Android arm linux kernel启动流程（一）

 虽然这里的Arm Linux kernel前面加上了Android，但实际上还是和普遍Arm linux kernel启动的过程一样的，这里只是结合一下Android的Makefile，讲一下bootimage生成的一个过程。这篇文档主要描述 bootimage的构造，以及kernel真正执行前的解压过程。

     在了解这些之前我们首先需要了解几个名词，这些名词定义在/Documentation/arm/Porting里面，这里首先提到其中的几个，其余几个会在后面kernel的执行过程中讲述：

     1）ZTEXTADDR  boot.img运行时候zImage的起始地址，即kernel解压代码的地址。这里没有虚拟地址的概念，因为没有开启MMU，所以这个地址是物理内 存的地址。解压代码不一定需要载入RAM才能运行，在FLASH或者其他可寻址的媒体上都可以运行。

     2）ZBSSADDR  解压代码的BSS段的地址，这里也是物理地址。

     3）ZRELADDR  这个是kernel解压以后存放的内存物理地址，解压代码执行完成以后会跳到这个地址执行kernel的启动，这个地址和后面kernel运行时候的虚 拟地址满足：__virt_to_phys(TEXTADDR) = ZRELADDR。

     4）INITRD_PHYS  Initial Ram Disk存放在内存中的物理地址，这里就是我们的ramdisk.img。

     5）INITRD_VIRT  Initial Ram Disk运行时候虚拟地址。

     6）PARAMS_PHYS 内核启动的初始化参数在内存上的物理地址。

     下面我们首先来看看boot.img的构造，了解其中的内容对我们了解kernel的启动过程是很有帮助的。首先来看看Makefile是如何产生我们的boot.img的：

      out/host/linux-x86/bin/mkbootimg-msm7627_ffa  --kernel out/target/product/msm7627_ffa/kernel --ramdisk out/target/product/msm7627_ffa/ramdisk.img --cmdline "mem=203M console=ttyMSM2,115200n8 androidboot.hardware=qcom" --output out/target/product/msm7627_ffa/boot.img

      根据上面的命令我们可以首先看看mkbootimg-msm7627ffa这个工具的源文件：system/core/mkbootimg.c。看完之 后我们就能很清晰地看到boot.img的内部构造，它是由boot header /kernel  /ramdisk /second stage构成的，其中前3项是必须的，最后一项是可选的。

      

/*
** +-----------------+
** | boot header     | 1 page
** +-----------------+
** | kernel          | n pages
** +-----------------+
** | ramdisk         | m pages
** +-----------------+
** | second stage    | o pages
** +-----------------+
**
** n = (kernel_size + page_size - 1) / page_size
** m = (ramdisk_size + page_size - 1) / page_size
** o = (second_size + page_size - 1) / page_size
**
** 0. all entities are page_size aligned in flash
** 1. kernel and ramdisk are required (size != 0)
** 2. second is optional (second_size == 0 -> no second)
** 3. load each element (kernel, ramdisk, second) at
**    the specified physical address (kernel_addr, etc)
** 4. prepare tags at tag_addr.  kernel_args[] is
**    appended to the kernel commandline in the tags.
** 5. r0 = 0, r1 = MACHINE_TYPE, r2 = tags_addr
** 6. if second_size != 0: jump to second_addr
**    else: jump to kernel_addr
*/

/* ** +-----------------+ ** | boot header | 1 page ** +-----------------+ ** | kernel | n pages ** +-----------------+ ** | ramdisk | m pages ** +-----------------+ ** | second stage | o pages ** +-----------------+ ** ** n = (kernel_size + page_size - 1) / page_size ** m = (ramdisk_size + page_size - 1) / page_size ** o = (second_size + page_size - 1) / page_size ** ** 0. all entities are page_size aligned in flash ** 1. kernel and ramdisk are required (size != 0) ** 2. second is optional (second_size == 0 -> no second) ** 3. load each element (kernel, ramdisk, second) at ** the specified physical address (kernel_addr, etc) ** 4. prepare tags at tag_addr. kernel_args[] is ** appended to the kernel commandline in the tags. ** 5. r0 = 0, r1 = MACHINE_TYPE, r2 = tags_addr ** 6. if second_size != 0: jump to second_addr ** else: jump to kernel_addr */  

      关于boot header这个数据结构我们需要重点注意，在这里我们关注其中几个比较重要的值，这些值定义在boot/boardconfig.h里面，不同的芯片对 应vendor下不同的boardconfig，在这里我们的值分别是（分别是kernel/ramdis/tags载入ram的物理地址）：

      

