trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
9 D3 u! ]+ ?) P" {先來看看bootloader
當板子通電,最先被執行到的通常是bootloader
透過它才有機會去改變載入過程
8 r" g, Y# h+ |$ h" n1 e例如更換這次使用的kernel image
或者是選擇要用tftp download image還是從flash上的某個image跑起來
! ?5 s' D2 _; H* ], K6 g+ Tkernel為了讓這個變數盡量單純
* w/ h+ s- x% t  f) Q因此linux也有限制bootloader必須在進入到kernel之前必須設置好的狀態

1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
+ \6 X2 e0 Q) N5 k. c4. mmu off
1 C* @1 n6 N) Y9 g3 n# C, S( M5. I&D cache off
( W, t) D6 M2 _5 G0 e( X
, [7 b, J* V. I  Q6 a2 M5 [如此一來kernel就可以在已知的狀態去講好的暫存器拿資料，有了這個概念有助於看head.S。
5 Q/ l' M& @9 E* w8 m4 B- b2 u我們首先來看一開始的程式碼進入點

1.     114 start:
   % Y0 f) S& r, Z$ }# y5 X
2.     115         .type   start,#function
   4 K: t( [. t. C' ]% _
3.     116         .rept   8
   
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   
6.     119
   5 _# W+ T3 R' B4 S7 |
7.     120         b   1f
     h0 T' H3 Y5 x% t' P) T) B" J
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   ! a5 {) p. @5 F$ }; a* T
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   
10.     123         .word   _edata          @ zImage end address
    3 R' s8 J' d9 |9 R. B1 W
11.     124 1:      mov r7, r1          @ save architecture ID
    8 `# i$ f& _+ C
12.     125         mov r8, r2          @ save atags pointer

複製代碼

line 116~118, rept = repeat, endr = end of repeat, 意思是將move r0, r0的程式碼
重複八次，也就是說build成kernel image的時候這邊一開始的code會有8個指令都在作
『move r0, r0』的事情，很怪!!還看不出是做什麼的。可能之後會看到如何被運用。
(有些文章寫說是作出中斷向量表的空間，我們這邊先不預先作猜測~)
9 E+ h! S! g# r# w
line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。
' B0 k+ N5 r! [/ E; p! w
% t! H7 y6 _3 @% B& W& Pline 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情。
* A: g: u1 O% @( o" z1. init.S執行的過程中，始終沒有用到r1, r2，那r1, r2的資料到底放著什麼東西。
- q6 Q: {' T: k# J; {5 m  p* j2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
+ O  A8 V  b: a6 {. p+ dr1, r2就是bootloader準備好的。  

這讓我想到一個問題，假設我們不想跑bootloader，是不是可以寫一小段程式碼，直接將
6 L! S% V  N  _! a4 |狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??
, [' T6 W7 t7 M
2 Q0 M+ O* x/ Q  e8 ^; \2 |line 121~123, 純粹將一些資訊記住，.start就是 kernel 起始位置，這邊看起來是
忽略掉init.S和initrd.S佔去的位置，直接將.start這個section當成kernel image的開始起點。
2 Z& L5 q3 f" P* L* q. B
7 f# @8 u5 B1 E& _" _1 H接著繼續往下看(我們預設arch已經超過v2，現在應該大多是v4以上)

1. 133         mrs r2, cpsr        @ get current mode
   
2.     134         tst r2, #3          @ not user?
   8 L  U2 v. z2 Q. c
3.     135         bne not_angel
   
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   
6.     138 not_angel:
   / x, o, _  _$ d) a5 i, S$ O
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   ! w5 g! d1 i7 V/ p& X
9.     141         msr cpsr_c, r2
   4 s) V- t* C3 T
10.    

