从零到负一

【LM02】ARMv8 MMU和Linux的启动

硬核技术 Linux内核 Linux_5_0 ARMv8_64 Linux内存管理
2023/01/05

在上一篇笔记ARMv8 MMU的基础知识中，我们已经了解了ARMv8中MMU的基础知识。这篇笔记将重点关注Linux内核的启动阶段，看看MMU是如何开启，以及临时页表是如何建立起来的。

上电后发生了什么

在介绍Linux内核的启动流程前，我们简单来看看硬件上电后进行的一系列操作。

当硬件上电后，硬件会进行一些初始化，同时ARM Core会跳入RESET Vector进行一系列的初始化。之后BootLoader会将Linux内核从外部存储器（SD卡，FLash ROM等）载入物理内存（一般是载入到特定的地址），然后Linux内核就可以开始执行了（从head.S处开始执行，在开启MMU前都用物理地址进行寻址）。

下图是一个内核镜像文件的VA->PA映射，该图来自 How the ARM32 kernel starts（这是一个32bit系统的映射图，64bit的也类似），我们可以看出几点：

  1. 内核镜像文件在物理内存中存放于低地址位，而其对应的虚拟地址是高地址位；
  2. PHYS_OFFSET和PAGE_OFFSET分别用于物理地址和虚拟地址；
  3. 其中有部分VA -> PA是一一对应的，这部分用于保证MMU开启前后，指令的读取不会出错。

Linux内核的入口程序

从这里开始，我们就要和汇编语言打交道了。说实话，我对汇编只能说是勉强能看懂，因此接下来的内容不需要深入理解。关于MMU的开启的部分可以从大的原理上思考下为什么要这样做，至于源码，简单看看即可。

当BootLoader完成它的任务后，Linux内核就开始接管接下来的工作。这部分工作从head.S这个文件开始。

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// ./arch/arm64/kernel/head.S 

/*
 * The following callee saved general purpose registers are used on the
 * primary lowlevel boot path:
 *
 *  Register   Scope                      Purpose
 *  x21        stext() .. start_kernel()  FDT pointer passed at boot in x0
 *  x23        stext() .. start_kernel()  physical misalignment/KASLR offset
 *  x28        __create_page_tables()     callee preserved temp register
 *  x19/x20    __primary_switch()         callee preserved temp registers
 */
ENTRY(stext)
    bl   preserve_boot_args
    bl   el2_setup                        // Drop to EL1, w0=cpu_boot_mode
    adrp x23, __PHYS_OFFSET
    and  x23, x23, MIN_KIMG_ALIGN - 1     // KASLR offset, defaults to 0
    bl   set_cpu_boot_mode_flag
    bl   __create_page_tables
    /*
     * The following calls CPU setup code, see arch/arm64/mm/proc.S for
     * details.
     * On return, the CPU will be ready for the MMU to be turned on and
     * the TCR will have been set.
     */
    bl   __cpu_setup                      // initialise processor
    b    __primary_switch
ENDPROC(stext)

这里主要看看和MMU相关的部分，因此我们直接跳到__create_page_tables()这个函数。

页表的创建

在Linux的启动阶段，内核创建了多个页表，包括idmap_pg_dir, swapper_pg_dir和init_pg_dir。其中第一个用于确保开启MMU前后取指地址保持不变，第三个用于在启动阶段映射Linux内核，第二个在之后的paging_init()中会取代init_pg_dir。在MMU开启前，系统是直接使用物理地址进行取指，而开启MMU后，由于有了VA->PA的映射，PA就可能不是之前的PA了，因此需要做一个VA->PA的映射来保证内核的正常工作。

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// ./arch/arm64/kernel/vmlinux.lds.S

. = ALIGN(PAGE_SIZE);
idmap_pg_dir = .;
. += IDMAP_DIR_SIZE;
...
...
swapper_pg_dir = .;
. += SWAPPER_DIR_SIZE;
...
...
BSS_SECTION(0, 0, 0)

. = ALIGN(PAGE_SIZE);
init_pg_dir = .;
. += INIT_DIR_SIZE;
init_pg_end = .;

__create_page_tables Part 1

这一步主要是做一些准备工作，比如获取相关页表的物理地址、清空页表等。

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// ./arch/arm64/kernel/head.S 

/*
 * Setup the initial page tables. We only setup the barest amount which is
 * required to get the kernel running. The following sections are required:
 *   - identity mapping to enable the MMU (low address, TTBR0)
 *   - first few MB of the kernel linear mapping to jump to once the MMU has
 *     been enabled
 */
__create_page_tables:
    mov  x28, lr

