trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
! k' i9 N, m) {# y5 |$ j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
: [( Z; ^6 Q$ ~* d+ f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
1 j3 r: x" W) R" Z# y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

* h- I8 S# b" n- |; g: `1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
4. mmu off
5. I&D cache off

, F- b# o& z- W  v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。
$ k% o7 b3 h$ o; S0 N, Q% V我們首先來看一開始的程式碼進入點

1.     114 start:
   
2.     115         .type   start,#function
   , z$ v0 T% d: `* H. ]2 n
3.     116         .rept   8
   ) @, v: o7 {) g9 @
4.     117         mov r0, r0
   
5.     118         .endr
   * h) ?. R4 ~' j& O
6.     119
   
7.     120         b   1f
   
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   - E% z% \3 Q# B1 R& h
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   / I. F" P' c; O- m* I  _
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
/ |& k( i) L! Q. W& @9 G1 b/ 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~)
7 h; p+ `. G3 [' }6 C9 k
& ~5 o3 R% @, R6 X4 e, d$ ]  f- qline 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。
+ o! Z& ~; ~9 \+ X( J; a2 @6 f& V. `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。
' I* C# ]( S. }3 J# L+ \2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
  \1 D! u/ e+ q4 Y6 S- Sr1, r2就是bootloader準備好的。  
4 y% K. r3 `. j# ?3 X) z
" w2 h8 m3 {" f% T* n6 x% 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
% J1 h$ Q. m" O% V7 k; J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。
9 G5 C; R0 O: _6 w
; |0 g2 u6 N; Y7 e  L9 I# n' `+ o# A0 p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$ @8 C4 L# J7 F: E5 P' x! j
2.     134         tst r2, #3          @ not user?
   ' f0 K2 c: j6 H* Z  f+ `
3.     135         bne not_angel
   ( }! w4 i8 R" h" @7 \! ~
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   8 \1 c$ |& f. [/ x2 h, Q
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   
6.     138 not_angel:
   2 \4 _& X9 e0 X2 f0 _: M, e
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   3 x# o4 ]+ M- J9 Y
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   
9.     141         msr cpsr_c, r2
   - C# p/ {+ o: `: l0 Y. b
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
9 p+ v1 _6 i% z  A0 i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。
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。
2 |2 R: w2 W& D. sline 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
) f8 L/ h1 m5 o; f7 o是一開始ARM processor預設執行模式。
% p2 j2 Y" W4 H- t3 i3 o' m
' D& [- w  N* H; i4 Qline 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
& {- O' i4 l0 [: r, H0 Q5 Q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
' |. \0 X' _+ [9 Ahttp://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5
; j6 W1 i, M4 h. q
) F: r: a. N- H  G4 E8 E' H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
! A' n- R, N8 R+ w+ d( Z  }6 I建議可在加上UBoot or Redboot的部分，應該可以造福更多初學者。

: L' N! j8 M8 d" V% 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
開一篇bootloader的文章   

: @7 o5 v8 ~3 o' h, h* Z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
.
.
.
.
1 k5 }1 i. P, c; `2 `.
) R+ f7 j3 J& l# h.
.
$ n& g) M- w% G.
/ u3 j  z* N# [/ s.
.

1. 157         adr r0, LC0
   $ v% ^+ J; I+ m
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   5 g$ R% f# `. N9 f/ ]5 F
4.     160
   
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   " C  k0 S- G! y3 {0 ^, a1 N: ^
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   . ]. p/ T% f* P( w* p' d" I4 O  d3 i
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   & u" y8 i; U" b4 m. \0 u! B
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   * q7 A) t3 b9 b" u9 N( c
6.     293         .word   _start          @ r5
   " Q5 r  F+ \* u; i% I) I* C, s: X3 {
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   3 }& {+ ?- U, g$ O' t
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   ) V: u/ a9 G* `( i6 O
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   - m# O5 I/ ]. F% V* |; g& Q) V: p
10.     297 LC1:        .word   reloc_end - reloc_start
    * @& J6 B  a5 F2 C
11.     298         .size   LC0, . - LC0

複製代碼

line 157, 將LC0的位址當作值放到r0。
1 y' @' r7 I' Y- }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
/ P1 v( |# H9 G0 J7 n, Tline 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
& c( L: T, K$ F  I" J0 }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。
8 e: C: e# c6 y+ ?1 n
. x2 J4 f3 V# u/ g5 M, R2 Fline 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...
. u0 K9 A& Y( `' @! U怎麼辦勒??
* o/ _1 s9 S& ^) i
往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   
2.     173         add r6, r6, r0
   ' @0 H3 ~2 p+ Q4 m
3.     174         add ip, ip, r0
   
4. 
   