複製代碼

line 133, mrs 是特殊用來讀取cpsr和spsr暫存器裡頭紀錄processor模式值的指令，這兩個reg是
* \; s) ?2 I9 `( n3 L! A用來控制和表示processor目前狀態的。
1ine 134, tst = test, 看看r2是不是等於3。
7 x+ t5 l4 {" P6 v; d. eline 135, r2不等於3的話就跳到 not_angel 這個地方開始執行，記得以前有個angelboot可以用
來boot armlinux，應該是angelboot會特別跑在3這個mode。
line 136, 137, 用來觸發angelboot裡頭的swi的function，作用應該是要切回去SVC mode。SVC mode
是一開始ARM processor預設執行模式。

line 139~141, 用來關掉interrupt，避免被中斷booting的過程。(因為複雜一點的bootloader通
- [: p% G" ^0 f- m+ Z" d. F常會已經support很多driver，中斷也很頻繁。

jacky002

補充資料 - ARCH: ARM11 -> v5
可參考
http://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5
4 e+ L- [1 S9 Y8 C9 h
建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

gogojesse

原帖由 jacky002 於 2008-8-9 07:40 AM 發表
建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

1 b- w4 y: Y" q" p
看完kernel應該會花上一些時間
+ k4 X8 A- |' w) T2 e" W看看有沒有哪位大大要認領
開一篇bootloader的文章   
' w* ?0 O/ T: C* v
另外，有人要trace x86 or MIPS的架構應該也不錯
這樣主要的幾種processor都可以搞定
這樣要跨平台  跳槽也容易許多

gogojesse

程式繼續往下跑
9 J( Y3 n7 j2 \這邊插點符號跳過文繞圖
' G' n% ?& m7 q) J.
% {, m% x; D: X0 [" S.
- g3 v) q  Q6 c& f9 d1 B8 E.
7 Y6 r% M; V: m# a' j: }, Y$ b! H/ I.
1 d* h; o" e+ P, U8 n; F.
! p/ U/ r. C9 h8 o7 l: c5 S.
5 J9 u8 d8 U& M2 s0 A; {+ z9 d9 L.
1 f2 e) o( f+ \3 ^4 |, A" ]. C2 W+ w.
.
.

1. 157         adr r0, LC0
   
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   * A; o! L) z! K* x
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   ; `3 U3 w0 p1 r" q
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   * s5 E  q0 V# S: N
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   - s! W7 k8 ^$ e6 `, C: ^& e
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   3 E$ J+ u6 x; @8 X1 f/ k" `: `, f
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   
6.     293         .word   _start          @ r5
   
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   . }; C7 ^  p, ]' P4 ~
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   $ F/ @# \: H+ T& {) `! p5 n7 T
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   
10.     297 LC1:        .word   reloc_end - reloc_start
    
11.     298         .size   LC0, . - LC0

複製代碼

line 157, 將LC0的位址當作值放到r0。
) H' d( v2 x% R9 tline 158, 從r0指到的位址開始，將值依序讀到r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp, 其中 ip=r12, sp=r13
line 159, 將r0-r1，這邊的意思是說r0是真正被載入到記憶體上的address,r1是被compile完就已經決定好的位
址(也就是line 289中LC0這個symbole的address)，兩個相減，剛好可以算出『compile好』跟『被load到位址』
之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。

" \/ t: Y6 i" {6 d4 r/ J# g+ pline 162, 如果相減等於0，表示載入的位址和complie好的位址是一樣的，那程式碼就可以被直接執行，要是不為0
" l  \0 Z/ ?* [. n的話，表示compile本來以為這些執行碼會被放到 r1 的位址，可是卻被放到r0的位址去，這樣一來，有一些預先compile好的程式碼，可以會找不到一些symbol的所在位置，因為整個image被load到不對的offset的地方。那...
( j2 j# ]# l7 K1 W怎麼辦勒??

; T1 p6 `! g9 [6 d4 [7 g. v往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   + t/ W+ ^+ D6 p3 _, K% K' }/ P& X& F
2.     173         add r6, r6, r0
   ' N/ ]9 `8 @# i) P
3.     174         add ip, ip, r0
   
4. 
   ' E- o. g+ g# Y: x+ j% i2 M0 i1 P
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
   
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   2 G/ M9 z$ b9 c! X5 C
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   - J$ V6 Y2 `/ D6 h" P  k# t
10.     207         cmp r6, ip
    1 V  \  P# H6 ~/ Z* _
11.     208         blo 1b