    /*
     * Invalidate the init page tables to avoid potential dirty cache lines
     * being evicted. Other page tables are allocated in rodata as part of
     * the kernel image, and thus are clean to the PoC per the boot
     * protocol.
     */
    // ----------------------------------------------------------------------- (1)
    // 使用adrp指令，将init_pg_dir和init_pg_end的相对地址放入x0/x1
    // 这属于PIC - Position-Independent Code，这篇笔记最后会简单介绍PIC相关内容
    adrp x0, init_pg_dir
    adrp x1, init_pg_end
    sub  x1, x1, x0
    // ----------------------------------------------------------------------- (2)
    // 在MMU开启前，dcache是不会被使用的（memory不是cacheable类型）这么做是为了避免产生
    // 不必要的问题
    bl   __inval_dcache_area

    /*
     * Clear the init page tables.
     */
    // ----------------------------------------------------------------------- (3)
    // 清空init_pg_dir页表 
    adrp x0,  init_pg_dir
    adrp x1,  init_pg_end
    sub  x1,  x1, x0
1:  stp  xzr, xzr, [x0], #16
    stp  xzr, xzr, [x0], #16
    stp  xzr, xzr, [x0], #16
    stp  xzr, xzr, [x0], #16
    subs x1,  x1, #64
    b.ne 1b

    mov  x7, SWAPPER_MM_MMUFLAGS

    /*
     * Create the identity mapping.
     */
    // ----------------------------------------------------------------------- (4)
    adrp  x0, idmap_pg_dir
    adrp  x3, __idmap_text_start // __pa(__idmap_text_start)
    ...
    ...

(1) 使用adrp指令获取idmap_pg_dir物理地址（这里使用PIC技术）并存入x0；
(2) 中清空这几个页表所在的dcache - 在MMU开启前，dcache是不会被使用的（内存不是cacheable类型）这么做是为了避免不必要的问题；
(3) 将这几个页表置零（表示这些页表项都是无效的）；
(4) 获取idmap_pg_dir和__idmap_text_start，分别存入x0和x3；

__create_page_tables Part 2

接下来，我们就要开始初始化PGD, PUD, PMD和PTE了，

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    // ./arch/arm64/kernel/head.S 

    ...
    ...    
    mov                x4, EXTRA_PTRS
    create_table_entry x0, x3, EXTRA_SHIFT, x4, x5, x6
    /*
     * If VA_BITS == 48, we don't have to configure an additional
     * translation level, but the top-level table has more entries.
     */
    mov   x4, #1 << (PHYS_MASK_SHIFT - PGDIR_SHIFT)
    str_l x4, idmap_ptrs_per_pgd, x5
1:
    ldr_l x4, idmap_ptrs_per_pgd
    mov   x5, x3                  // __pa(__idmap_text_start)
    adr_l x6, __idmap_text_end    // __pa(__idmap_text_end)

    // ----------------------------------------------------------------------- (1)
    // 将[__idmap_text_start, __idmap_text_end]区域一一对应地映射到虚拟内存空间
    map_memory x0, x1, x3, x6, x7, x3, x4, x10, x11, x12, x13, x14

    /*
     * Map the kernel image (starting with PHYS_OFFSET).
     */
    adrp  x0, init_pg_dir
    mov_q x5, KIMAGE_VADDR + TEXT_OFFSET    // compile time __va(_text)
    add   x5, x5, x23           // add KASLR displacement
    mov   x4, PTRS_PER_PGD
    adrp  x6, _end              // runtime __pa(_end)
    adrp  x3, _text             // runtime __pa(_text)
    sub   x6, x6, x3            // _end - _text
    add   x6, x6, x5            // runtime __va(_end)

    // ----------------------------------------------------------------------- (2)
    // 将[_text, _end]区域，也就是整个kernel区域映射到虚拟空间
    map_memory x0, x1, x5, x6, x7, x3, x4, x10, x11, x12, x13, x14
    ...
    ...

这里我就不深究细节了，简单来说就是
(1) 将__idmap_text_start到__idmap_text_end的区域一一对应地映射到虚拟内存空间。这样，即使MMU开启了，ARM Core也能正常地取指。注意，MMU开启的部分代码一定在__idmap_text_start到__idmap_text_end之间。
(2) 将整个内核映射到虚拟空间。注意，这部分包括__idmap_text_start到__idmap_text_end的区间，也就是说这部分其实映射了两遍。

具体的映射形式可以参考最开始的那幅图，注意其中有部分映射了两遍。

开启MMU

MMU是在__primary_switch中通过调用__enable_mmu开启的。在开启MMU前，我们还需要对ARM的各种寄存器进行设置，这里我就不详细记录了。下面直接看__primary_switch和__enable_mmu这两个函数：

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// ./arch/arm64/kernel/head.S 

__primary_switch:
#ifdef CONFIG_RANDOMIZE_BASE
    mov x19, x0               // preserve new SCTLR_EL1 value
    mrs x20, sctlr_el1        // preserve old SCTLR_EL1 value
#endif

    adrp x1, init_pg_dir
    bl   __enable_mmu
#ifdef CONFIG_RELOCATABLE
    bl   __relocate_kernel
#ifdef CONFIG_RANDOMIZE_BASE
    ldr  x8, =__primary_switched
    adrp x0, __PHYS_OFFSET
    blr  x8