#define PHYSICAL_DRAM_BASE   0x00200000
#define KERNEL_ADDR          (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00008000)
#define RAMDISK_ADDR         (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x01000000)
#define TAGS_ADDR            (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00000100)
#define NEWTAGS_ADDR         (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00004000)

#define PHYSICAL_DRAM_BASE 0x00200000 #define KERNEL_ADDR (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00008000) #define RAMDISK_ADDR (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x01000000) #define TAGS_ADDR (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00000100) #define NEWTAGS_ADDR (PHYSICAL_DRAM_BASE + 0x00004000)  

      上面这些值分别和我们开篇时候提到的那几个名词相对应，比如kernel_addr就是ZTEXTADDR，RAMDISK_ADDR就是 INITRD_PHYS,而TAGS_ADDR就是PARAMS_PHYS。bootloader会从boot.img的分区中将kernel和 ramdisk分别读入RAM上面定义的地址中，然后就会跳到ZTEXTADDR开始执行。

      基本了解boot.img的内容之后我们来分别看看里面的ramdisk.img和kernel又是如何产生的，以及其包含的内容。从简单的说起，我们 先看看ramdisk.img，这里首先要强调一下这个ramdisk.img在arm linux中的作用。它在kernel启动过程中充当着第一阶段的文件系统，是一个CPIO格式打成的包。通俗上来讲他就是我们将生成的root目录，用 CPIO方式进行了打包，然后在kernel启动过程中会被mount作为文件系统，当kernel启动完成以后会执行init，然后将 system.img再mount进来作为Android的文件系统。我们可以看看makefile是如何生成它的：

      out/host/linux-x86/bin/mkbootfs  out/target/product/msm7627_ffa/root | out/host/linux-x86/bin/minigzip > out/target/product/msm7627_ffa/ramdisk.img    

      下面我们来看看kernel产生的过程，老方法，从Makefile开始/arch/arm/boot/Makefile ～

      

$(obj)/Image: vmlinux FORCE
    $(call if_changed,objcopy)
    @echo '  Kernel: $@ is ready'
$(obj)/compressed/vmlinux: $(obj)/Image FORCE
    $(Q)$(MAKE) $(build)=$(obj)/compressed $@
$(obj)/zImage:  $(obj)/compressed/vmlinux FORCE
    $(call if_changed,objcopy)
    @echo '  Kernel: $@ is ready'

$(obj)/Image: vmlinux FORCE $(call if_changed,objcopy) @echo ' Kernel: $@ is ready' $(obj)/compressed/vmlinux: $(obj)/Image FORCE $(Q)$(MAKE) $(build)=$(obj)/compressed $@ $(obj)/zImage: $(obj)/compressed/vmlinux FORCE $(call if_changed,objcopy) @echo ' Kernel: $@ is ready'       

      我们分解地来看各个步骤，第一个是将vmlinux经过objcopy后生成一个未经压缩的raw binary(Image 4M左右)，这里的vmlinux是我们编译链接以后生成的vmlinx，大概60多M。这里稍微说一下这个objcopy，在启动的时候ELF格式是没 法执行的，ELF格式的解析是在kernel启动以后有了操作系统之后才能进行的。因为虽然我们编出的img虽然被编成ELF格式，但要想启动起来必须将 其转化成原始的二进制格式，我们可以多照着man objcopy和OBJCOPYFLAGS    :=-O binary -R .note -R .note.gnu.build-id -R .comment -S(arch/arm/Makefile)来看看这些objcopy具体做了什么事情 ～

      得到Image以后，再将这个Image跟解压代码合成一个vmlinux，具体的我们可以看看arch/arm/boot/compressed/Makefile：

      

$(obj)/vmlinux: $(obj)/vmlinux.lds $(obj)/$(HEAD) $(obj)/piggy.o \
        $(addprefix $(obj)/, $(OBJS)) FORCE
    $(call if_changed,ld)
    @:
$(obj)/piggy.gz: $(obj)/../Image FORCE
    $(call if_changed,gzip)
$(obj)/piggy.o:  $(obj)/piggy.gz FORCE

$(obj)/vmlinux: $(obj)/vmlinux.lds $(obj)/$(HEAD) $(obj)/piggy.o \ $(addprefix $(obj)/, $(OBJS)) FORCE $(call if_changed,ld) @: $(obj)/piggy.gz: $(obj)/../Image FORCE $(call if_changed,gzip) $(obj)/piggy.o: $(obj)/piggy.gz FORCE  

