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
0 V8 h- e3 o/ u* |3 I透過它才有機會去改變載入過程
' Q3 g* _# f5 z& o6 @8 q( _" d9 i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
/ O, P  `8 i6 @, s1 i' ~3 ^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

" K- J) R8 m/ U( Q  v4 z1. r0 = 0
5 X) s3 d4 q5 u6 e! L" e+ j2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
4. mmu off
% p. M3 a+ ?$ S! k0 _$ O6 c5. I&D cache off
* v9 |: Q: ^! c- c* D5 [
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。
& \* \! z9 \/ l. w$ A我們首先來看一開始的程式碼進入點

1.     114 start:
   
2.     115         .type   start,#function
   3 |$ c/ Y5 E, |- F
3.     116         .rept   8
   
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   
6.     119
   " l/ O/ M" a1 ]6 \8 O* g
7.     120         b   1f
   ) Z- d6 |( x" m9 e; A
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
    8 b6 E5 }7 j. B" ~5 w
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~)

) i/ p) N1 h/ g8 nline 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。

% i! z4 z, e9 @% U' b3 Eline 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情。
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。
7 K6 Q/ d% I8 l2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
( h3 f3 x; D  c' sr1, r2就是bootloader準備好的。  

3 p; B+ ~0 I, F! H* d( c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??

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。
, }# |% T. `3 K( V8 W* e/ P$ s
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" \( K' t; r7 {0 H5 @* U
2.     134         tst r2, #3          @ not user?
   
3.     135         bne not_angel
   ) V2 A. h4 ]9 H: \
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   
6.     138 not_angel:
   0 J  k4 {# T0 X8 S' s# B1 E5 a
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   & i! Z9 [% q8 ^" j
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
- P, k3 M. S8 X+ u1 R$ u& n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。
: \, @! X' @  Z* \- G  j9 E. 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
, O* L. K* a- }# p8 r來boot armlinux，應該是angelboot會特別跑在3這個mode。
) ]7 I+ A* S6 x* ?6 r1 y) B% ]) bline 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。

3 u0 I6 h6 f- f  Dline 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
: d/ [. i, ~  h9 P可參考
. X0 ^( E' o3 h+ ehttp://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5

+ M- W5 T& P; r% A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。

% ^% ^3 e* R9 O: w看完kernel應該會花上一些時間
看看有沒有哪位大大要認領
- n0 U# ?- L# m# q; ^1 v開一篇bootloader的文章   

: d/ U" L) {# N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
$ Y: N/ j; |4 J9 L7 C! G4 z6 r這樣要跨平台  跳槽也容易許多

gogojesse

程式繼續往下跑
( c: Z: c; Y7 d1 B( E, T& V' t這邊插點符號跳過文繞圖
.
& P0 y( x* o+ p* G1 U7 o% \.
4 Z- K7 R8 E  _& B- M.
.
- A* z2 v1 e3 R6 f) K# R/ p.
.
+ Y# Y* R8 H9 I3 }% u.
.
$ D4 ]8 b+ J: {' [+ @7 M* L.
.

1. 157         adr r0, LC0
   $ t7 b0 A5 h6 e$ Y, h, }% p
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   7 p' K6 {: C" `$ |' |1 r# M* Z6 b
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   # e7 x. Y) Q# D, y9 o' P! e% S
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   2 }+ F& J$ O3 e! g/ g& j. \; ~
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   : e1 |2 X% [5 k
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   9 j8 u/ n" J/ T
6.     293         .word   _start          @ r5
   
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   ' v3 D3 Y$ L/ T6 I
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   ( e9 q4 {8 P# ?/ [6 a
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
' v& }. {+ [0 Z& Hline 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
6 V# F6 c- ?0 \4 J9 `! ?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』
% |/ y" i  c+ Y- C: ^) |之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。
; L  A9 U/ L) D) Z1 m
& D/ e' V. g. L& g4 S, @line 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
8 a: E! s5 ~) O) l/ P- o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...
怎麼辦勒??
1 |% C8 Q, J; Y1 R3 `3 B* V
  I) o( y# u& g* X/ H/ ~往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   5 \* p6 t' ]( H% W3 H% Q6 \
2.     173         add r6, r6, r0
   
3.     174         add ip, ip, r0
   * ^- J( }4 b1 u* g
4. 
   ( f: A: R& }6 C9 t) M
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
   4 r5 L& C; Y  a2 F' F2 l( b. E
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   5 G. @$ ?2 \4 }3 g$ u; I; o* K( R' f
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   
10.     207         cmp r6, ip
    ' h- \- {$ {# @+ z* l
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
. r1 w+ J& A6 L# ?1 ]( g7 R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。

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 B( d# w0 P0 M8 X* G/ \
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
time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
   ; y$ L+ j. }) W: f8 Y9 Z& H+ Z- w+ ]
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 V4 x; C! E  V
6.     216         cmp r2, r3
   $ D# q$ @" D3 V
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
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?
& \1 ]4 w+ G1 S: g' F7 ?
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.
; Z0 Q4 n7 D2 |! l" d$ Q5 T換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。
, f3 G" ~! ]0 I  o% jlin3 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。
8 J) }, H: z2 w- V/ k: `0 M1 `  A
  _  _5 q2 Z4 l3 p% |. j& U" C8 Hline 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   3 B1 W) @5 t, @, j2 j
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   / }* \, V6 D9 w3 y
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   : R" [1 G8 s1 X
6. 
   
