trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
先來看看bootloader
當板子通電,最先被執行到的通常是bootloader
- K, x+ w% T; G& @: l6 J透過它才有機會去改變載入過程
例如更換這次使用的kernel image
3 d( X5 k# j$ [( X或者是選擇要用tftp download image還是從flash上的某個image跑起來
kernel為了讓這個變數盡量單純
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
+ [; t, |! @1 }0 z1 I: E
. z" O5 n! d) T: I1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
5 e- `5 x0 T: q! K0 q3. r2 = atag list
4. mmu off
$ t, ~: X6 S! D+ b5 z1 @0 q8 I5. I&D cache off
6 D- u7 T" x3 i' i
5 F$ R. P0 G( c4 w* B9 }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。
我們首先來看一開始的程式碼進入點

1.     114 start:
   ; D% U3 h3 t* E% D6 H% |1 X! {
2.     115         .type   start,#function
   
3.     116         .rept   8
   3 ?  E& z! {  b# }% O( j: {4 z
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   8 z# w. x/ }" k+ {
6.     119
   
7.     120         b   1f
   $ W0 ~( G2 \8 V" B6 G# U
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   6 }3 i6 S0 [) I5 o% N& B/ a  n
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   ; l9 @4 M0 n, ~! u2 z3 b  H
10.     123         .word   _edata          @ zImage end address
    
11.     124 1:      mov r7, r1          @ save architecture ID
    
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
/ p4 e8 `  n8 |! O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~)

line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。
% G( C0 i: A( f' p; P: C' ]
line 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情。
. c6 w/ R) u. q- \  {2 [1. 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。
  h' Y* f( _9 i6 K$ t5 f2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
0 _( H: d6 e1 D5 a- ~r1, r2就是bootloader準備好的。  

+ i% C& U( D# E5 G9 |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
狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??

  U4 j4 \! e: |! [8 U, [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。
3 w! a0 v! U# S) j  H2 r) W) j
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
   7 d1 ~7 B, ]; U) f' G
2.     134         tst r2, #3          @ not user?
   / a- W3 E2 g0 w- t$ t2 w. y
3.     135         bne not_angel
   ( V* w$ y  J3 T0 y; j
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   
6.     138 not_angel:
   
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   
9.     141         msr cpsr_c, r2
   
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
# @* t2 Y! H( C! s5 n6 K6 }" c* U用來控制和表示processor目前狀態的。
' ^- b7 L. T4 n5 Q3 i/ A. X& w1ine 134, tst = test, 看看r2是不是等於3。
line 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。
( [: Y) d6 K* R0 d) g  L4 Z( Hline 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
6 R: z) b4 O: K6 ]: b: G" H是一開始ARM processor預設執行模式。

  k- B* O. a( `# gline 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
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
' u, E4 Y3 [# Whttp://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5

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
' k) L* E7 _1 ~( c* z# A- y0 e0 N建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

) U3 ~/ D. t/ f/ t. a/ P! K, a; ]
看完kernel應該會花上一些時間
/ _( l5 d  T3 p. z& k# N$ f看看有沒有哪位大大要認領
$ Y: ^. Z/ g5 J7 R, ^7 Q6 U, C開一篇bootloader的文章   
' I+ c" h- ?2 K) Y
另外，有人要trace x86 or MIPS的架構應該也不錯
0 R1 b0 S+ @2 }( e- M% O" S# \$ Z這樣主要的幾種processor都可以搞定
9 R# Q2 Z2 D% w! h  [) c這樣要跨平台  跳槽也容易許多

gogojesse

程式繼續往下跑
7 ^+ A( v0 ]  D  w這邊插點符號跳過文繞圖
' k: ~$ E  f6 g- O" h# B.
.
.
.
.
  _5 }3 i2 }1 R7 Z.
.
3 [. p" y$ J' S4 m8 \.
.
( A3 [& v% J. \+ V/ D, L.

1. 157         adr r0, LC0
   
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   3 Y- x( R/ z; M( f# V
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   4 q8 h! k0 G5 Z" A
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   ' K* I0 n; P9 Z4 z: L9 n8 A% T5 v
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   7 Z" b1 r) H# C: |: ~7 o, ]& t
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   5 E# c9 h9 r5 {% c% H
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   
6.     293         .word   _start          @ r5
   . |; S- `, _# `8 a! K/ ~8 J
7.     294         .word   _got_start      @ r6
     \$ Q8 R/ \& A2 W# A
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   & t5 u$ c: w. V% ~0 l1 c
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。
line 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
' B4 W  e& v2 rline 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
; n' g" p' b+ o4 G* l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』
, W5 {( t8 K" V之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。

$ i$ p# L3 @1 z5 [) T6 q# eline 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
- k! \8 Z0 E  d5 U8 K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...
. S5 E; `; B8 s4 K1 k% |3 `+ k怎麼辦勒??
( f; a* ]  a$ N
! w6 U( Z# T6 d! D往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   " G3 B6 @9 a& G
2.     173         add r6, r6, r0
   6 T# ~# V, ^/ \6 O; X  U: h& g# `
3.     174         add ip, ip, r0
   
4. 
   , Z0 B9 \/ x. E0 S, J" {! q( K
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   8 ]4 N$ g3 B1 S6 ]; z0 l# {0 |0 W
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
   1 A6 ^4 U! n4 Q& ~+ K: ?2 M' U
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   + s  V1 y* F$ G
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   . L3 L$ F: _, g$ Z2 [; \4 f
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   
10.     207         cmp r6, ip
    