      从这里我们就可以看出来实际上这个vmlinux就是将Image压缩以后根据vmlinux.lds与解压代码head.o和misc.o链接以后生 成的一个elf，而且用readelf或者objdump可以很明显地看到解压代码是PIC的，所有的虚拟地址都是相对的，没有绝对地址。这里的 vmlinx.lds可以对照着后面的head.s稍微看一下～得到压缩以后的vmlinx以后再将这个vmlinx经过objcopy以后就得到我们的 zImage了，然后拷贝到out目录下就是我们的kernel了～～

      在这里要强调几个地址，这些地址定义在arch/arm/mach-msm/makefile.boot里面，被arch/arm/boot /compressed/Makefile调用，其中zreladdr-y就是我们的kernel被解压以后要释放的地址了，解压代码跑完以后就会跳到这 个地址来执行kernel的启动。不过这里还有其他两个PHYS，跟前面定义在boardconfig.h里面的值重复了，不知道这两个值在这里定义跟前 面的值是一种什么关系？？？

       好啦，讲到这里我们基本就知道boot.img的构成了，下面我们就从解压的代码开始看看arm linux kernel启动的一个过程，这个解压的source就是/arch/arm/boot/compressed/head.S。要看懂这个汇编需要了解 GNU ASM以及ARM汇编指令，ARM指令就不说了，ARM RVCT里面的文档有得下，至于GNU ASM，不需要消息了解的话主要是看一下一些伪指令的含义（ /as.info/Pseudo-Ops.html#Pseudo%20Ops）

       那么我们现在就开始分析这个解压的过程：

       1）bootloader会传递2个参数过来，分别是r1=architecture ID, r2=atags pointer。head.S从哪部分开始执行呢，这个我们可以看看vmlinx.lds：

      

ENTRY(_start)
SECTIONS
{
  . = 0;
  _text = .;
  .text : {
    _start = .;
    *(.start)
    *(.text)
    *(.text.*)
    *(.fixup)
    *(.gnu.warning)
    *(.rodata)
    *(.rodata.*)
    *(.glue_7)
    *(.glue_7t)
    *(.piggydata)
    . = ALIGN(4);
  }

ENTRY(_start) SECTIONS { . = 0; _text = .; .text : { _start = .; *(.start) *(.text) *(.text.*) *(.fixup) *(.gnu.warning) *(.rodata) *(.rodata.*) *(.glue_7) *(.glue_7t) *(.piggydata) . = ALIGN(4); }  

      可以看到我们最开始的section就是.start，所以我们是从start段开始执行的。ELF对程序的入口地址是有定义的，这可以参照*.lds 的语法规则里面有描述，分别是GNU LD的-E ---> *.lds里面的ENTRY定义  ---> start Symbol  ---> .text section --->0。在这里是没有这些判断的，因为还没有操作系统，bootloader会直接跳到这个start的地址开始执行。

       在这里稍微带一句，如果觉得head.S看的不太舒服的话，比如有些跳转并不知道意思，可以直接objdump vmlinx来看，dump出来的汇编的流程就比较清晰了。

      

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       @ 如果不是
        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

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 @ 如果不是 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  

       上面首先保存r1和r2的值，然后进入超级用户模式，并关闭中断。

        

.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.

.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.  

      这里首先判断LC0当前的运行地址和链接地址是否一样，如果一样就不需要重定位，如果不一样则需要进行重定位。这里肯定是不相等的，因为我们可以通过 objdump看到LC0的地址是0x00000138，是一个相对地址，然后adr r0, LC0 实际上就是将LC0当前的运行地址，而我们直接跳到ZTEXTADDR跑的，实际上PC里面现在的地址肯定是0x00208000以后的一个值，adr r0, LC0编译之后实际上为add r0, pc, #208，这个208就是LC0到.text段头部的偏移。

      

add r5, r5, r0
add r6, r6, r0
add ip, ip, r0

add r5, r5, r0 add r6, r6, r0 add ip, ip, r0  

      然后就是重定位了，即都加上一个偏移，经过重定位以后就都是绝对地址了。

      

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
        /*
         * The C runtime environment should now be setup
         * sufficiently.  Turn the cache on, set up some
         * pointers, and start decompressing.
         */
        bl  cache_on

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 /* * The C runtime environment should now be setup * sufficiently. Turn the cache on, set up some * pointers, and start decompressing. */ bl cache_on 

      重定位完成以后打开cache，具体这个打开cache的过程咱没仔细研究过，大致过程是先从C0里面读到processor ID，然后根据ID来进行cache_on。

      

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

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

       解压的过程首先是在堆栈之上申请一个空间

      

