RISC-V Linux汇编启动历程剖析
RISC-V Linux的汇编启动部分较量简朴 ，不算重大 。有两个部分较量焦点：页表建设和重定向 。页表建设是用C语言写的 ，今天先剖析汇编部分 ，先带各人剖析整体汇编启动流程 ，然后剖析重定向 。
注重：本文基于linux5.10.111内核
汇编启动流程
先从整体剖析汇编做的事情 ，有个概略框架 。
路径：arch/riscv/kernel/head.S ，入口是ENTRY(_start_kernel)
从ENTRY(_start_kernel)最先举行启动前的一些初始化 ，建设页表前的主要事情：
关闭所有中止
/* 关闭所有中止 */
csrw CSR_IE, zero
csrw CSR_IP, zero
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加载全局指针gp
/* 加载全局指针gp */
.option push
.option norelax
la gp, __global_pointer$
.option pop
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disable FPU
/* 禁用 FPU 以检测内核空间中浮点的不法使用*/
li t0, SR_FS
csrc CSR_STATUS, t0
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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
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清晰bss段
/* 扫除bss */
la a3, __bss_start
la a4, __bss_stop
ble a4, a3, clear_bss_done
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生涯hart id和dtb地点
/* 生涯hatr id和dtb地点 ，hart id生涯到a0 ，dtb地点生涯到a1 */
mv s0, a0
mv s1, a1
la a2, boot_cpu_hartid
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设置sp指针
la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE
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上述事情完成 ，会最先暂时页表的建设 ，跳转到C函数setup_vm建设暂时页表
mv a0, s1
call setup_vm // 跳转到C函数setup_vm ，setup_vm会建设暂时页表
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重定向
#ifdef CONFIG_MMU
la a0, early_pg_dir
call relocate //重定向 ，现实就是开启MMU
#endif
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设置异常向量地点 ，重载C情形
call setup_trap_vector
/* 重载C情形 */
la tp, init_task
sw zero, TASK_TI_CPU(tp)
la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE
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最后跳转到C函数start_kernel ，最先C语言部分初始化 ，汇编部分执行完毕
tail start_kernel
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完整_start_kernel汇编代码：
ENTRY(_start_kernel) /* 关闭所有中止 */ 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不法使用*/ 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 /* 扫除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: /* 生涯hatr id和dtb地点 ，hart id生涯到a0 ，dtb地点生涯到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点 */ la sp, init_thread_union + THREAD_SIZE mv a0, s1 call setup_vm // 跳转到C函数setup_vm ，setup_vm会建设暂时页表 #ifdef CONFIG_MMU la a0, early_pg_dir call relocate //重定向 ，现实就是开启MMU #endif /* CONFIG_MMU */ call setup_trap_vector /* 重载C情形 */ 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 ，最先C语言部分初始化
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汇编中很是主要的一个部分就是页表的建设 ，关乎着后面的程序能不可继续往下跑 。setup_vm建设页表后就会最先执行relocate重定向 ，这个重定向主要开启mmu ，下面剖析relocate的汇编 。
relocate
relocate重定向 ，就是在开启mmu �？鬽mu的操作就是将一级页表的地点以及权限写到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的地点存入a0
call relocate //跳转到relocate,开启MMU
#endif
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relocate有两次开启mmu的操作 ，第一次开启mmu使用的是setup_vm()建设的trampoline_gd_dir页表 ，这页表生涯的是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 。
若是trampoline_pg_dir或者early_pg_dir这两个页表的映射没弄好的话 ，开启MMU的时间就会失败 ，以是页表的建设十分要害 。页表建设后续再深究 ，下面剖析relocate汇编代码 。
盘算返回地点
返回地点就是ra加上虚拟地点和物理地点之间的偏移量 ，这个是牢靠偏移量 。PAGE_OFFSET是kernel入口地点对应的虚拟地点 ，_start就是kernel入口地点的虚拟地点 ，PAGE_OFFSET – _start就获得它们之间的偏移 ，然后再和ra相加 ，就是返回地点 。
/* Relocate return address */ li a1, PAGE_OFFSET la a2, _start sub a1, a1, a2 add ra, ra, a1
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将异常入口1f的虚拟地点写入stvec寄存器
由于一旦开启MMU ，地点都酿成了虚拟地点 ，原来会见的都是物理地点 ，开启MMU时 ，地点爆发了改变 ，VA != PA ，从而进入异常 ，以是要先设置异常入口地点 ，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
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提前盘算切换到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 ，以是a0是early_pg_dir 。srl是逻辑右移 ，mmu使用的是sv39 ，虚拟地点39位 ，物理地点56位：
低12位是偏移量 ，以是PAGE_SHIFT即是12 ，将early_pg_dir地点右移12位存到a2 。凭证satp寄存器界说：
MODE即是0x8代表使用sv39 mmu ，0x0代表不举行地点翻译 ，即不开启MMU 。这里STAP_MODE为sv39 ，即0x8 。将early_pg_dir地点和SATP_MODE举行或运算后 ，即可获得写入satp寄存器的值 ，最后生涯到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
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第一次开启MMU ，使用trampoline_pg_dir页表
satp值的盘算和上述是一样的 �？鬗MU之前 ，通过sfence.vma下令先刷新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
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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 ，若是之前建设的early_pg_dir页表差池 ，则会就进入.Lsecondary_park 。.Lsecondary_park内里是个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
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总结
以上就是RISC-V Linux的汇编启动流程 ，虽说RISC-V的指令不重大 ，但要明确这个汇编启动的部分 ，照旧需要一点基础和时间 。另外 ，大大都人事情中基本用不上汇编 ，只有真正用上了明确才会较量深 。希望本文能够资助到有需要的人 。
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