trace linux kernel source - ARM - 02

gogojesse

開始跳進去head.S之前
& c  D# l* d' J/ U" Q9 H/ m先來看看bootloader
1 }* f! Q. e( p- |( V* z3 I5 J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
5 H0 D+ X8 ]9 n/ p( }7 j4 ^# y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
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

% E$ E1 E7 T; N" w! s8 n! F1. r0 = 0
& \5 c6 [! p; G2. r1 = architecture ID
# `) s. K0 \- \3 V3. r2 = atag list
4 M7 S& a: U& @% f# D2 f4. mmu off
7 z: \7 t% t  D) B; q+ o) h4 a0 `5. I&D cache off
* E+ Z6 j. Q0 ?. W- P! s
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
   ) X) G' }1 Y: I5 C) j) `4 G
3.     116         .rept   8
   
4.     117         mov r0, r0
   : ^" w% c$ ~: @+ c* i9 l+ N
5.     118         .endr
   & J' F: `# U5 ^( P6 u0 ?, T+ l
6.     119
   ! |' F( Y7 q3 A; D
7.     120         b   1f
   1 X, w; Y; ]0 J& G
8.     121         .word   0x016f2818      @ Magic numbers to help the loader
   + P2 H  p( B/ X( p
9.     122         .word   start           @ absolute load/run zImage address
   8 T, p0 @( h5 a: U$ D$ F
10.     123         .word   _edata          @ zImage end address
    0 h  I( Z* O- X
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
, H. q) @% x8 A7 w; r) A& n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
8 F* _, X( m& t『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~)
5 X! x! h; P' @4 l1 Y: W
5 G$ n  q) _9 M) M3 @8 k4 J2 ^. Cline 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。
6 |- S/ }5 R4 P+ u+ z" Q2. 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。  
( }6 b. ^; C+ S
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
( j) h: ^( R7 w  D% {+ w. H/ P: s2 [狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??
" \5 p/ X6 s; k; Z
$ v$ [! M" I2 Bline 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。
4 d3 Y" N  M  {" Q% ]
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?
   . x: |/ T4 w: m8 B
3.     135         bne not_angel
   
4.     136         mov r0, #0x17       @ angel_SWIreason_EnterSVC
   9 g+ q8 q. |6 C- F0 T
5.     137         swi 0x123456        @ angel_SWI_ARM
   / H! v% p9 E) e. Q8 m6 ?
6.     138 not_angel:
   , n5 B( v2 x' P6 ]' V
7.     139         mrs r2, cpsr        @ turn off interrupts to
   6 x. X2 e, K' j
8.     140         orr r2, r2, #0xc0       @ prevent angel from running
   2 ]& F. R+ C( p3 A0 q& v) i4 D
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
' k% O+ n% ]7 ^. a! U0 d* c0 e) O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。
# q* i+ b# c" |  u6 h# T$ q/ K' ]) ?6 {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
5 h% K) N7 t& M4 O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
7 T" E) O& s$ q1 R( W是一開始ARM processor預設執行模式。
: `/ ~$ d/ X9 [% Q8 E3 k% D
2 ~% P# p$ _) B5 T# M3 Zline 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
7 w: r* B' }% T1 s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, \6 Y* M# `- t* A2 x
9 G2 N8 P2 U( O9 `: ?, ~- j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。

" T- [4 q, V2 l8 F- z0 g  ]. B看完kernel應該會花上一些時間
' m3 D2 G' i* O1 Q; P3 R看看有沒有哪位大大要認領
開一篇bootloader的文章   
1 h9 z5 Y% O' _# K
" Y  ^- d) @: z3 c0 Y8 j3 t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
+ {7 U! k% W  `0 b! ^3 a! u6 N" M這邊插點符號跳過文繞圖
0 v0 D& R, o8 X: ].
.
* K* K0 n$ L8 ~% ?* l.
" V+ T6 _' J3 Q" z* b" K; [6 v$ Y.
.
% T  I2 `$ }: U" a2 K( N" y.
8 A% S% L7 H4 Y/ X.
* O; _  @. \) J2 g/ T.
. B2 c$ S/ M, n.
.

