head.S分析.

linux/arch/arm/boot/compressed/head.S

这是ARM-Linux运行的第一个文件，这些代码是一个比较独立的代码包裹器。其作用就是解压Linux内核，并将PC指针跳到内核（vmlinux）的第一条指令。
Bootloader中传入到Linux中的参数总共有三个，Linux中用到的是第二个和第三个。第二个参数是architecture id，第三个是taglist的地址。Architecture id的arm芯片在Linux中一定要唯一。Taglist是bootload向Linux传入的参数列表（详细的解释请参考《booting arm linux.pdf》）。
//程序的入口点
  .section ".start", #alloc, #execinstr
/*
 * sort out different calling conventions
 */
  .align
start:
  .type start,#function
  .rept 8//重复8次下面的指令，也就是空出中断向量表的位置
  mov r0, r0//就是nop指令
  .endr

  b 1f
  .word 0x016f2818  @ Magic numbers to help the loader
  .word start   @ absolute load/run zImage address
  .word _edata   @ zImage end address
1:  mov r7, r1   @ save architecture ID
  mov r8, r2   @ save atags pointer

#ifndef __ARM_ARCH_2__
  /*
   * Booting from Angel - need to enter SVC mode and disable
   * FIQs/IRQs (numeric definitions from angel arm.h source).
   * We only do this if we were in user mode on entry.
   */
  mrs r2, cpsr  @ get current mode
  tst r2, #3   @ not user?
  bne not_angel
  mov r0, #0x17  @ angel_SWIreason_EnterSVC
  swi 0x123456  @ angel_SWI_ARM
not_angel:
  mrs r2, cpsr  @ turn off interrupts to
  orr r2, r2, #0xc0  @ prevent angel from running
  msr cpsr_c, r2
#else
  teqp pc, #0x0c000003  @ turn off interrupts
#endif

一定要保证当前运行在SVC模式下，否则会跳到swi里面去（为什么？我不清楚，而且我没有处理过这个swi）。然后再关闭irq和fiq。

  /*
   * Note that some cache flushing and other stuff may
   * be needed here - is there an Angel SWI call for this?
   */

  /*
   * some architecture specific code can be inserted
   * by the linker here, but it should preserve r7, r8, and r9.
   */

读入地址表。因为我们的代码可以在任何地址执行，也就是位置无关代码（PIC），所以我们需要加上一个偏移量。下面有每一个列表项的具体意义。
GOT表的初值是连接器指定的，当时程序并不知道代码在哪个地址执行。如果当前运行的地址已经和表上的地址不一样，还要修正GOT表。
  .text
  adr r0, LC0
  ldmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
  subs r0, r0, r1  @ calculate the delta offset

      @ if delta is zero, we are
  beq not_relocated  @ running at the address we
      @ were linked at.

  /*
   * We're running at a different address.  We need to fix
   * up various pointers:
   *   r5 - zImage base address
   *   r6 - GOT start
   *   ip - GOT end
   */
  add r5, r5, r0
  add r6, r6, r0
  add ip, ip, r0

  /*
   * If we're running fully PIC === CONFIG_ZBOOT_ROM = n,
   * we need to fix up pointers into the BSS region.
   *   r2 - BSS start
   *   r3 - BSS end
   *   sp - stack pointer
   */
  add r2, r2, r0
  add r3, r3, r0
  add sp, sp, r0

修改GOT（全局偏移表）表。根据当前的运行地址，修正该表。
  /*
   * Relocate all entries in the GOT table.
   */
1:  ldr r1, [r6, #0]  @ relocate entries in the GOT
  add r1, r1, r0  @ table.  This fixes up the
  str r1, [r6], #4  @ C references.
  cmp r6, ip
  blo 1b

清BSS段，所有的arm程序都需要做这些的。

not_relocated: mov r0, #0
1:  str r0, [r2], #4  @ clear bss
  str r0, [r2], #4
  str r0, [r2], #4
  str r0, [r2], #4
  cmp r2, r3
  blo 1b

正如下面的注释所说，C环境我们已经设置好了。下面我们要打开cache和mmu。为什么要这样做呢？这只是一个解压程序呀？为了速度。那为什么要开mmu呢，而且只是做一个平板式的映射？还是为了速度。如果不开mmu的话，就只能打开icache。因为不开mmu的话就无法实现内存管理，而io区是决不能开dcache的。

