一篇分析RISC |
您所在的位置：网站首页 › 汇编 内存 › 一篇分析RISC |
一篇分析RISC
|
RISC-V Linux的汇编启动部分比较简单，不算复杂。有两个部分比较核心：页表创建和重定向。页表创建是用C语言写的，今天先分析汇编部分，先带大家分析整体汇编启动流程，然后分析重定向。 注意：本文基于linux5.10.111内核好文推荐： 万字讲解你写的代码是如何跑起来的？ 什么是Linux内核，如何搞懂Linux内核？（Linux内核学习笔记合集来了！） 字节终面：CPU 是如何读写内存的？ 全网最牛Linux内核分析--Intel CPU体系结构 一文让你读懂Linux五大模块内核源码，内核整体架构设计（超详细） 嵌入式前景真的好吗？那有点悬！ 一文教你如何使用GDB+Qemu调试Linux内核 Linux内核必读五本书籍(强烈推荐) 全网独一无二Linux内核Makefle系统文件详解（一）(纯文字代码) 带你深度了解Linux内核架构和工作原理！ 如何读懂GDB底层实现原理（从这几点入手~） 一文彻底理解Memory barrier（内存屏障） 一篇文带你搞懂，虚拟内存、内存分页、分段、段页式内存管理（超详细） 汇编启动流程先从整体分析汇编做的事情，有个大体框架。 路径：arch/riscv/kernel/head.S，入口是ENTRY(_start_kernel)  从ENTRY(_start_kernel)开始进行启动前的一些初始化，建立页表前的主要工作： 关闭所有中断/* 关闭所有中断 */ csrw CSR_IE, zero csrw CSR_IP, zero加载全局指针gp/* 加载全局指针gp */ .option push .option norelax la gp, __global_pointer$ .option popdisable FPU/* 禁用 FPU 以检测内核空间中浮点的非法使用*/ li t0, SR_FS csrc CSR_STATUS, t0选择一个核启动/* 选择一个核启动 */ la a3, hart_lottery li a2, 1 amoadd.w a3, a2, (a3) bnez a3, .Lsecondary_start清楚bss段/* 清除bss */ la a3, __bss_start la a4, __bss_stop ble a4, a3, clear_bss_done保存hart id和dtb地址/* 保存hatr id和dtb地址，hart id保存到a0，dtb地址保存到a1 */ mv s0, a0 mv s1, a1 la a2, boot_cpu_hartid设置sp指针la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE上述工作完成，会开始临时页表的创建，跳转到C函数setup_vm建立临时页表mv a0, s1 call setup_vm // 跳转到C函数setup_vm，setup_vm会创建临时页表重定向#ifdef CONFIG_MMU la a0, early_pg_dir call relocate //重定向，实际就是开启MMU #endif设置异常向量地址，重载C环境call setup_trap_vector /* 重载C环境 */ la tp, init_task sw zero, TASK_TI_CPU(tp) la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE最后跳转到C函数start_kernel，开始C语言部分初始化，汇编部分执行完毕tail start_kernel完整_start_kernel汇编代码： ENTRY(_start_kernel) /* 关闭所有中断 */ csrw CSR_IE, zero csrw CSR_IP, zero /* 在源码中，这里有一个M模式处理的宏，这里没有用到，直接跳过*/ /* 加载全局指针gp */ .option push .option norelax la gp, __global_pointer$ .option pop /* 禁用 FPU 以检测内核空间中浮点的非法使用*/ li t0, SR_FS csrc CSR_STATUS, t0 #ifdef CONFIG_SMP li t0, CONFIG_NR_CPUS blt a0, t0, .Lgood_cores tail .Lsecondary_park .Lgood_cores: #endif /* 选择一个核启动 */ la a3, hart_lottery li a2, 1 amoadd.w a3, a2, (a3) bnez a3, .Lsecondary_start /* 清除bss */ la a3, __bss_start la a4, __bss_stop ble a4, a3, clear_bss_done clear_bss: REG_S zero, (a3) add a3, a3, RISCV_SZPTR blt a3, a4, clear_bss clear_bss_done: /* 保存hatr id和dtb地址，hart id保存到a0，dtb地址保存到a1 */ mv s0, a0 mv s1, a1 la a2, boot_cpu_hartid REG_S a0, (a2) /* 初始化页表，然后重定向到虚拟地址 */ la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE mv a0, s1 call setup_vm // 跳转到C函数setup_vm，setup_vm会创建临时页表 #ifdef CONFIG_MMU la a0, early_pg_dir call relocate //重定向，实际就是开启MMU #endif /* CONFIG_MMU */ call setup_trap_vector /* 重载C环境 */ la tp, init_task sw zero, TASK_TI_CPU(tp) la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE #ifdef CONFIG_KASAN call kasan_early_init #endif /* Start the kernel */ call soc_early_init tail start_kernel //跳转到C函数start_kernel，开始C语言部分初始化汇编中非常重要的一个部分就是页表的创建，关乎着后面的程序能不能继续往下跑。setup_vm创建页表后就会开始执行relocate重定向，这个重定向主要开启mmu，下面分析relocate的汇编。 relocaterelocate重定向，就是在开启mmu。开启mmu的操作就是将一级页表的地址以及权限写到satp寄存器中，这就算开启mmu了。 #ifdef CONFIG_MMU la a0, early_pg_dir //跳转到relocate前，先把第一级页表early_pg_dir的地址存入a0 call relocate //跳转到relocate,开启MMU #endifrelocate有两次开启mmu的操作，第一次开启mmu使用的是setup_vm()建立的trampoline_gd_dir页表，这页表保存的是kernel的前2M内存。第二次开启MMU使用的是early_pg_dir页表，这个页表映射了整个kernel内存以及dtb的4M空间。 如果trampoline_pg_dir或者early_pg_dir这两个页表的映射没弄好的话，开启MMU的时候就会失败，所以页表的建立十分关键。页表创建后续再深究，下面分析relocate汇编代码。 计算返回地址返回地址就是ra加上虚拟地址和物理地址之间的偏移量，这个是固定偏移量。PAGE_OFFSET是kernel入口地址对应的虚拟地址，_start就是kernel入口地址的虚拟地址，PAGE_OFFSET - _start就得到它们之间的偏移，然后再和ra相加，就是返回地址。/* Relocate return address */ li a1, PAGE_OFFSET la a2, _start sub a1, a1, a2 add ra, ra, a1将异常入口1f的虚拟地址写入stvec寄存器因为一旦开启MMU，地址都变成了虚拟地址，原来访问的都是物理地址，开启MMU时，地址发生了改变，VA != PA，从而进入异常，所以要先设置异常入口地址，此时的异常入口为1f。/* Point stvec to virtual address of intruction after satp write */ la a2, 1f add a2, a2, a1 csrw CSR_TVEC, a2提前计算切换到early_pg_dir页表要写入satp的值再进入relocate之前，就已经把early_pg_dir赋值给a0了，所以a0是early_pg_dir。srl是逻辑右移，mmu使用的是sv39，虚拟地址39位，物理地址56位：  低12位是偏移量，所以PAGE_SHIFT等于12，将early_pg_dir地址右移12位存到a2。根据satp寄存器定义：  MODE等于0x8代表使用sv39 mmu，0x0代表不进行地址翻译，即不开启MMU。这里STAP_MODE为sv39，即0x8。将early_pg_dir地址和SATP_MODE进行或运算后，即可得到写入satp寄存器的值，最后保存到a2。 /* Compute satp for kernel page tables, but don't load it yet */ srl a2, a0, PAGE_SHIFT li a1, SATP_MODE //sv39 mmu or a2, a2, a1第一次开启MMU，使用trampoline_pg_dir页表satp值的计算和上述是一样的。开启MMU之前，通过sfence.vma命令先刷新TLB。此时开启MMU，就会进入下面的标号为1的汇编段 la a0, trampoline_pg_dir srl a0, a0, PAGE_SHIFT or a0, a0, a1 sfence.vma csrw CSR_SATP, a0进入异常1f段，重新设置异常入口为.Lsecondary_park，然后切换到early_pg_dir页表，相当于第二次开启MMU。此时，如果之前建立的early_pg_dir页表不对，则会就进入.Lsecondary_park。.Lsecondary_park里面是个wfi指令，是个死循环。 完整relocate汇编代码： relocate: /* Relocate return address */ li a1, PAGE_OFFSET la a2, _start sub a1, a1, a2 add ra, ra, a1 /* Point stvec to virtual address of intruction after satp write */ la a2, 1f add a2, a2, a1 csrw CSR_TVEC, a2 /* Compute satp for kernel page tables, but don't load it yet */ srl a2, a0, PAGE_SHIFT li a1, SATP_MODE or a2, a2, a1 /* * Load trampoline page directory, which will cause us to trap to * stvec if VA != PA, or simply fall through if VA == PA. We need a * full fence here because setup_vm() just wrote these PTEs and we need * to ensure the new translations are in use. */ la a0, trampoline_pg_dir srl a0, a0, PAGE_SHIFT or a0, a0, a1 sfence.vma csrw CSR_SATP, a0 .align 2 1: /* Set trap vector to spin forever to help debug */ la a0, .Lsecondary_park csrw CSR_TVEC, a0 /* Reload the global pointer */ .option push .option norelax la gp, __global_pointer$ .option pop /* * Switch to kernel page tables. A full fence is necessary in order to * avoid using the trampoline translations, which are only correct for * the first superpage. Fetching the fence is guarnteed to work * because that first superpage is translated the same way. */ csrw CSR_SATP, a2 sfence.vma ret总结以上就是RISC-V Linux的汇编启动流程，虽说RISC-V的指令不复杂，但要理解这个汇编启动的部分，还是需要一点基础和时间。另外，大多数人工作中基本用不上汇编，只有真正用上了理解才会比较深。希望本文能够帮助到有需要的人。 首页 - 内核技术中文网 - 构建全国最权威的内核技术交流分享论坛 转载地址：一篇分析RISC-V Linux汇编启动过程 
|
【本文地址】
今日新闻 |
推荐新闻 |