RISC-V Linux のアセンブリ起動部分は比較的単純で、それほど複雑ではありません。ページ テーブルの作成とリダイレクトという 2 つのコア部分があります。ページテーブルの作成はC言語で書かれています、今日はまずアセンブリ部分を解析していきます、まずアセンブリの起動プロセス全体を解析してから、リダイレクトの解析をしていきます。
注: この記事は、linux5.10.111 カーネルに基づいています
コンパイルが何を行うのか全体的な分析から始めて、一般的なフレームワークを取得しましょう。
パス: arch/riscv/kernel/head.S、入り口は ENTRY(_start_kernel)
ENTRY(_start_kernel) から開始して、起動前の初期化と、ページ テーブルを確立する前の主な作業を実行します。
/* 关闭所有中断 */
csrw CSR_IE, zero
csrw CSR_IP, zero/* 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/* 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/* 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_hartidla 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 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_SIZEtail start_kernel
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
#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
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 が 0x8 に等しい場合は、sv39 mmu を使用することを意味し、0x0 はアドレス変換がないことを意味します。つまり、MMU は有効になっていません。ここで、STAP_MODE は sv39、つまり 0x8 です。 early_pg_dir アドレスと SATP_MODE の論理和をとった後、satp レジスタに書き込まれた値を取得し、最後にそれを a2 に保存できます。
/* 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
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
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。
以上がRISC-V Linuxアセンブリ起動プロセス解析の詳細内容です。詳細については、PHP 中国語 Web サイトの他の関連記事を参照してください。
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