  /*
   * The C runtime environment should now be setup
   * sufficiently.  Turn the cache on, set up some
   * pointers, and start decompressing.
   */
  bl cache_on
是不是要跟读进去呢？对于只是对流程感兴趣的人只是知道打开cache就行了。不过跟进去是很有乐趣的，这就是为什么虽然Linux如此庞大，但仍有人会孜孜不倦的研究它的每一行代码的原因吧。反过来说，对于Linux内核的整体把握更加重要，要不然就成盲人摸象了。还有，想做ARM高手的人可以读Linux下的每一个汇编文件，因为Linux内核用ARM的东西还是比较全的。

  mov r1, sp   @ malloc space above stack
  add r2, sp, #0x10000 @ 64k max

对下面这些地址的理解其实还是很麻烦，但有篇文档写得很清楚《About TEXTADDR, ZTEXTADDR, PAGE_OFFSET etc...》。下面程序的意义就是保证解压地址和当前程序的地址不重叠。上面分配了64KB的空间来做解压时的数据缓存。
/*
 * Check to see if we will overwrite ourselves.
 *   r4 = final kernel address//内核执行的最终实地址
 *   r5 = start of this image//该程序的首地址
 *   r2 = end of malloc space (and therefore this image)
 * We basically want:
 *   r4 >= r2 -> OK
 *   r4 + image length <= r5 -> OK
 */
  cmp r4, r2
  bhs wont_overwrite
  add r0, r4, #4096*1024 @ 4MB largest kernel size
  cmp r0, r5
  bls wont_overwrite

如果空间不够了，只好解压到缓冲区地址后面。调用decompress_kernel进行解压缩，这段代码是用c实现的，和架构无关。

  mov r5, r2   @ decompress after malloc space
  mov r0, r5
  mov r3, r7
  bl decompress_kernel

完成了解压缩之后，由于空间不够，内核也没有解压到正确的地址，必须通过代码搬移来搬到指定的地址。搬运过程中有可能会覆盖掉现在运行的这段代码，所以必须将有可能会执行到的代码搬运到安全的地方，这里用的是解压缩了的代码的后面。

  add r0, r0, #127
  bic r0, r0, #127  @ align the kernel length
/*
 * r0     = decompressed kernel length
 * r1-r3  = unused
 * r4     = kernel execution address
 * r5     = decompressed kernel start
 * r6     = processor ID
 * r7     = architecture ID
 * r8     = atags pointer
 * r9-r14 = corrupted
 */
  add r1, r5, r0  @ end of decompressed kernel
  adr r2, reloc_start
  ldr r3, LC1
  add r3, r2, r3
1:  ldmia r2!, {r9 - r14}  @ copy relocation code
  stmia r1!, {r9 - r14}
  ldmia r2!, {r9 - r14}
  stmia r1!, {r9 - r14}
  cmp r2, r3
  blo 1b

  bl cache_clean_flush//因为有代码搬移，所以必须先清理（clean）清除（flush）cache。
  add pc, r5, r0  @ call relocation code

decompress_kernel共有4个参数，解压的内核地址、缓存区首地址、缓存区尾地址、和芯片ID，返回解压缩代码的长度。

/*
 * We're not in danger of overwriting ourselves.  Do this the simple way.
 *
 * r4     = kernel execution address
 * r7     = architecture ID
 */
wont_overwrite: mov r0, r4
  mov r3, r7
  bl decompress_kernel
  b call_kernel

针对于不会出现代码覆盖的情况，就简单了。直接解压缩内核并且跳转到首地址运行。call_kernel这个函数我们会在下面分析它。

  .type LC0, #object
LC0:  .word LC0   @ r1
  .word __bss_start  @ r2
  .word _end   @ r3
  .word zreladdr  @ r4
  .word _start   @ r5
  .word _got_start  @ r6
  .word _got_end  @ ip
  .word user_stack+4096  @ sp
LC1:  .word reloc_end - reloc_start
  .size LC0, . - LC0

上面这个就是刚才我们说过的地址表，里面有几个符号的地址定义。LC0是在这里定义的。Zreladdr是在当前目录下的Makfile里定义的。其他的符号是在lds里定义的。