1. 157         adr r0, LC0
   9 [$ E- w* m5 y" ^$ ]3 B; K  e
2.     158         ldmia   r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
   4 u3 t& o  f* m0 f) F
3.     159         subs    r0, r0, r1      @ calculate the delta offset
   
4.     160
   . ?9 A' h) |+ }4 Z- |# D
5.     161                         @ if delta is zero, we are
   : X4 e" Y, C8 Q; w+ x2 G* w
6.     162         beq not_relocated       @ running at the address we
   0 b! Q/ z* ]) `# n
7.     163                         @ were linked at.

複製代碼

1.     288         .type   LC0, #object
   
2.     289 LC0:        .word   LC0         @ r1
   . [9 [1 A# \0 x5 D5 G/ t$ h
3.     290         .word   __bss_start     @ r2
   ' G1 q2 B6 _5 H; Q
4.     291         .word   _end            @ r3
   
5.     292         .word   zreladdr        @ r4
   
6.     293         .word   _start          @ r5
   ! b9 @7 n+ f! }0 }
7.     294         .word   _got_start      @ r6
   
8.     295         .word   _got_end        @ ip
   
9.     296         .word   user_stack+4096     @ sp
   
10.     297 LC1:        .word   reloc_end - reloc_start
    ; L9 H& l0 e6 N5 @! c. l5 B+ O
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
: S- u: N7 ^* `- n: I9 ^2 Uline 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
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』
& k0 R' `' B# y' a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
- `$ @9 E8 `6 s/ @! |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??

# y0 A# ^( E! w% F" z往下看

1.     172         add r5, r5, r0
   * l  W8 j& {- C6 a# T' p
2.     173         add r6, r6, r0
   
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
     _+ g( p( Y2 E& o  ]
8.     205         addlo   r1, r1, r0      @ table.  This fixes up the
   
9.     206         str r1, [r6], #4        @ C references.
   8 T2 Y2 Y; i8 v+ U' j+ G- u
10.     207         cmp r6, ip
    4 C# d) `4 Y! ~, @1 q3 U6 f: {
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
) i; F: t7 ?1 Z7 ?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。

/ x( y5 @5 z+ K' ~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。
3 k  o; Q- L8 l3 T4 i
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  
; x; Y/ d4 V! ^接著繼續trace

1.     211 not_relocated:  mov r0, #0
   
2.     212 1:      str r0, [r2], #4        @ clear bss
   / D! x( H$ @2 Z: X1 k
3.     213         str r0, [r2], #4
   " S; q' G1 K* U/ O- [* t
4.     214         str r0, [r2], #4
   
5.     215         str r0, [r2], #4
   
6.     216         cmp r2, r3
   
7.     217         blo 1b
     s$ K) h8 O; L5 ~# T, f7 S8 \; _! v- b
8.     218
   7 ^) a+ O! U8 h, Q3 D. f
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。

  B9 E4 K1 K% d7 q- sline 224, 做完bss初始化，jump cache_on

1.     328 cache_on:   mov r3, #8          @ cache_on function
     b% p/ p& j) V. t+ P
2.     329         b   call_cache_fn
   
3. 
   " C6 [; C5 U  U0 H6 B; a. Q
4.     537 call_cache_fn:  adr r12, proc_types
   ! X: _# T6 g" r7 e8 h* V
5.     539         mrc p15, 0, r6, c0, c0  @ get processor ID
     S" m7 S$ ?6 B4 N* n$ X: O: ?
6. 
   $ ?& |$ D# ]& k/ w5 h/ A
7.     543 1:      ldr r1, [r12, #0]       @ get value
   5 x: y5 [% x. k' R; S
8.     544         ldr r2, [r12, #4]       @ get mask
   
9.     545         eor r1, r1, r6      @ (real ^ match)
   
10.     546         tst r1, r2          @       & mask
    2 r) M2 ^/ m! F; J! b3 l
11.     547         addeq   pc, r12, r3     @ call cache function
    , N. G! t# J( `; p8 F
12.     548         add r12, r12, #4*5
    ( n7 y  y+ N" W' X& {
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。
$ |3 B* j6 Y' m& Rline 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
1 _$ v# e0 ^# I4 t  f% C7 Cline 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
2 G' |7 ]% V+ C# V' A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。
% Z! _3 v" o9 Vline 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。
; f0 r0 x9 E' A% K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
6 S; G* |5 ]% ~1 p. W4 fcache 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。
3 F: P1 o/ U& 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:
   