複製代碼

line 172~174, 將r0這個offset，加到r5, r6, ip,也就是r5=zImage base address, r6=GOT start, ip=GOT end. GOT全名是global offset table, 它是ELF format執行檔裡面用來放一些和位址無關的code的地方。詳細的東西可以參照http://www.itee.uq.edu.au/~emmerik/elf.html。總之，可以看得出來我們將一些位址加上
6 g8 c7 v# O7 b了offset，很明顯的是因為我們載入的位置跟原本執行碼所預期的位址不同，因此必須做一些relocate的動作，若是不
做的話，很可能程式碼會拿到不對的資料，我是jump到錯誤的地方執行。

" ^4 |8 y- V3 y; ~4 t% R8 {line 202~208, r1指向GOT table start，在沒有寫錯到bss區塊的情況下，將GOT裡面的資料都作relocate的動作。
line 203, 204,應該是用來避免r1只到bss區塊。關於BSS也必須參考ELF format的東西, BSS是用來放置，未經初始
! r) [$ {) U" `. T/ s& g( S# e+ ^; i化的變數的地方。

3 k0 D$ Q! Q1 d- N; l1 E以上，我們發現kernel意識到自己被載入到某個地方，並且查看被載入到的地方是不是和compile
/ q1 U# w; ~: l9 w% ]$ btime決定一樣，不一樣的話，自己手動修改一些需要做offset的資訊，等於是手動作relocate的事情。

gogojesse

放了兩天假出去happy  
接著繼續trace

1.     211 not_relocated:  mov r0, #0
   & E5 l. f  @( V: N
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   
3.     213         str r0, [r2], #4
   
4.     214         str r0, [r2], #4
   
5.     215         str r0, [r2], #4
   8 z& I' e$ q! g$ Y& o0 `- R2 \
6.     216         cmp r2, r3
   5 B+ g+ _! Z7 ?8 y! w. ~
7.     217         blo 1b
   
8.     218
   
9.     224         bl  cache_on

複製代碼

恢復記憶一下，上次trace到kernel做了一些判斷，如果被載入的位址和compile time決定的位址不同，就會
" g, h! O) n. t, k0 W  J& i/ X自己做relocate的動作，將一些ELF binary的特定pointer和value加上offset。那做完初步的relocate之後要做什麼?

line 212~215, 都是做store的動作，把r0存到r2所指到的位址，做完之後r2=r2+4。r2= bss start的位址.
. c- s/ f! u, }7 M換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。
lin3 216, 217, 確認一下是不是到了bss的底部,不到底部的話，jump到line 212繼續做搬移的動作。
0 g& j% Z) B1 s0 q
0 Y. U+ T. U, s- Hline 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   ' `# d$ ^: M' r: G  f1 N  P/ z
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   4 o% C# R& ^+ \* k4 {& d
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   
6. 
   . u  Z# |% S) r* h1 V' C
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   # A' q) [( ^# U1 j+ N# Y8 f
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   8 X( j$ f" D2 \& Y6 b6 ]% f* }
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    
12.     548         add r12, r12, #4*5
    : H/ K+ K1 Q1 k# V2 ?* j* ]/ g1 o
13.     549         b   1b

複製代碼

line 328, 將r3填入8, 不知道r3會拿做什麼用，繼續看。
4 W+ v. \- @. X% j& Q. Wline 329, jump到call_cache_fn。
9 Q9 ]  c3 N& T7 J/ {$ n) wline 537, 將proc_types的位址讀到r12。
line 539, 將coprocessor裡頭的CPU id讀出來放到r6
line 543, 544, 將r12所指到的第一個位址的資料放到r1, offset 4bytes的資料放到r2，我們可以先觀
察一下proc_types的長相(如下)，註解上面寫了很多arm的家族的名稱，例如arm 6, armv5te等等，而且不
難發現都是先兩個.word，然後跟著三個『b xxxx_cache_xxx』，感覺很像是一組一組的資料。
line 545, 546, 將r6裡頭的CPU ID和讀出來的r1做exclusive OR，並且取mask，看看是否相等，相等的
' q3 F6 D( _4 G1 B6 `話，就將pc設定r12+r3。換句話說，就是用CPU ID去確認值是否相等，值相等的話，就jump到r12+r3的位址。
line 548, 549, 不相等的話，就把r12加上5x4byte的offset跳回去繼續找。
整理一下，這邊的程式碼就是去proc_types的地方，比對CPU ID，比對成功的話，就呼叫該筆資料裡面的
cache function，至於呼叫第幾個function，就由r3控制，那所有CPU對應到的data structure就
1 U9 H7 A' I/ w0 v& c( f' Q* _; g從proc_types開始。