下面我们来分析一下有关cache和mmu的代码。通过这些代码我们可以看到Linux的高手们是如何通过汇编来实现各个ARM处理器的识别，以达到通用的目的。
/*
 * Turn on the cache.  We need to setup some page tables so that we
 * can have both the I and D caches on.
 *
 * We place the page tables 16k down from the kernel execution address,
 * and we hope that nothing else is using it.  If we're using it, we
 * will go pop!
 *
 * On entry,
 *  r4 = kernel execution address
 *  r6 = processor ID
 *  r7 = architecture number
 *  r8 = atags pointer
 *  r9 = run-time address of "start"  (???)
 * On exit,
 *  r1, r2, r3, r9, r10, r12 corrupted
 * This routine must preserve:
 *  r4, r5, r6, r7, r8
 */
  .align 5
cache_on: mov r3, #8   @ cache_on function
  b call_cache_fn

这里涉及到了很多MMU、cache、writebuffer、TLB的操作和协处理器的编程。具体编程的东西，我就不想多说了，可以对这ARM的手册逐行的理解。至于为什么要这样做，熟悉了他们的工作原理后也就不难理解了（《ARM嵌入式系统开发》这本书就有个比较好的说明）。因为这里包含了太多的代码搬运、解压等费时的操作，所以打开cache是有必要的。由于要用到数据cache所以需要对mmu进行配置。为了简单这里制作了一级映射，而且是物理地址和虚拟地址相同的1:1映射。

__setup_mmu: sub r3, r4, #16384  @ Page directory size
  bic r3, r3, #0xff  @ Align the pointer
  bic r3, r3, #0x3f00
/*
 * Initialise the page tables, turning on the cacheable and bufferable
 * bits for the RAM area only.
 */
  mov r0, r3
  mov r9, r0, lsr #18
  mov r9, r9, lsl #18  @ start of RAM
  add r10, r9, #0x10000000 @ a reasonable RAM size
  mov r1, #0x12
  orr r1, r1, #3 << 10
  add r2, r3, #16384
1:  cmp r1, r9   @ if virt > start of RAM
  orrhs r1, r1, #0x0c  @ set cacheable, bufferable
  cmp r1, r10   @ if virt > end of RAM
  bichs r1, r1, #0x0c  @ clear cacheable, bufferable
  str r1, [r0], #4  @ 1:1 mapping
  add r1, r1, #1048576
  teq r0, r2
  bne 1b

参考下面的注释，如果当前在flash中运行，我们再映射2MB。就算是当前在RAM中执行其实也没关系，只不过是做了重复工作。

/*
 * If ever we are running from Flash, then we surely want the cache
 * to be enabled also for our execution instance...  We map 2MB of it
 * so there is no map overlap problem for up to 1 MB compressed kernel.
 * If the execution is in RAM then we would only be duplicating the above.
 */
  mov r1, #0x1e
  orr r1, r1, #3 << 10
  mov r2, pc, lsr #20
  orr r1, r1, r2, lsl #20
  add r0, r3, r2, lsl #2
  str r1, [r0], #4
  add r1, r1, #1048576
  str r1, [r0]
  mov pc, lr

__armv4_cache_on:
  mov r12, lr
  bl __setup_mmu
  mov r0, #0
  mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4 @ drain write buffer
  mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0 @ flush I,D TLBs
  mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0 @ read control reg
  orr r0, r0, #0x5000  @ I-cache enable, RR cache replacement
  orr r0, r0, #0x0030
  bl __common_cache_on
  mov r0, #0
  mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0 @ flush I,D TLBs
  mov pc, r12

__common_cache_on:
#ifndef DEBUG
  orr r0, r0, #0x000d  @ Write buffer, mmu
#endif
  mov r1, #-1
  mcr p15, 0, r3, c2, c0, 0 @ load page table pointer
  mcr p15, 0, r1, c3, c0, 0 @ load domain access control
  mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0 @ load control register
  mov pc, lr

/*
 * All code following this line is relocatable.  It is relocated by
 * the above code to the end of the decompressed kernel image and
 * executed there.  During this time, we have no stacks.
 *
 * r0     = decompressed kernel length
 * r1-r3  = unused
 * r4     = kernel execution address
 * r5     = decompressed kernel start
 * r6     = processor ID
 * r7     = architecture ID
 * r8     = atags pointer
 * r9-r14 = corrupted
 */