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    ' L( ^) E' u3 A; ]$ b
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。
, D# i7 i+ E) oline 329, jump到call_cache_fn。
line 537, 將proc_types的位址讀到r12。
, E+ _1 Y3 U8 ^" d0 o3 dline 539, 將coprocessor裡頭的CPU id讀出來放到r6
2 e- h( X: A1 n. P+ S3 Q. M& Nline 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。
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
從proc_types開始。

$ r' ]) X! S. F* s7 X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:
   / E0 M- ~% Q  X4 z9 x2 b* L, m
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   / c( S" P4 B- O7 B$ D1 N
3.     568         .word   0xffffffe0
   
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   ) Z+ y3 V2 {* k: S+ c
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   8 H( K7 z1 a4 `  E1 i4 G
7.     ......
   
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   ; k4 H, F& W* _
9.     641         .word   0x000f0000
   + o) I9 X3 {; N& V: d
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    $ R! G2 E4 b8 L  ]6 {
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

謝謝  
最近突然忙起來
改天有空再繼續study....
' U- b9 o7 P0 [8 ~
  {, ~: a  t/ m+ T0 a" K7 J7 l% {% N另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
3 T% s' M  O7 p5 z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
, i5 b# ~1 E" M! x9 @0 e  `現在接著開始

5 t. @7 i( v! n首先我們偷看一下code，
line 226, 將sp的值放到r1。
: s+ L6 F" G9 ]; M5 aline 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。
, u4 f! Z. e3 A8 W1 ^: q# j
/ e3 X. E' n+ ^, c% T$ u6 }1 Y0 Zline 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
: l* L" _! {! {2 X7 H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。）

8 K1 V% c5 A2 X2 S5 _5 rline238~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 b, S7 D) S5 e  X' ^# N* ^* Y
3. 
   
4.     238         cmp r4, r2
   5 L* q; |2 D+ `) n# N4 V
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
   3 c4 ]/ r1 h6 Y" O7 y. j* g3 T
9.     243         bls wont_overwrite
   
10.     244
    
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    
12.     246         mov r0, r5
    * {; ^3 |% J5 A8 x. ~6 j
13.     247         mov r3, r7
    2 y" ]6 y) F' G: @( }$ z4 C$ c
14.     248         bl  decompress_kernel
    ' W0 u+ ?5 m5 y8 C
15.     249
    , j2 J3 Z9 H' b- T, k* ^
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    / O$ }2 M! b0 w9 O* B8 [
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。
3 z4 {3 ~7 c# cline 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
   ' u  N2 [1 \9 ]( p! l& H4 C) y
3.     285         bl  decompress_kernel
   / T* U5 h9 b- G6 p$ i1 U% p+ 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)

複製代碼

果然r0~r3就是的參數。

gogojesse

由於解壓縮不是我們的重點
. l* g- M6 b  ?" {  z1 c沒有trace
3 {. x2 }' V6 G0 k假設一切都順利
decompress_kernel結束後
) ?3 ~5 ?3 e' w1 C我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置
. X4 O, h1 [+ X, h6 @line 286,會jump到call_kernel，如下:
line 516, flush cache
" I4 x; T$ O5 W4 sline 517, 關掉 cache
line 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
( o  ?  W# g5 F& nline 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。
( |; g' m  @; c9 i/ D+ ?$ E) K
- }2 s6 ]7 ?6 c( R2 x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
   : Z3 m; C6 [! ?: B
2.     517         bl  cache_off
   
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   + b' @" s0 z2 [/ W$ e
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   / X- y1 F: i$ ^2 Q; s
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....
; d8 f7 Y1 `2 l+ K' P- c2 m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 m" r' A* G8 j/ i很棒的分析....
非常據有參考價值
; |8 i# L# \# J7 O0 s1 M1 r感謝大大分享    感恩

3 O* k/ n, z0 N. A  S
) \  c* A9 v; P4 o謝謝  
5 z. c5 L4 q6 ~- v/ s7 k$ o有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
. U6 D8 S  _8 J! I& Q歡迎提出來一起想想...