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
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
或者是選擇要用tftp download image還是從flash上的某個image跑起來
, Y! M3 {2 @* P. ?0 @, Kkernel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
2 m8 ^6 @( c2 b
0 n! z, y5 p7 |4 @  r$ I6 O) r& O1. r0 = 0
- Q4 q2 u% i6 r. Z2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
: U9 [0 F. Y  v9 I/ n4. mmu off
* {) @$ s) c# M4 L5. I&D cache off
# D7 A* j! `, t! d/ b
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:
   * u; z0 k1 v- L# ?/ w
2.     115         .type   start,#function
   . _5 @  Q3 S7 V7 e/ h0 T
3.     116         .rept   8
   
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   1 r- V) G9 H7 O1 R( t4 I. v8 P
6.     119
   
7.     120         b   1f
   
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   4 Y  _) l8 i9 p
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
; L4 L! N+ J! C8 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~)
$ ^' [0 ~8 g! _) X. e+ |
line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。
4 n- D7 _/ T1 H) K
4 H2 J8 V' l2 }' z6 I5 ^line 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情。
  f  P" S' {* b2 A7 a; O" a- U1. 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。
) C/ O; b  b* S, N& N  ~2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
5 `/ o( G$ v+ w  h. X4 ?r1, r2就是bootloader準備好的。  
; ]* D) x: u) k. F9 a: W& W7 t
2 \) b& o+ ?: e# x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
$ R; l4 X: z  ~* O/ f1 U8 s4 }狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??
" ^( \! K7 D6 k2 j9 w
8 g) o( V. v( G3 \- P: i, xline 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
3 h! I  u, ^! J/ a5 h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?
   8 r1 o- Y, H" F
3.     135         bne not_angel
   
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
   $ F/ I$ B% ~, a$ B+ U7 [/ t  O
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   : A2 L' O2 D2 S/ t
9.     141         msr cpsr_c, r2
   $ n  Z3 I4 V3 B0 k4 W! 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
( _, v) s. c- @& \9 _用來控制和表示processor目前狀態的。
9 ]& f) L# ?/ a% C; J2 e1ine 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
' K% b* d* E% X! e4 f9 C! D* d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
; V3 `& t* N" c8 \6 r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
. w2 b( v" c' {0 u! X5 E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
+ N  H5 O+ x- G5 ^# m2 e
8 _( }" v+ h* {9 {8 X# z, e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
; b4 }0 w1 _% D* X" j3 t( N建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

5 B$ T3 d% j( m: l( ]* U) G* L5 a6 R
看完kernel應該會花上一些時間
1 Y* O9 s. ^0 z7 E( j% B, ?! R( L看看有沒有哪位大大要認領
0 C# T, v" g# T8 p開一篇bootloader的文章   

+ d& P0 p# b" t$ H3 m: X0 h+ H+ m3 J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
這邊插點符號跳過文繞圖
! k% W2 e8 _2 ~3 ?8 m( y! ?.
.
; s% K4 h2 h' @  Q2 q.
.
) a! s0 a3 _: |1 L; C.
, K. ], J4 X0 h4 M8 _.
. I7 S7 ]. C2 Z: E. y* @.
.
.
, k% T; _! y: l* [4 j0 y/ v+ `.

1. 157         adr r0, LC0
   2 T  ~; ^! h  ~2 U8 x5 _
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   2 a% k( t; a$ k0 v  H& `0 M
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   1 M. \; [! U# ^# [9 d' @7 j
4.     291         .word   _end            @ r3
   5 R0 K! G- J3 l
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   4 W7 x, b* Z( R
6.     293         .word   _start          @ r5
   $ j# {# |. y5 t4 \2 ?  N! z
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   ! Q& E% }" P4 ?$ S
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   
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
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
6 Z9 M: |8 g. i& I( ?+ W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。

5 S5 ]# ^' ~8 |3 @4 vline 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
3 K: k3 j6 k' |$ B% _$ L% j! e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...
; m# b/ r4 f0 a. k0 c3 t, A怎麼辦勒??
( Y1 n! n, d* H
& y# w2 H: l1 ?% {! D+ c往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   ) u: j6 Z4 x- O, V) D6 z  a2 W
2.     173         add r6, r6, r0
   
3.     174         add ip, ip, r0
   7 n8 J- _  t8 j6 p( `
4. 
   , g: n$ D9 ~+ a  V9 u; B/ L( A$ R
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   ' E- l9 s( Q; b/ {, `9 u1 E) d1 M
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
   8 f9 v' B( Y! q3 O9 s" S6 r5 o
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   ( a6 I- N  ?1 L4 J& y
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   ! R) F  {+ V1 j5 u9 j
10.     207         cmp r6, ip
    $ c2 ~/ T* x( l9 g  V  \: ~1 ?& b
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
' U8 @" t6 @- Z& W2 Z1 e/ |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。
" e+ S5 j; z8 A) y2 h
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
) v/ k& ?4 t% J% y# [- p化的變數的地方。
1 j8 J7 o6 I) R
, J6 g9 {0 i5 g$ y6 Z  J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
. h/ ]3 D1 o8 l# l: o! dtime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
   
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
   
6.     216         cmp r2, r3
   ! a4 C% M( m4 e8 g2 V
7.     217         blo 1b
   % H' @% ]4 M! p6 h
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
  {2 s7 R/ o0 j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?