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
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
2 B8 k$ m* T# ^3 a( Q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。
: F/ s0 ~' [0 ^: ~9 _
$ ]" ]0 p) I' @. Y2 E. w( Nline 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。
  E0 f, O- o; Eline 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
0 d5 N( @/ k9 \7 [+ D. v化的變數的地方。

" C* J+ q/ i7 m, {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
' r3 a0 [& E% n0 q2 Xtime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  
  k7 x$ x( a6 F2 b' X接著繼續trace

1.     211 not_relocated:  mov r0, #0
   2 n  Y% ~! }$ t4 d% N, i
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   ( s2 A5 X4 s- o$ |
3.     213         str r0, [r2], #4
   
4.     214         str r0, [r2], #4
   # s$ v* v( y/ n  U4 @. K
5.     215         str r0, [r2], #4
   3 ^$ [4 b, P# G: _
6.     216         cmp r2, r3
   
7.     217         blo 1b
     t7 Z3 R: {2 K% ]( I. c, f
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
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?

! G! X6 F8 L" d4 Nline 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.
4 B- @4 U9 o( |. g$ H: x. J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。
+ N6 A) D  I$ E0 d! X- k
line 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   6 F; X. I# W* x+ f+ o, n
2.     329         b   call_cache_fn
   9 z" X3 }5 n6 a7 {) l
3. 
   6 E+ C/ m! c) A  A' z( I
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   # z% J" a2 m+ d9 e4 ?6 q% t
6. 
   + `: N6 V8 ^& Z% p# _
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   1 N* z& Q% G) ?6 v- }
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   & I* T4 ^1 Z1 g8 i
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   * P" U/ @' z4 w' M: Y4 w
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    % T, \1 [4 r# J! U- J: |
12.     548         add r12, r12, #4*5
    
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。
2 p7 B$ V7 R/ D; ]5 R; m: s8 {line 329, jump到call_cache_fn。
2 {4 R% B+ y6 y6 ]0 L" f1 pline 537, 將proc_types的位址讀到r12。
$ T  b1 x0 C! t4 x4 ]* f6 Qline 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
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。
4 W$ q7 U4 S. M5 @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
2 n# e0 m+ L: T4 h3 f* v從proc_types開始。
8 u9 ?$ B& e' V* c& B/ M3 z7 C
  }& a8 u% G/ h, L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:
   + e; i* u+ \9 ~) s- `2 u8 K) A' Q
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   # L/ {7 K: z6 U3 E: [% A
3.     568         .word   0xffffffe0
   
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   # b5 m9 R$ Y( u" N+ a/ p# S
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   
7.     ......
   
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   1 q6 s* b! X; X; v- z
9.     641         .word   0x000f0000
   
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    
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

0 Y# O5 v' b7 P+ C6 M5 R謝謝  
最近突然忙起來
改天有空再繼續study....

0 ]: o# O' h9 @& L2 A! y另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
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∼
2 ?# X/ W( n# P& \% [8 G7 |之前trace到 ./arch/arm/boot/compressed/head.S的 line 224
呼叫了cache_on之後就沒寫了
現在接著開始
. P$ {& B3 P/ G& F" V8 w
) ^, N/ y4 f- r8 q* \+ u) q, \首先我們偷看一下code，
  j8 T6 m; [. [" d2 B6 |2 U% Aline 226, 將sp的值放到r1。
/ W! X' u* x* e  v, Mline 227 將sp的值加上0x10000放到sp。

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。
" s% g" \: i) ]
line 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，
zreladdr-y       := 0x10008000
% @* Z% x/ D, h! J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。）
+ l7 [9 Y6 U1 z! B  [
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
   
3. 
   
4.     238         cmp r4, r2
   % z/ B0 c$ x. L! a
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
   ) \" R" Y. g; l$ s2 m
8.     242         cmp r0, r5
   % O0 \( v# U' G& c. F
9.     243         bls wont_overwrite
   
10.     244
    
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    
12.     246         mov r0, r5
    
13.     247         mov r3, r7
    
14.     248         bl  decompress_kernel
    ! D1 Z6 K; ^" H5 m' m
15.     249
    
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    
17.     251         bic r0, r0, #127        @ align the kernel length

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跳到wont_overwrite之後，當然就是要開始把kernel解壓縮，
+ R+ d8 w; j( X. }line 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）
line 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
   
2.     284         mov r3, r7
   
3.     285         bl  decompress_kernel
   
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
* A$ `! `' U$ w; G  L, g# mdecompress_kernel結束後
我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置
  k/ _5 Q& J( n) _0 E( oline 286,會jump到call_kernel，如下:
line 516, flush cache
# |  M5 `7 g2 o6 r3 y* p' g2 tline 517, 關掉 cache
0 e0 P, k0 S* r+ yline 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
line 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。
5 L9 X. ~, V1 b
& }$ D' M) q# W7 K3 D" X8 Z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
   + ~: i: E+ S& [
2.     517         bl  cache_off
   6 B% d$ _& l3 T, w3 W. C+ d, H8 N; B
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   % D) _( `# t; n9 V0 h, u' }
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   
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....
% ]# W6 |' p+ Z( @0 _$ e$ ]非常據有參考價值
5 j! R7 K; H7 g感謝大大分享    感恩

gogojesse

原帖由 kkbbs 於 2008-10-11 10:39 PM 發表
很棒的分析....
- @; L% x0 C3 y% Q" T非常據有參考價值
感謝大大分享    感恩

* a! P( Q# _* s1 W; i
謝謝  
, U# u. Q$ j* L, D2 H有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
2 T, y: P3 W- g8 Z1 C" ~1 S歡迎提出來一起想想...