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
% C4 {9 ?- B* p! Y. h8 }- H透過它才有機會去改變載入過程
$ n, \' T; c9 ?/ m5 V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
kernel為了讓這個變數盡量單純
2 I6 O# l+ u8 r# h1 M+ T+ P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

) N7 u8 `6 i; s( C1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
2 B8 g& z" g0 K3 F; u3. r2 = atag list
4. mmu off
5. I&D cache off
% X6 _  ]5 ?$ ]. ]' I! r2 ~0 b
2 s/ s! {7 W: _5 q6 y# B4 {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。
6 S0 f/ \# _: |0 O& q$ l# d, 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
   ' @0 U( d. V1 x
3.     116         .rept   8
   
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   
6.     119
   8 {1 Y0 ]1 L  k
7.     120         b   1f
   
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   4 ]( b( p* i, a- ]+ ?) ]6 ^' F
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
    ! g; b, q7 ~) \( }; _& u
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
6 c' J; i9 W5 l8 \0 u* P, W9 O0 z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~)
# @- T1 a+ b; e
5 X0 u" _9 H" E5 d- _- {line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。

line 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。
2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
! S2 {$ m3 s7 l( jr1, r2就是bootloader準備好的。  
% M6 D# p9 @  m
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
2 e3 I+ R* U0 l8 M狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??

8 v# Y5 O& I7 |" ^) ^/ d. M" Pline 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。

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?
   
3.     135         bne not_angel
   ) Q! q  N3 p. \: Y# {
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   8 G) k# n# n4 i+ Q6 r  R* G9 a
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   % W3 K9 t  M0 t  I7 u
6.     138 not_angel:
   # i0 ?7 v/ O, p6 b6 W& O5 I. R
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   ' E( Z$ d9 a+ o, w+ q, i( }& i
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
- m/ x- {0 v. M) r  s) ?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。
. v+ X$ M: S! Q8 d/ O+ J8 ]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
& h  Y. }& }) a5 d  G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。

9 v6 |$ }) z( X8 h3 z* 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
5 e+ D  s. r* N3 @& b1 e4 J5 N可參考
% j6 E" u0 R( E4 Lhttp://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5

& i+ k  P; L( [% G7 ]5 O6 i' D* \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
( N: j6 Y2 a8 B$ ?建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

! w7 H  T+ m1 l/ Q7 l, T7 U
9 f2 S. D" J) ~; O4 A( f& Q看完kernel應該會花上一些時間
* i, q& r' _0 N7 E# A1 O5 ~. |; g' w) e看看有沒有哪位大大要認領
開一篇bootloader的文章   

; \& m$ q7 C) h+ Y1 [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
5 H  n2 h$ P& r6 m這樣要跨平台  跳槽也容易許多

gogojesse

程式繼續往下跑
這邊插點符號跳過文繞圖
; @9 i7 }9 @6 ]4 w4 ].
.
.
0 W) ^3 s: X; Z% G( |/ C  ^.
.
' h: a9 d6 b( U0 `( o3 A" N.
4 W. t" r: w  [6 n: N5 J2 `.
.
0 C' F+ K% X) a.
& P8 X1 ?  i3 R5 Z: T$ V3 I  c: A.

1. 157         adr r0, LC0
   ' h" d( \; F! j+ J
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   % p" i/ |: O( J( }4 m' G# [
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   6 G! _3 K9 F# j0 E8 w
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   $ p+ ]( {/ K2 M  S9 C6 g8 `
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   ' G% [* q4 }* M8 P
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   
6.     293         .word   _start          @ r5
   " s# c: P; w! D3 }$ ?' f. W/ G" X
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   ( q1 a7 F* l. j! o, g0 q0 |
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。
8 h  F5 `0 j! O, s7 t% I+ lline 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
; L+ Y2 `' x- h, q8 Q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』
8 h* @& u* i7 N& [之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。
+ t- @  v; y4 I) ^( f
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
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??

5 ]* c- ?; \+ [" _) c0 V往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   0 X+ }1 I. I6 K4 H4 W
2.     173         add r6, r6, r0
   5 ^9 q$ ]1 M1 u. e& m- y
3.     174         add ip, ip, r0
     K. V' P( w  C/ t2 L
4. 
   & S% x( ^9 d* v2 x( @+ d
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
     }- f3 A6 H5 b" T9 \! j- _
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   5 ^$ a4 ~+ A: }* P3 J' F( y7 Q
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   ! }' n) g7 B! Q9 c# x9 m8 a
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
* H5 t& P0 ]4 ]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 Y: q2 ]5 k+ i# `, ?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。
' G4 u2 |9 g" R9 X0 r. Bline 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
/ n1 @0 k3 I2 \# }) S0 {* s0 |化的變數的地方。

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
   ! t/ [( g, g; |+ V! C- S$ E0 P
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   
3.     213         str r0, [r2], #4
   
4.     214         str r0, [r2], #4
   $ w; E) W. \0 _0 \' R, O/ k+ J( ~
5.     215         str r0, [r2], #4
   
6.     216         cmp r2, r3
   
7.     217         blo 1b
   , a5 x) G3 T1 x' T- L7 |
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
$ _* T+ C( }( x* S; }1 \9 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?

