trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
8 G8 q! T5 y7 a+ Q  t2 G. B先來看看bootloader
5 R3 v9 s/ ?. h$ H  v3 L% z3 f7 H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
; r! _" J0 u$ \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
0 r) }; M( q& y- E$ }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

1. r0 = 0
( T! p9 c/ Z. D' {& v, \. m3 Z2. r1 = architecture ID
6 |& I8 x1 L$ Z6 G3. r2 = atag list
8 l9 G* I# W% F( L% r4. mmu off
2 E5 b) U* f  J% Y: N: F* Q3 N- t5. I&D cache off

( ?. D: A9 i, V- W/ D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:
   
2.     115         .type   start,#function
   % @5 l1 o3 a. u3 \) L
3.     116         .rept   8
   ' Y7 R: z# M* E9 P- w+ c
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   
6.     119
   
7.     120         b   1f
   ' l+ s- x. G8 i% L* \8 m/ e
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   
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
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
; b2 \  m- q1 |; x# q  O# T『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~)
. ]! E! ]: L7 _* o
& f7 R3 A6 k- l/ tline 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。
5 ?5 i& N/ a$ l. N) v/ f
line 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情。
" \$ d) M( r8 [' K' {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。
2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
# D5 \3 O5 {: x& }r1, r2就是bootloader準備好的。  

" [, e& C  G3 p* V5 T- [. K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
+ V/ o, Q" w; g! f4 x" S狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??
$ }6 C0 I* P( r1 N% j) ]
! @, l! I8 v% R; ]8 k! X8 iline 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。

! R5 v5 h+ l/ b1 e) q. H; \6 g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
   ) w, m7 D1 T6 l" C" r. i' W# h: M
2.     134         tst r2, #3          @ not user?
   
3.     135         bne not_angel
   
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   / u1 ~- V' \' p9 Q4 j
6.     138 not_angel:
   
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   2 k) I+ ~8 Q. I. Z% G. A
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   
9.     141         msr cpsr_c, r2
   - V# O- W* G7 i7 j& v
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
) d4 d) z5 L& |. B" B/ j( }用來控制和表示processor目前狀態的。
$ H( x6 L  {% m6 i- Y1ine 134, tst = test, 看看r2是不是等於3。
3 h7 o4 }$ n# x) G, ?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。
5 I: g- p3 `1 S' n, Yline 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
) y2 l& \9 @7 |2 ^是一開始ARM processor預設執行模式。

) E2 T1 S! @. L, vline 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
/ \7 d" }0 Z5 Z; H( f" `可參考
- x8 S8 x- r/ a( n# C1 Jhttp://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5
# f  }0 d" O. B- z+ I7 U  L
9 O8 X6 b+ S5 {& V. R4 `' [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。

) Y; Y' c9 a4 u- W. T% S
( D" T2 A& v4 o& V6 @看完kernel應該會花上一些時間
( W) o1 |0 }; P; ]2 G' U看看有沒有哪位大大要認領
& ?! `9 n0 Z5 x% P  Q開一篇bootloader的文章   
1 P& `* P0 P) d) \+ V3 `! \' L
另外，有人要trace x86 or MIPS的架構應該也不錯
0 Y5 C" `5 T. [1 T+ L+ ]# p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
! E( w+ B9 [0 Z1 t# Z0 h$ m這邊插點符號跳過文繞圖
, ~) ?; c* e& h8 b.
.
.
.
.
" n& h8 M6 L" l$ }+ f1 \( c.
: u/ h$ X1 ?6 ?  Y  b.
. z" [. d3 ], F6 N. a& D; \7 X& @# m.
" [8 G7 N/ |/ J; N9 D.
.

1. 157         adr r0, LC0
     F/ m& G" h, V0 @- K/ b' l
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   * K6 `  [, d/ }; s, ?( N
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   4 n5 @$ I& }8 O6 l
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   4 ?% H! n% K) b% c# Q% p
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   / D5 j/ f5 `6 n1 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
   
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   : h7 F4 h8 G' G& G' v* K
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   / ?) N0 t2 G. P* ]  W
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。
  u3 ~. [: p' X6 E: P( E: Oline 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。
; I( r  T. N7 L7 V- v: B
' V+ w! B3 Q& f/ s5 G3 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
! y# Z( j, m% m2 r7 s3 p' J4 h! l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...
; _! P" n( }2 o1 S怎麼辦勒??
5 w% k4 B* m' C- q% V
往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   " M8 I) W4 j3 C2 C* B
2.     173         add r6, r6, r0
   / A1 t! S- _" x; L" E5 ?& w
3.     174         add ip, ip, r0
   
4. 
   6 m8 f) b0 t# {- s* B/ i
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   * Z" t/ J- C6 ~* U+ [
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
   