/*
 * Check to see if we will overwrite ourselves.
 *   r4 = final kernel address
 *   r5 = start of this image
 *   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
        sub r3, sp, r5      @ > compressed kernel size
        add r0, r4, r3, lsl #2  @ allow for 4x expansion
        cmp r0, r5
        bls wont_overwrite
        mov r5, r2          @ decompress after malloc space
        mov r0, r5
        mov r3, r7
        bl  decompress_kernel
        add r0, r0, #127 + 128  @ alignment + stack
        bic r0, r0, #127        @ align the kernel length

/* * Check to see if we will overwrite ourselves. * r4 = final kernel address * r5 = start of this image * 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 sub r3, sp, r5 @ > compressed kernel size add r0, r4, r3, lsl #2 @ allow for 4x expansion cmp r0, r5 bls wont_overwrite mov r5, r2 @ decompress after malloc space mov r0, r5 mov r3, r7 bl decompress_kernel add r0, r0, #127 + 128 @ alignment + stack bic r0, r0, #127 @ align the kernel length  

        这个过程是判断我们解压出的vmlinx会不会覆盖原来的zImage，这里的final kernel address就是解压后的kernel要存放的地址，而start of this image则是zImage在内存中的地址。根据我们前面的分析，现在这两个地址是重复的，即都是0x00208000。同样r2是我们申请的一段内存空 间，因为他是在sp上申请的，而根据vmlinx.lds我们知道stack实际上处与vmlinx的最上面，所以r4>=r2是不可能的，这里首 先计算zImage的大小，然后判断r4+r3是不是比r5小，很明显r4和r5的值是一样的，所以这里先将r2的值赋给r0，经kernel先解压到s 申请的内存空间上面，具体的解压过程就不描述了，定义在misc.c里面。（这里我所说的上面是指内存地址的高地址，默认载入的时候从低地址往高地址写， 所以从内存低地址开始运行，stack处于最后面，所以成说是最上面）

      

* 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
:      ldmia   r2!, {r9 - r14}     @ copy relocation code
       stmia   r1!, {r9 - r14}
       ldmia   r2!, {r9 - r14}
       stmia   r1!, {r9 - r14}
       cmp r2, r3
       blo 1b
       add sp, r1, #128        @ relocate the stack
       bl  cache_clean_flush
       add pc, r5, r0      @ call relocation code

* 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 add sp, r1, #128 @ relocate the stack bl cache_clean_flush add pc, r5, r0 @ call relocation code  

      因为没有将kernel解压在要求的地址，所以必须重定向，说穿了就是要将解压的kernel拷贝到正确的地址，因为正确的地址与zImage的地址是 重合的，而要拷贝我们又要执行zImage的重定位代码，所以这里首先将重定位代码reloc_start拷贝到vmlinx上面，然后再将vmlinx 拷贝到正确的地址并覆盖掉zImage。这里首先计算出解压后的vmlinux的高地址放在r1里面，r2存放着重定位代码的首地址，r3存放着重定位代 码的size，这样通过拷贝就将reloc_start移动到vmlinx后面去了，然后跳转到重定位代码开始执行。

      

/*
 * 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
 */
        .align  5
reloc_start:    add r9, r5, r0
        sub r9, r9, #128        @ do not copy the stack
        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
        add sp, r1, #128        @ relocate the stack
        debug_reloc_end
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

/* * 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 */ .align 5 reloc_start: add r9, r5, r0 sub r9, r9, #128 @ do not copy the stack 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 add sp, r1, #128 @ relocate the stack debug_reloc_end 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  

       这里就是将vmlinx拷贝到正确的地址了，拷贝到正确的位置以后，就将kernel的首地址赋给PC，然后就跳转到真正kernel启动的过程～～

      最后我们来总结一下一个基本的过程：

      1）当bootloader要从分区中数据读到内存中来的时候，这里涉及最重要的两个地址，一个就是ZTEXTADDR还有一个是 INITRD_PHYS。不管用什么方式来生成IMG都要让bootloader有方法知道这些参数，不然就不知道应该将数据从FLASH读入以后放在什 么地方，下一步也不知道从哪个地方开始执行了；

      2）bootloader将IMG载入RAM以后，并跳到zImage的地址开始解压的时候，这里就涉及到另外一个重要的参数，那就是 ZRELADDR，就是解压后的kernel应该放在哪。这个参数一般都是arch/arm/mach-xxx下面的Makefile.boot来提供 的；

      3）另外现在解压的代码head.S和misc.c一般都会以PIC的方式来编译，这样载入RAM在任何地方都可以运行，这里涉及到两次冲定位的过程，基本上这个重定位的过程在ARM上都是差不多一样的。