trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
先來看看bootloader
5 K9 f9 H5 T7 k" \/ m. x" c- ?2 s: G當板子通電,最先被執行到的通常是bootloader
7 M3 @' j6 i' @  ^透過它才有機會去改變載入過程
" V: Z* L' ^) s' @- f4 F6 t! C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
- U( h5 K( c; q# y. U2 `- ~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
2. r1 = architecture ID
; I4 y' o- _# J2 O& J1 _4 i- R3. r2 = atag list
4. mmu off
5. I&D cache off
  M: V1 i# b8 ~* Q* g; s$ i
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
   
3.     116         .rept   8
   . \/ C& Y! G6 \7 F
4.     117         mov r0, r0
   6 T/ I' |5 ]1 ]( @; j( j
5.     118         .endr
   % w" i! |1 r4 f* F# [) W+ Q) }
6.     119
   
7.     120         b   1f
   . ^& O2 L( A9 R8 e, K4 W" B8 j! ]
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
6 v; H( q+ C) z, ^, [; V) r. O' i$ k『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~)
" Y% _/ L! d9 x
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。
& N/ i" Z, i* {  n3 o) o2. 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel，原來!!
r1, r2就是bootloader準備好的。  

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??
( x7 [3 Q$ I" x% C. w3 i( x
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 N. m6 k) E; _* N: e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?
   ' Q+ ?8 m) V7 `
3.     135         bne not_angel
   + Z' h) V. }9 A) O) h& u3 A
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   9 R  p( J6 N# u' w/ A
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   4 U1 |4 d2 q, L( A
6.     138 not_angel:
   9 r8 N* h* S& @0 }
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   
9.     141         msr cpsr_c, r2
   * ~" r1 l5 I: `+ ~, f4 q
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
用來控制和表示processor目前狀態的。
$ }- z& f, Q; c7 N; i3 L# [$ N1ine 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
" z# r  L  A# y, O6 R: A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
( ]& O6 z1 S: J4 J是一開始ARM processor預設執行模式。
" D" {& s; _8 C( b$ _
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
常會已經support很多driver，中斷也很頻繁。

jacky002

補充資料 - ARCH: ARM11 -> v5
2 E' \+ S# G- J6 r$ q! U* m可參考
( J9 G7 v5 d3 h3 F0 a8 {3 |$ K* s% `http://tech.digitimes.com.tw/pri ... FE2482571DD006E9DC5

4 o' I: a) @: O4 J$ ]* Y1 h4 T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。

( Z% K6 l" R7 s9 e8 w- _7 w
0 g. ?. E7 i$ k) E8 @5 D- ?, f看完kernel應該會花上一些時間
看看有沒有哪位大大要認領
8 K5 v7 p  m6 V) E開一篇bootloader的文章   
# R6 \0 O, X0 L  [1 B6 @! j
% v( N" p, F8 j5 q另外，有人要trace x86 or MIPS的架構應該也不錯
" t3 Y' ?) x! L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
* d, b) f8 N, I, k" Y1 U  R這邊插點符號跳過文繞圖
8 B( P, U& N/ a+ R.
( n+ u. U0 W3 ]  Q.
.
7 H' l# B( K7 A. }1 [4 O.
.
8 g& S: T. s* h. O.
. ]( [0 @- U/ U+ c+ F.
/ Z/ J7 A5 }1 V& Q' M; Q2 s.
3 A6 Z) d( m* y& ^1 b& q1 }.
.

1. 157         adr r0, LC0
   8 t* H; E# `) u! U3 u8 G% Y7 ?
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   * q' E9 G: f$ O  X" B+ Q) K, I* |
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   4 _7 L1 l8 J- a* z9 p' d" g6 R- z
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   * a1 T: J! ~7 u, ^0 I
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   8 z  F1 M$ b. k* g; \
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   + _/ A9 Y& H* m$ ^
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   
4.     291         .word   _end            @ r3
   2 ^7 j: r6 e8 q4 j: ~
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   
6.     293         .word   _start          @ r5
   , H! _5 k! m9 E6 b% a- D6 m. J
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   1 a& ^4 H. w& f( r: g$ w
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   4 z) g5 d; _* L) ?5 g' k; q, H" b
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   $ c: F0 l6 v( h
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。
: j3 D- [! v) g4 F6 Q5 ]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
! W9 N$ y7 G, v9 Xline 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
: ^$ M3 z- k) k9 W  B7 g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』
6 b# i4 J% j9 q( t: i之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。

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...
3 _. V  r6 M! @( \& Y& P1 l怎麼辦勒??