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
   
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   5 `2 L: f3 p8 V5 |+ s
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   4 W. F' S( ~% l/ A4 R5 q+ _$ @
10.     207         cmp r6, ip
    / r: M9 n& d9 F! n9 o0 d
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
( p& j9 w; m0 d' \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 G* y, y* E+ b7 Y- B3 X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。
2 C: E: C! q) y) G, oline 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。
4 d+ V' [1 i5 x% N
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
   
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   + P: m( y7 x8 G7 C0 x% O# {
3.     213         str r0, [r2], #4
   / p* o+ x; s$ A8 Q- z! f2 E  c7 H" s
4.     214         str r0, [r2], #4
   $ s$ j& ?8 z* Y) o
5.     215         str r0, [r2], #4
   9 j0 w# ]1 c; G
6.     216         cmp r2, r3
   * p2 [7 I. C; \% J- D' c
7.     217         blo 1b
   2 C: z: z2 j6 [* k
8.     218
   0 j2 A) c0 B% W
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?
4 T0 h0 R5 B: `- _1 ~  J
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。
# Q! c9 V2 O  u9 T$ d1 U. s# U2 j- plin3 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。
' D# U4 v# q* R# p0 l% r, T! o7 E  `
* o* k& v$ a! p8 ^' C3 ~) _line 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   0 N) w0 B: g5 G$ l! H. A
2.     329         b   call_cache_fn
   5 E$ s. [. y  N7 k
3. 
   ) i) |, t& J% d& l( }( n2 D/ x  k+ D
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
     L% D6 T% D1 t5 a6 Z- v
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   
6. 
   
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   $ q, g: n# D) ]1 W6 F! P' E  f" d
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
    7 v0 T) u* c* B( E% `% Q! s0 M
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。
line 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
% j& a$ w9 D3 s0 V9 b1 D4 I/ Yline 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
, }2 h7 ]+ V; D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$ j: q; 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。
) }3 m. H4 k9 uline 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
$ Y# i+ Y2 |$ x- a% D- ecache 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
/ {$ H- V/ A  i, l$ C! N從proc_types開始。
1 E( d" \1 N5 M( v8 e8 n* @
, y- ?7 }7 k( z* R) f: |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:
   4 q& z' g) D* P" Z$ Y  J- |$ K
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   1 S: M, E6 l2 l, P/ q) s8 Z
3.     568         .word   0xffffffe0
   
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   
6.     571         mov pc, lr
   
7.     ......
   & _6 M( G: ?% v7 r
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   
9.     641         .word   0x000f0000
   
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    
11.     643         b   __armv4_mmu_cache_off
    2 p* P, X) U5 l3 {* o
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

& A5 o4 P& s# a) O# C& u7 {謝謝  
最近突然忙起來
, M3 T7 }& _; R' n7 u, J, q: s改天有空再繼續study....
) ^2 j; {) p' p" w8 D
' Y% Y# ^, r, T. M( p' V4 H4 L另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
) l3 @2 u3 e) _% D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∼
; ]+ t9 v$ W  O0 u% K; m/ `之前trace到 ./arch/arm/boot/compressed/head.S的 line 224
$ L2 M- T: I/ r, K3 e3 _呼叫了cache_on之後就沒寫了
現在接著開始

% [, B- H8 Q) s& J7 ^4 J首先我們偷看一下code，
% R2 {; |& p" c. e7 U: Xline 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。
- `1 h# n( ?' c2 g8 s0 {$ q
& y: Y0 u" R3 Aline 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
; X. r. `7 z. Z  n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。）

# W, A% X/ j& u; o4 Uline238~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
   4 y/ y. p" u! C8 y2 H: u7 t7 l
2.     227         add r2, sp, #0x10000    @ 64k max
   
3. 
   
4.     238         cmp r4, r2
   3 m9 \' I% n; `
5.     239         bhs wont_overwrite
   $ v+ ^; Y& \" T4 H' o
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   ( g( }* f+ a, K0 w( i$ Q% Z1 _
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   
9.     243         bls wont_overwrite
   + C) d* |$ C+ @1 M6 F8 G6 |5 j
10.     244
    
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    * |* |$ {# t, y1 f
12.     246         mov r0, r5
    + }' H) |, W  \7 o
13.     247         mov r3, r7
    
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    ! z: [! q3 z! e; r' @, D
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，
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）
) m6 Q0 X8 R4 s- Cline 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。
+ t: |3 c! K* T1 wline 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
   ) X" O5 {( I$ J$ y1 o% ~
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
6 p  T# ]7 `5 ?* l沒有trace
假設一切都順利
7 r/ e' u+ `& l, e3 x1 gdecompress_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:
line 516, flush cache
line 517, 關掉 cache
0 t9 c2 Q5 Y' B6 h$ J4 d9 aline 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
2 u5 P& P2 R, vline 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。
, r/ e" F5 @- }) _" r8 r5 d( F$ j
' W) _7 O/ h$ [" D' W3 ~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
   - X# X: e  u, ]' b& p
2.     517         bl  cache_off
   2 e1 b" E$ F! X- D0 b% ^
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   1 _! a5 L; o7 O. f) z/ ]1 Z
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....
非常據有參考價值
# r2 L5 |- D4 ~+ }  ]感謝大大分享    感恩

gogojesse

原帖由 kkbbs 於 2008-10-11 10:39 PM 發表
7 f% w4 K  z) c( M, K4 L很棒的分析....
2 T; N- @% t) ]0 c非常據有參考價值
感謝大大分享    感恩

7 o+ [  R6 Z9 x, B- o
謝謝  
有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
6 H# N( V, ^4 _& Z& B歡迎提出來一起想想...