6 o, u- H1 M$ P1 y. Iline 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.
1 Y1 i3 k0 `% h' l: ^換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。
: t, t! v) O1 `+ v. klin3 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。

line 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   * B$ v% x7 n. `# }8 @. A1 @
2.     329         b   call_cache_fn
   4 A% Z7 o, C5 P& ]4 U/ W  z  k
3. 
   
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   2 z/ w3 o) A* B1 A2 [7 J. z
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   
6. 
   2 Y5 L+ U) c1 ~* N' m4 \
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   ' }6 }) x# `+ k, p7 S& L8 z
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
    % w6 V# O6 y, o5 G0 Q" l$ F2 R
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。
# h6 x0 C; n* E2 C% U1 o& Oline 329, jump到call_cache_fn。
2 i8 Q% l2 A; p# lline 537, 將proc_types的位址讀到r12。
8 d& Q8 s3 ]8 E/ wline 539, 將coprocessor裡頭的CPU id讀出來放到r6
. B! X; e# C4 D4 `5 X* Eline 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
' I! r) L6 \+ d8 f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
* ^; c! w  O% x; S2 c% x  x) L, 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。
. m  v: ?3 t  m8 B& ^- L" ?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
: I9 R4 Z7 q8 ~- o% [7 y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。
5 `1 h2 F1 @! @- h/ r/ ~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
3 T" D1 m+ n  {: B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
   " }8 O$ C) V* i
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   & n- j! r+ _7 j+ S8 y! o, @2 v
7.     ......
   
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   ; d* _7 G2 s, \. j. q; i* H
9.     641         .word   0x000f0000
   ' g+ v2 f8 a# u; a4 z; K9 k
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    4 V1 b4 E5 {$ C8 |
11.     643         b   __armv4_mmu_cache_off
    * Q# i' b9 Z+ G* u
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

' D+ q1 O( H: L9 x4 q6 b* l' y. m
4 m& D. w3 O% r1 ?/ q4 U謝謝  
5 Z4 [- @% m& d2 Y. \8 E6 y& q最近突然忙起來
9 S8 t# ?! A+ E6 C: t7 M+ ]改天有空再繼續study....

, m5 W+ d" M$ a) K/ ?另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
* {1 Y9 D  t- x7 B1 ~# e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∼
. L) D+ v* `" f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

首先我們偷看一下code，
line 226, 將sp的值放到r1。
line 227 將sp的值加上0x10000放到sp。

5 {$ M* p& P  A& C! Q# q3 v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。

, p+ }7 V# T7 N! oline 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，
3 x# B4 J! N3 v* M2 H" i- A1 l3 bzreladdr-y       := 0x10008000
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。）
. \: \) b- X- E* U. l) a
/ L% o$ f5 r3 C: @, oline238~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
   % J: N3 P/ B2 u+ |
2.     227         add r2, sp, #0x10000    @ 64k max
   5 b4 ~6 U6 V  a. Y* G+ d' j2 y
3. 
   ' K6 I# ^  l- i* q
4.     238         cmp r4, r2
   2 t! |+ I! w# t# P5 ]
5.     239         bhs wont_overwrite
   
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   " f# P, A" V2 U
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   1 _1 m$ N' ]: o; ~- s7 n7 ^+ L
9.     243         bls wont_overwrite
     C$ k" Z+ d. H8 A, h' N8 s
10.     244
    7 b" b" A6 r/ e2 n9 m- U* R4 u1 g$ @
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
    : t: H8 D% a; o  T2 T# O# Y( K" Y
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    ! V1 z) O3 u5 l' D! M1 D- w
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。
, j# k$ x+ @' H9 A9 Gline 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
     [. e: ^7 M& d9 X. {. @
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)

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
  n! G' b; g7 `# L沒有trace
假設一切都順利
, Q$ z6 W; O& q; T, b. d/ odecompress_kernel結束後
: ?; U7 I% z3 \5 L9 x4 O5 Q, }! f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
line 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。

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 I, n. e: Q1 K/ D) l% K
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   , o& c  V$ V/ H% H9 X
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   4 L9 X- Q5 N  E
5.     520         mov r2, r8          @ restore atags pointer
   ) a3 x1 I5 _5 g% o- Y& I- k
6.     521         mov pc, r4          @ call kernel

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kkbbs

很棒的分析....
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
很棒的分析....
9 Y. e- W3 D) i' P非常據有參考價值
5 K9 C0 s( u7 @- m5 L  f( S- z* _感謝大大分享    感恩

0 O6 c) ^( ]) E- z
0 @2 q2 ^/ o, i3 J; F$ m謝謝  
" b* E6 T9 F! p$ ]- g- L0 Q8 J有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
# Z- P* r% D. Q歡迎提出來一起想想...