以ARMv5TE來說，r3=8，就剛好是cache_on的function。所以我們知道如果我自己發明了一個新的ARM CPU，也弄了一個新的id，這邊就需要修改出相對應的CPU的infomation，不然可能會找不到CPU ID。

1.     566 proc_types:
   
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   
3.     568         .word   0xffffffe0
     v, N* j' s9 F4 V/ B( @' S& P8 |
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   7 \( v, K* u  ]" ?
6.     571         mov pc, lr
   - H3 P% d& W( b
7.     ......
   , K1 F+ z) a" i6 }
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   
9.     641         .word   0x000f0000
   ! [) g% ?! m% x1 I( A  P
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    ) c- Q* s! n0 R
11.     643         b   __armv4_mmu_cache_off
    
12.     644         b   __armv4_mmu_cache_flush

複製代碼

到這邊我們，找到了CPU對應的cache on的function，必且要準備呼叫它。

rogerho

很棒的分析....讓我能有機會可以瞭解bootloader的一些流程.............感謝

gogojesse

很棒的分析....讓我能有機會可以瞭解bootloader的一些流程.............感謝

8 d! R9 r0 ~" f4 O
謝謝  
( Z8 y1 Q5 Y& ^最近突然忙起來
改天有空再繼續study....
2 j* K. d9 e6 e+ G' w1 y% w  u/ t* X" B
另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
2 \  }. [( `' s7 G" v有些概念跟bootloader差不多，可以幫助閱讀bootloader的code就是。  

gogojesse

忙了好一陣子∼
之前trace到 ./arch/arm/boot/compressed/head.S的 line 224
呼叫了cache_on之後就沒寫了
  O% B; z& k+ \# G+ o7 ?( J0 L現在接著開始
8 J9 V: C% d+ Z+ X9 X% N
首先我們偷看一下code，
4 H7 L8 [: v0 z  oline 226, 將sp的值放到r1。
line 227 將sp的值加上0x10000放到sp。
* S0 |; d+ d" @6 w2 Y
& c6 e& A* C. a6 `- [$ g) d為什麼kernel之前花了一些功夫將自己relocate到某個位置之後，要把cache打開，然後要開始對stack pointer(sp)做動作？目前還看不出來，所以接著trace下去。

! o( F# G" ^1 nline 238，比較r4和r2的值，r4的值從line 158載入之後就一直沒被用到過，這個值是從一些makefile或是被makefile include進來的，然後在linking time的時候會被帶入，每個平台不一定一樣，通常你可到./arch/arm/mach-xxx/Makefile.boot去設定，這個值是用來指定kernel應該要被load到哪個位址上面執行。以omap1來說，
+ ]$ c' F$ C8 l- Ozreladdr-y       := 0x10008000
* R* e+ R/ s  }) i5 E7 c: w就是表示kernel會被載入到 0x10008000 的地方。這邊將r2和r4比較的用意是看看sp+0x10000之後會不會超過zreladdr的位置，應該是怕stack爆掉了會蓋到kernel的地方。(記住我們現在的kernel其實還在壓縮狀態，zreladdr是指解壓縮完要開始執行的狀態。）

line238~line243, 比較了r4和r2，假如不會蓋到，就會跳到wont_overwrite去執行，假如會蓋到，就看目前sp到之後解壓縮image位址之間的距離有沒有比image四倍的大小來得大，假如有，表示空間還夠用，還是可以跳去wont_overwrite去，假如不到四倍大，就跑到line 262去把kernel搬到遠一點的地方，試看看能不能正常boot起來，line262先不做解釋，一般來說位址設錯的話，這邊的correction失敗的機率還是很大，著眼在correction的意義不大。所以我們就直接跳去wont_overwrite吧！