2.     567         .word   0x41560600      @ ARM6/610
   
3.     568         .word   0xffffffe0
   
4.     569         b   __arm6_mmu_cache_off    @ works, but slow
   
5.     570         b   __arm6_mmu_cache_off
   ' C8 s8 ?9 p: \& a/ S3 q: Q
6.     571         mov pc, lr
   
7.     ......
   9 p2 f' p" l  Z3 M9 G$ l6 f% R
8.     640         .word   0x00050000      @ ARMv5TE
   5 [, r3 {- m( w7 e# E$ V. e
9.     641         .word   0x000f0000
   
10.     642         b   __armv4_mmu_cache_on
    
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

& ?6 u) N  U3 x* B
& X+ [% {5 X1 `謝謝  
最近突然忙起來
改天有空再繼續study....
4 j! L' L/ }5 X' S2 Q& D9 f
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
( `4 f2 n  Q1 g" Z( r呼叫了cache_on之後就沒寫了
9 y& J5 `% x( y/ \7 h5 u現在接著開始
* _" ?) v6 q9 u8 D
0 `! P. M. V( D' H首先我們偷看一下code，
+ ?, K6 h# p. C0 [% a& N* y3 ~- rline 226, 將sp的值放到r1。
6 m' t8 {$ P* B) ^7 xline 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。

+ j3 Y) s6 ~+ L! Gline 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
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。）

0 B9 m  ]0 P. R9 k  o# v, Yline238~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
   5 m& G5 s/ B2 w$ L6 h
3. 
   5 T9 m, F- a* b# t* ?; r: Z
4.     238         cmp r4, r2
   
5.     239         bhs wont_overwrite
   $ U; i- W& J$ ?; y" p% r$ a% V
6.     240         sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
   / l, `( s) b1 B5 ]4 v3 ]3 I
7.     241         add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
   
8.     242         cmp r0, r5
   ; ?9 r% o, @3 R# e. ~
9.     243         bls wont_overwrite
   & i& ~7 R# k9 K( f) G
10.     244
    ) Y# m; X4 @+ U
11.     245         mov r5, r2          @ decompress after malloc space
    ' ~. e/ W5 T/ x) l5 b: G
12.     246         mov r0, r5
    & g" g3 O+ Y  S/ S' ?& C
13.     247         mov r3, r7
    1 A1 `( F3 q% k! N7 L
14.     248         bl  decompress_kernel
    
15.     249
    
16.     250         add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
    + `: w' Y: X- Q# Q. y1 o
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，
- h% V  X6 R3 h# eline 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）
- B/ R* W! h; tline 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。
  r/ t; d' }6 w$ 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
   . ?0 p) P+ ]5 j% e
2.     284         mov r3, r7
   
3.     285         bl  decompress_kernel
   3 m: @. p& @2 J1 T8 j
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
4 O8 k- s3 @7 A6 }  j: b- p, h沒有trace
* A! L. c* @7 k8 M假設一切都順利
decompress_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
  B( }8 ?5 L, R! H$ W! \2 J, E7 |line 286,會jump到call_kernel，如下:
# m' L1 n$ D5 nline 516, flush cache
7 m% N6 q8 I9 i* g1 H: q  Y# gline 517, 關掉 cache
% {8 H: L0 [% y3 e$ W( j8 p7 Qline 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
% \! L% J" A+ H& A  A! ?0 o7 Oline 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。

7 r8 e# t' M8 @5 g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.     518         mov r0, #0          @ must be zero
   
4.     519         mov r1, r7          @ restore architecture number
   9 P. [& R: k7 g6 v/ N9 v% _5 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....
  x2 \* }2 w$ a2 n: I" G! w非常據有參考價值
4 c( B9 t: T7 l5 R$ ~感謝大大分享    感恩

gogojesse

原帖由 kkbbs 於 2008-10-11 10:39 PM 發表
, H$ n, m* t: `7 _) Z' f很棒的分析....
非常據有參考價值
. i' |" @, e9 `感謝大大分享    感恩

謝謝  
7 t3 f8 l4 i9 {2 a1 g有哪邊寫錯或是有怪怪的地方
+ y6 U0 C  v' z9 q  @歡迎提出來一起想想...