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   # S! l1 Y3 C' U, \# y* i9 v
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   2 k8 [8 Y6 P! A) n
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   ) V, h# G3 S! D6 M
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
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。
( n$ {7 s4 N' ^3 t2 e
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
化的變數的地方。
9 l  G4 b" S+ Y' Y% |8 w
, b" {0 I  B* k6 \+ o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
5 u$ E1 [, Q2 v0 O7 Gtime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
   ! |4 [  z0 `0 |& {
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   . h: M( Y* _" [3 i' t+ B& {  C
3.     213         str r0, [r2], #4
   
4.     214         str r0, [r2], #4
   , _" W1 \0 f" m% v
5.     215         str r0, [r2], #4
   1 Y$ g5 }4 }4 I% J3 C& D5 ], K. X
6.     216         cmp r2, r3
   
7.     217         blo 1b
   
8.     218
   8 i( e. }# \, G% L
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
, D& A6 z+ s& X: Q6 E5 h* n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?
, N* X# ^$ `. c  X1 x6 O
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.
換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。
4 ~+ N0 _. m* G& A, i3 [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。

' [* m3 l/ p1 v) M: _9 Bline 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   3 ]7 r6 l' U8 X* |" p, T6 N
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   
6. 
   
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   1 O& Q0 g2 f2 K3 Y0 d$ m6 m1 m0 M
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   / _( i9 ^! f% A' U! I
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    * P# M1 |; T# J' m, X- j; H, S
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    % E9 m0 p3 D6 @$ N) i
12.     548         add r12, r12, #4*5
    , S4 _7 w/ j8 Z4 c1 G, ]) N
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。
! c, A0 R) K: dline 329, jump到call_cache_fn。
3 t* U- p. U8 _  _' cline 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
+ k1 ]8 q! g1 kline 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
  b$ t$ L3 q( X$ I% X4 A# T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。
0 _& Q+ j# N6 j5 M: E9 Eline 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。
0 ~, {' {; W, g1 W6 L. yline 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
從proc_types開始。
% m% c9 _0 u; F' {- A; i
% U" e* p$ f' I: \! @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$ ?9 b. ^; L: H' x
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   
3.     568         .word   0xffffffe0
   
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   6 o' \4 B6 i$ l. @. Z
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   
7.     ......
   / I# r% W* p- f5 H* N
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   8 Y- ^2 {0 x$ `3 N' W) e* J$ _
9.     641         .word   0x000f0000
   2 k# D* ^! X9 R' `0 e8 T
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    , L, h4 C% D) q7 h# m
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

2 e4 O0 Z# K- g: ?謝謝  
最近突然忙起來
4 U( A4 h3 _  h1 g改天有空再繼續study....

另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
& c# I/ }+ C6 x/ O* x$ h, J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∼
4 R7 Z5 l; H' J% ]4 ]% A, u" q+ L之前trace到 ./arch/arm/boot/compressed/head.S的 line 224
: Q4 k3 D+ e# X; Q8 u0 s4 u呼叫了cache_on之後就沒寫了
; N& e" h$ X6 U: ~( J現在接著開始

首先我們偷看一下code，
line 226, 將sp的值放到r1。
: Q9 e. F  D1 L0 ?line 227 將sp的值加上0x10000放到sp。
7 V7 q# f& e0 `8 _$ {
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。

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，
$ V$ O6 [1 k. @/ q' Fzreladdr-y       := 0x10008000
4 P/ v* Y. T$ h' d- R; i/ @: \+ y7 A" |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
   
3. 
   
4.     238         cmp r4, r2
   
5.     239         bhs wont_overwrite
   
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   4 T2 z# a! K. K5 L% O
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   
9.     243         bls wont_overwrite
   7 |; G# d3 m9 }
10.     244
    ( T( O- h/ S( v4 T
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    
12.     246         mov r0, r5
    : u/ S, C5 L% s
13.     247         mov r3, r7
    ( v* q  g& C$ B, W. \9 I0 Z
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    ; y: p3 u7 L: @0 w% I) B) F1 w
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    ) I  A+ g2 m/ E$ E
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，
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。
7 x' [4 [/ t# g% w% x/ eline 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
decompress_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
line 286,會jump到call_kernel，如下:
) b) T( f  p; `$ \5 bline 516, flush cache
# y( M" }/ R' rline 517, 關掉 cache
line 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。
8 m! ~7 t/ Z% v/ r! ?$ J+ z: F: C
) y( {+ t  c- n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
   , c% L, [& F, n! g% U! y3 ?
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   
5.     520         mov r2, r8          @ restore atags pointer
   7 g3 E+ j& o, N  z- L7 f# Q
6.     521         mov pc, r4          @ call kernel

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kkbbs

很棒的分析....
, r. _0 D' @$ n+ G9 k: W7 O- q非常據有參考價值
感謝大大分享    感恩

gogojesse

原帖由 kkbbs 於 2008-10-11 10:39 PM 發表
0 M9 G1 D# u% o; E很棒的分析....
非常據有參考價值
; `; {  ^$ Z% x! G1 ~9 ^0 |$ b感謝大大分享    感恩

8 Y0 e, E+ {" g- T* |7 A謝謝  
有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
2 Y7 o. O8 k7 G! c歡迎提出來一起想想...