)
11,呼叫cpu_hotplug_done,設定Active Write為NULL,解開Mutex Lock “cpu_hotplug.lock”.
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| 3,”__cpu_die”
(in arch/arm/kernel/smp.c)
| 1,會執行函式wait_for_completion_timeout,等待函式cpu_die 透過函式 complete 設定“Completion”給 cpu_died物件,如果cpu_died物件有設定完成或是TimeOut就會繼續往後執行.有關cpu_die函式的執行,是在處理器初始化到最後時,會透過函式rest_init呼叫到函式cpu_idle (in arch/arm/kernel/process.c)中,由cpu_idle執行處理器的IDLE流程. 而在cpu_idle中,在有支援CPU HotPlug的組態下,會去確認處理器是否被Offiline,若是就會執行 cpu_die,如下所示
#ifdef CONFIG_HOTPLUG_CPU
if (cpu_is_offline(smp_processor_id()))
cpu_die();
#endif
2,呼叫platform_cpu_kill (in arch/arm/mach-tegra/hotplug.c),以Tegra方案來說,這函式為空函式.
3,而CPU Idle Task在執行cpu_die後,就會進入函式platform_cpu_die (in arch/arm/mach-tegra/hotplug.c),並透過platform_do_lowpower,讓處理器處於WFI Low Power的狀態,等待下一次的喚醒.
4,若處理器重新被喚醒,就會執行函式secondary_start_kernel (in arch/arm/kernel/smp.c),重新執行初始化流程.
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執行完畢__cpu_die,就完成了卸載處理器的流程.
cpu_idle
實作在檔案arch/arm/kernel/process.c中,當處理器沒有其它Task執行時,就會在這函式中運作.
Linux Kernel支援 Tickless System (設定路徑在Kernel Features —>Tickless System (Dynamic Ticks)),如果有選擇這能力,會在.config中設定CONFIG_NO_HZ=y. 當處理器執行IDLE Task時,可以停止系統的Scheduling Tick,也就是說進入pm_idle時,可以減少Timer中斷觸發(例如HZ=100,每秒就有一百次Tick Timer中斷觸發),減少系統醒來的機會.
有關CPU Idle的說明,也可以參考Linux Kernel文件”Documentation/scheduler/sched-arch.txt”,如下簡述 CPU Idle的行為
1,Enable FIQ.
2,進入 while(1) 的 Loop
2-1,呼叫tick_nohz_stop_sched_tick,停止Scheduling Tick,包括會透過get_next_timer_interrupt取得下一次Timer中斷,跟現在的時間計算Delta delta_jiffies,如果delta_jiffies過小(=1),也就是說下個Timer中斷很快就會被觸發,就會直接結束這函式. (間隔過短,關閉Scheduling Tick所產生的效益就降低了.),由於系統時間所依賴的jiffies就是透過Scheduling Tick更新,因此在這函式中也會針對暫停Scheduling Tick引起的時間差,預備修正的機制.
2-2,進入while (!need_resched()) Loop ,執行need_resched可以知道是否需要重新排程,或是要準備進入IDLE的省電機制中. Idle 流程不會Set或Clear 函式need_resched所參考的TIF_NEED_RESCHED,當Idle流程觸發排程時,才會Clear該狀態
2-2-1,如果目前的處理器已經被Offline,則呼叫cpu_die
2-2-2,Disable IRQ
2-2-3,如果hlt_counter不為0,就會Enable IRQ,執行cpu_relax. 如果有呼叫platform_suspend_ops中的 end 函式指標,就會呼叫enable_hlt,讓hlt_counter不為0,反之如果呼叫begin函式指標,就會透過disable_hlt,讓htl_counter減為0. (並非所有ARM方案都有設定Platform Suspend Operation的機制,例如TI OMAP有,而Nvidia Tegra則無).
2-2-4,若hlt_counter為0,就會進入每個平台差異化的pm_idle實作,在這個函式指標中,會依據每個平台的實作不同,在系統初始化時,設定給不同的Power Management函式.例如:omap2_pm_idle,omap3_pm_idle或s5p64x0_idle,在這就可以根據每個平台的差異,優化跟平台有關的Power Saving機制,包括關閉PMU Power Group(LDO)或是停止PLL..等,讓系統可以進入更深度的省電模式. 執行完畢pm_idle後,就會Enable IRQ,往後繼續執行.
2-3,呼叫tick_nohz_restart_sched_tick,恢復Scheduling Tick,並更新jiffies
2-4,執行preempt_enable_no_resched,致能Preemptive排程 (Call dec_preempt_count())
2-5,進行Kernel Scheduling
2-6,執行preempt_disable,關閉Preemptive排程 (Call inc_preempt_count()),在cpu_idle中,除了要觸發排程外,多數的情況下Preemptive排程會被關閉,直到要重新觸發Linux Kernel排程才會致能Preemptive機制.
基於上述的說明,筆者把CPU Idle主要的行為,用如下的圖示表示
結語
希望透過本文的介紹,各位可以對Linux Kernel與Idle機制有清楚的藍圖,進而在ARM MPCore產品,有更好的掌握度.
謝謝專業分享
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