0 ~5 [$ l+ k6 C! j! J% ~3 k2 e往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   : e! c. t- i) T/ ^
2.     173         add r6, r6, r0
   
3.     174         add ip, ip, r0
   
4. 
   0 t& N3 t. L6 N, l2 n0 c" L
5. 202 1:      ldr r1, [r6, #0]        @ relocate entries in the GOT
   $ a- U  H$ ?  \9 J" |
6.     203         cmp r1, r2          @ entry < bss_start ||
   ' K# n8 ^/ r2 N/ O5 G& |8 K
7.     204         cmphs   r3, r1          @ _end < entry
   
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   6 ~9 b2 T3 ~" o4 E4 }% K* R  u
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   
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
9 C+ o3 i) Y$ b) [3 q9 B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。

9 P4 ^9 i: f' d' j# t. W- j" Aline 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
0 B7 Z- J6 X4 }" X, O5 ]" L化的變數的地方。

- ^) }3 J0 r& V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
/ M/ r3 \! m, y& Q5 D: a& n" n4 Etime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
   + B2 P# B+ w: @8 F3 L( B; G5 v* i
4.     214         str r0, [r2], #4
   # a9 s, N4 {0 [* P( X( Z- F
5.     215         str r0, [r2], #4
   9 [. {7 r% F/ H: k
6.     216         cmp r2, r3
   
7.     217         blo 1b
   0 u* g1 f) S& k+ c! u$ Z$ Q2 h3 E
8.     218
   $ ^; ]" D% S& o' \* _
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?

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。
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。

, j) \" n! A1 H+ E' Wline 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
   . \& v) [2 ~  A6 o# \+ Z: i. A) w$ f% H/ s
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   # Z% E1 P7 ?3 O3 s6 x
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
   
6. 
   & P$ M, K( \3 c. @* I
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   ) l/ q6 ~8 b& e3 t5 `
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   * l/ U! [% O  m# W
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    ' j' b7 x; F( b9 Q" S
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    
12.     548         add r12, r12, #4*5
    3 p+ ^) a. G1 ^! g( \3 H
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
2 \4 M1 y+ g, G+ @4 }( q  E# \7 sline 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。
7 T' D5 q; i5 U; f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
3 _$ {* a3 q- i# Q& {6 ]! gcache 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
4 \- I8 [4 O3 x+ Y0 |從proc_types開始。
2 M' N) Y/ S1 l3 F$ Y4 C% G8 S* P) L
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
   + o& L. l, _- s% b' S
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   : o( R  ~+ W! a( k4 z8 M. A2 E7 y" Q
6.     571         mov pc, lr
   4 t6 [/ t, Q; `( b  A
7.     ......
   
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   
9.     641         .word   0x000f0000
   ! o8 n! W( N3 A: E  t
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    1 _- z. U$ ]) q1 b4 `* t' i
11.     643         b   __armv4_mmu_cache_off
    0 `. K" C# j0 V: \4 t! K
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

* J( M5 L1 Z0 a; q1 x2 O  T謝謝  
; R* S. q5 K8 u( S3 y% z4 I8 z最近突然忙起來
! y* z; `. ?% A5 c6 P9 m( G改天有空再繼續study....
$ L. k* r, S& q. ?
另外，這篇是kernel booting的過程的程式碼，應該不能稱呼bootloader，不過
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
現在接著開始
1 a) {, x! c; m& y6 C) X
, w# l% E* Y6 `5 `首先我們偷看一下code，
line 226, 將sp的值放到r1。
/ W( t1 ]6 }+ @( l. e. Nline 227 將sp的值加上0x10000放到sp。
8 H! ]9 [  m: W# z. [
" _0 ^) t+ J: Q, Z/ k  m1 i- S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，
zreladdr-y       := 0x10008000
" e- z# X. V8 V; n' \0 _, @3 T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
   ' C( ~+ _$ M  g( m7 e
3. 
   
4.     238         cmp r4, r2
   
5.     239         bhs wont_overwrite
   # B  u1 O* F; F% q  P2 d6 l( z
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   ! Y; U: Z5 v) k7 W' s4 x
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   
9.     243         bls wont_overwrite
   4 e+ {" @4 W3 ?
10.     244
    
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    
12.     246         mov r0, r5
    
13.     247         mov r3, r7
    / t0 W* j9 Y. H9 t
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    1 O/ ^0 ^) |7 c/ {! k: ]
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，
1 u4 _, H8 Y7 x& s2 b) [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）
3 ]+ e( [0 D: l; kline 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
   
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
! I$ T1 U3 z, b/ b9 D/ Q沒有trace
假設一切都順利
. Z1 P% x  ]" p; e6 s9 o3 ldecompress_kernel結束後
& @0 ~- ~4 V$ y) m1 h& K我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置
$ t" X0 n( i6 @: @; sline 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。

0 @' _% o! J8 s' `8 I# O9 E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
     g: m" h- g" d$ s7 \
3.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   . n+ K) ?$ c+ {  C' E
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   
5.     520         mov r2, r8          @ restore atags pointer
   % w: T* p. V+ G
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
) J2 X" \% {; M$ \$ E8 O, e) K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....
非常據有參考價值
感謝大大分享    感恩

# v* d# ]0 B$ S- x
3 ~6 p1 b  m0 d5 I0 p/ m謝謝  
4 Q# ^% n) x& W8 ^! G  F+ k; B有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
歡迎提出來一起想想...