下面这段代码是在解压空间不够的情况下需要重新定位的，具体原因上面已经说明。

  .align 5
reloc_start: add r9, r5, r0
  debug_reloc_start
  mov r1, r4
1:
  .rept 4
  ldmia r5!, {r0, r2, r3, r10 - r14} @ relocate kernel
  stmia r1!, {r0, r2, r3, r10 - r14}
  .endr

  cmp r5, r9
  blo 1b
  debug_reloc_end

这是最后一个函数了，这个时候一切实质性的工作已经做完。关闭cache，并跳转到真正的内核入口。

call_kernel: bl cache_clean_flush
  bl cache_off
  mov r0, #0   @ must be zero
  mov r1, r7   @ restore architecture number
  mov r2, r8   @ restore atags pointer
  mov pc, r4   @ call kernel

/*
 * Here follow the relocatable cache support functions for the
 * various processors.  This is a generic hook for locating an
 * entry and jumping to an instruction at the specified offset
 * from the start of the block.  Please note this is all position
 * independent code.
 *
 *  r1  = corrupted
 *  r2  = corrupted
 *  r3  = block offset
 *  r6  = corrupted
 *  r12 = corrupted
 */

通过下面函数我们可以通过proc_types结构体数组我们可以顺利的找到现在的处理器型号，并且会根据R3的偏移量跳转到相应的函数中。里面涉及到协处理器CP15中c0的操作，如果有疑问，可以参考ARM相关手册。

call_cache_fn: adr r12, proc_types
  mrc p15, 0, r6, c0, c0 @ get processor ID
1:  ldr r1, [r12, #0]  @ get value
  ldr r2, [r12, #4]  @ get mask
  eor r1, r1, r6  @ (real ^ match)
  tst r1, r2   @       & mask
  addeq pc, r12, r3  @ call cache function
  add r12, r12, #4*5
  b 1b

/*
 * Table for cache operations.  This is basically:
 *   - CPU ID match
 *   - CPU ID mask
 *   - 'cache on' method instruction
 *   - 'cache off' method instruction
 *   - 'cache flush' method instruction
 *
 * We match an entry using: ((real_id ^ match) & mask) == 0
 *
 * Writethrough caches generally only need 'on' and 'off'
 * methods.  Writeback caches _must_ have the flush method
 * defined.
 */
  .type proc_types,#object
proc_types:
  .word 0x41560600  @ ARM6/610
  .word 0xffffffe0
  b __arm6_cache_off @ works, but slow
  b __arm6_cache_off
  mov pc, lr
@  b __arm6_cache_on  @ untested
@  b __arm6_cache_off
@  b __armv3_cache_flush

  .word 0x00000000  @ old ARM ID
  .word 0x0000f000
  mov pc, lr
  mov pc, lr
  mov pc, lr

  .word 0x41007000  @ ARM7/710
  .word 0xfff8fe00
  b __arm7_cache_off
  b __arm7_cache_off
  mov pc, lr

  .word 0x41807200  @ ARM720T (writethrough)
  .word 0xffffff00
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  mov pc, lr

  .word 0x00007000  @ ARM7 IDs
  .word 0x0000f000
  mov pc, lr
  mov pc, lr
  mov pc, lr

  @ Everything from here on will be the new ID system.

  .word 0x4401a100  @ sa110 / sa1100
  .word 0xffffffe0
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv4_cache_flush

  .word 0x6901b110  @ sa1110
  .word 0xfffffff0
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv4_cache_flush

  @ These match on the architecture ID

  .word 0x00020000  @ ARMv4T
  .word 0x000f0000
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv4_cache_flush

  .word 0x00050000  @ ARMv5TE
  .word 0x000f0000
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv4_cache_flush

  .word 0x00060000  @ ARMv5TEJ
  .word 0x000f0000
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv4_cache_flush

  .word 0x00070000  @ ARMv6
  .word 0x000f0000
  b __armv4_cache_on
  b __armv4_cache_off
  b __armv6_cache_flush

  .word 0   @ unrecognised type
  .word 0
  mov pc, lr
  mov pc, lr
  mov pc, lr

  .size proc_types, . - proc_types

/*
 * Turn off the Cache and MMU.  ARMv3 does not support
 * reading the control register, but ARMv4 does.
 *
 * On entry,  r6 = processor ID
 * On exit,   r0, r1, r2, r3, r12 corrupted
 * This routine must preserve: r4, r6, r7
 */
  .align 5
cache_off: mov r3, #12   @ cache_off function
  b call_cache_fn

//代码略

这里分配了4K的空间用来做堆栈。

reloc_end:

  .align
  .section ".stack", "w"
user_stack: .space 4096