0 [- J& |$ @$ \' S; j  P- Pline 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.
* u/ Z( V6 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。

line 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   $ _8 C; a$ P5 L+ T
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   & V; ^" q) h( M( m
6. 
   # y3 U" Z' z/ c9 D' P  `
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   $ h3 A. ~0 f9 _4 A0 H/ C4 U" n
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   . h, V2 W2 i# b% u: [3 K$ }
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    7 e$ D2 o5 V( v, W: o& 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。
line 329, jump到call_cache_fn。
& s; ?9 C+ {4 ]. ^# S, Dline 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
; `& x. [' d3 `+ L  |# z  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
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
5 I. o7 \; i4 d. m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。
* c2 H; s. ]+ S; \+ aline 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
' G7 Z& z7 |4 [9 F/ o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。
+ K; B( g! l& x6 \  I' H$ j# zline 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
0 w! @; a1 M4 ~  q( f) O7 r0 ccache 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
/ f5 P8 o  Q2 s2 i2 G7 g從proc_types開始。
; _6 @- u- O7 f; }( H' t2 d
4 b0 \4 C7 f( u" g+ h' @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:
   / I) b/ c; K" A2 l* m/ A; t
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   
3.     568         .word   0xffffffe0
   : P5 i4 T  `; u2 Y7 m8 m
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   / o3 a: O- M' c2 f7 \6 r* N' ^
7.     ......
   
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   $ M! v2 `! _6 w6 q% y1 D
9.     641         .word   0x000f0000
   & d3 \8 D& |$ @: ?
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    ' V3 y% [  _: J; z
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

% X+ c3 @$ i3 I. ^9 W2 @0 e
謝謝  
# F7 d8 z& o9 E& D/ x最近突然忙起來
改天有空再繼續study....
( \6 |. t6 F! L! I" Z4 {
另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
+ Z; D: Z) H( q" K+ K+ O$ ]0 ]  M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
0 ?+ s7 g! M; W1 A. d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。

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，
7 ]- C; B' B! z* Izreladdr-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。）
9 ?$ o4 Z+ ~5 e+ g, h! Y( h
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
   1 E7 `$ y4 L" d3 h' k
2.     227         add r2, sp, #0x10000    @ 64k max
   . G$ Z/ b5 y6 W: ~9 h
3. 
   5 ?* H9 @6 @. {+ V
4.     238         cmp r4, r2
   
5.     239         bhs wont_overwrite
     l9 o) L' Z: J* v" D) N
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
   ) J" m% w0 I, v4 D. r
9.     243         bls wont_overwrite
   
10.     244
    
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
      G* }5 l2 Y* a1 H, j
12.     246         mov r0, r5
    ' f. K- Q7 T7 q6 c4 S- k' y
13.     247         mov r3, r7
    ' z$ X3 O6 I; V
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    
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。
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
   4 |( w; G% q" V( M' c( A, u/ `: s; m
2.     284         mov r3, r7
   # y. H" x1 G# a9 F
3.     285         bl  decompress_kernel
   ; S+ X# a4 ]4 G% s3 a3 J4 ^" d% g# q
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
5 X+ L- D* H7 e1 Fdecompress_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
6 z3 {) o2 ^/ o% g, \0 W$ B# A6 @line 286,會jump到call_kernel，如下:
  E/ U: R: x* a4 W  |2 S6 oline 516, flush cache
line 517, 關掉 cache
line 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
1 z* q5 L- u& w) f8 vline 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
   0 w, T6 }3 s+ V7 Z7 _- x! E  n+ b
2.     517         bl  cache_off
   
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   
5.     520         mov r2, r8          @ restore atags pointer
   + M4 ]0 r/ S0 S; M3 F  ]- _* m+ H
6.     521         mov pc, r4          @ call kernel

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kkbbs

很棒的分析....
3 x4 h' c! t8 R4 ~& s3 X( l' B非常據有參考價值
0 _; U; _; `" j0 F0 j& G6 j% A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....
" d. \6 a1 o8 o/ @非常據有參考價值
* _5 x+ \9 E9 r感謝大大分享    感恩

謝謝  
% m- w  m6 L5 n/ c) ~' w( C, @有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
# R1 Y& K) [, J歡迎提出來一起想想...