1.     226         mov r1, sp          @ malloc space above stack
   
2.     227         add r2, sp, #0x10000    @ 64k max
   ; H4 ^$ ?* n% Z% X  U. g4 J6 W
3. 
   / n6 I  b! H4 J2 X, w% p1 G$ N0 x  B
4.     238         cmp r4, r2
   + ~9 e# e/ e9 c; w  V3 w
5.     239         bhs wont_overwrite
   
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   
9.     243         bls wont_overwrite
   
10.     244
    * U* a. S2 \! |- E9 q8 `) l5 H1 T5 s
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    
12.     246         mov r0, r5
    
13.     247         mov r3, r7
    
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    9 y% I! L9 F4 ~) p5 U
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    8 [& x+ A: e2 J' r! P
17.     251         bic r0, r0, #127        @ align the kernel length

複製代碼

跳到wont_overwrite之後，當然就是要開始把kernel解壓縮，
. C' M0 e' J- \# _0 O2 O; C2 Y8 p$ fline 283,把r4搬到r0,r4就是我們剛剛說的kernel被解壓縮之後的位址。（也就是解完之後應該要執行的位置）
$ g3 }; u4 f, Z1 X' s, r: ~; [6 cline 284,把r7搬到r3,r7從一開始讀進來之後，也沒用過，理論上是architecture ID。
line 285,是跳到decompress_kernel，這邊我們發現decompress_kernel是被定義在misc.c檔，所以這是第一次從assembly code跳到c code的地方。這樣一來我們就知道原來剛剛要把cache打開和設定好sp的用意，原來就是為了要執行c code，因為c的程式碼有固定的執行方式，會需要用到sp，這部份可以參考『procedure call standard for the ARM architecture』，這也是r4和r7被搬到r0, r3的原因，因為r0~r3是用來傳遞C function的參數用的，r0就是arg0, r1=arg1, etc.

1.     283 wont_overwrite: mov r0, r4
   . D7 n- \! }8 `; V. y, e
2.     284         mov r3, r7
   
3.     285         bl  decompress_kernel
   4 U) m1 q, c/ z! {; i
4.     286         b   call_kernel

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偷看misc.c

1. 346 decompress_kernel(ulg output_start, ulg free_mem_ptr_p, ulg free_mem_ptr, int arch_id)

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果然r0~r3就是的參數。

gogojesse

由於解壓縮不是我們的重點
沒有trace
假設一切都順利
6 l1 Z9 @: [9 M: a" cdecompress_kernel結束後
* v; B: @5 o7 f8 p我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置
line 286,會jump到call_kernel，如下:
line 516, flush cache
9 ]* E3 g+ \: u$ b3 A2 T$ d) Sline 517, 關掉 cache
line 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
" O4 s  d7 g/ M5 }5 H) o, _9 cline 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。

' l2 U+ E5 @) c, e9 z$ K* C; {到這邊我們終於結束head.S的工作，解壓縮並且跳到另外一個object code的開始。跳到解壓縮的開始位置，究竟會進入哪一個function？

1.     516 call_kernel:    bl  cache_clean_flush
   
2.     517         bl  cache_off
   
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   ' v+ ]# c+ w' o) m6 L
5.     520         mov r2, r8          @ restore atags pointer
   
6.     521         mov pc, r4          @ call kernel

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kkbbs

很棒的分析....
: R- w* [+ U. T5 f+ ?非常據有參考價值
. F, z: @- v; A" d" n; K6 d感謝大大分享    感恩

gogojesse

原帖由 kkbbs 於 2008-10-11 10:39 PM 發表
6 I9 ]3 X" o5 V- i8 @很棒的分析....
非常據有參考價值
2 f0 w0 E0 U2 d& Q( x感謝大大分享    感恩

7 S) H, D" s% F" k5 R, y" ~) g. ^
謝謝  
' E2 g) L0 h6 j- B* Z& o: h有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
歡迎提出來一起想想...