    /*
     * If we return here, we have a KASLR displacement in x23 which we need
     * to take into account by discarding the current kernel mapping and
     * creating a new one.
     */
    pre_disable_mmu_workaround
    msr  sctlr_el1, x20            // disable the MMU
    isb
    bl   __create_page_tables      // recreate kernel mapping

    tlbi vmalle1                   // Remove any stale TLB entries
    dsb  nsh

    msr  sctlr_el1, x19            // re-enable the MMU
    isb
    ic   iallu                     // flush instructions fetched
    dsb  nsh                       // via old mapping
    isb

    bl   __relocate_kernel
#endif
#endif
    // ------------------------------------------------------------------------------------------- (1)
    // 这步特别关键，br x8这条指令不是PIC，通过这条指令（当前MMU已经打开）PC就开始使用虚拟地址空间了
    ldr  x8, =__primary_switched
    adrp x0, __PHYS_OFFSET
    br   x8
ENDPROC(__primary_switch)

/*
 * Enable the MMU.
 *
 *  x0  = SCTLR_EL1 value for turning on the MMU.
 *  x1  = TTBR1_EL1 value
 *
 * Returns to the caller via x30/lr. This requires the caller to be covered
 * by the .idmap.text section.
 *
 * Checks if the selected granule size is supported by the CPU.
 * If it isn't, park the CPU
 */
ENTRY(__enable_mmu)
    mrs  x2, ID_AA64MMFR0_EL1
    ubfx x2, x2, #ID_AA64MMFR0_TGRAN_SHIFT, 4
    cmp  x2, #ID_AA64MMFR0_TGRAN_SUPPORTED
    b.ne __no_granule_support
    update_early_cpu_boot_status 0, x2, x3
    adrp x2, idmap_pg_dir
    // ------------------------------------------------------------------------------------------- (2)
    // x1 = init_pg_dir; x2 = idmap_pg_dir
    // 注意x2存入ttbr0_el1而x1存入ttbr1_el1
    phys_to_ttbr x1, x1
    phys_to_ttbr x2, x2
    msr          ttbr0_el1, x2 // load TTBR0
    offset_ttbr1 x1
    msr          ttbr1_el1, x1 // load TTBR1
    isb
    msr          sctlr_el1, x0
    isb
    /*
     * Invalidate the local I-cache so that any instructions fetched
     * speculatively from the PoC are discarded, since they may have
     * been dynamically patched at the PoU.
     */
    ic   iallu
    dsb  nsh
    isb
    ret
ENDPROC(__enable_mmu)

(1) 参考注释
(2) idmap_pg_dir之所以放入ttbr0_el1，是因为当MMU开启后，PC使用的地址还和之前一样，都是0x00XX开头的地址。而这些地址都会去查看ttbr0_el1对应的页表，因此需要将 idmap_pg_dir放入

至此，汇编代码部分基本结束，之后就会调用start_kernel()函数，进入C语言的世界了。

实验系统页表布局

在整个Linux内核的学习过程中，我使用了《奔跑吧内核第二版》的实验平台，在该实验平台上，其页表布局如下：

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// 4级页表+4K的页面，VA_BITS = 48

|63 --- 48|47 --- 39|38 --- 30|29 --- 21|20 --- 12|11 --- 0|
|         |         |         |         |         |-- Page offset (                                   = 4KB  )
|         |         |         |         |------------ Level 3 PTE idx     (512 * 4KB                  = 2MB  )
|         |         |         |---------------------- Level 2 PMD idx     (512 * 512 * 4KB            = 1GB  ) 
|         |         |-------------------------------- Level 1 PUD idx     (512 * 512 * 512 * 4K       = 512GB)
|         |------------------------------------------ Level 0 PGD idx     (512 * 512 * 512 * 512 * 4K = 256TB)
|-- 全1或0

一个疑问

之前写完这篇笔记后，有一个问题一直没有想明白，

在开启MMU之前，CPU是在0x00XX区域进行取指；而在开启MMU后，CPU是在0xFFXX区域进行取指。CPU到底是怎么做到这种切换的呢？MMU怎么会改变CPU发出的地址？它应该只能改变CPU发出地址的映射地址吧？

这个疑问困扰了我很多天，翻阅了大量的资料后，我终于明白是怎么回事了。

这里要牵涉PIC(Position Independent Code)和非PIC汇编代码，在heads.S中，绝大多数代码都是PIC的，只有开启MMU后的一些代码是非PIC的。在开启MMU前，CPU是直接在代码段的物理地址进行取指执行的。因为heads.S开始的代码都是PIC的，因此运行没有问题（此时PC还在0x00XX区域）。当开启MMU后，heads.S就开始执行非PIC的代码。因为代码段在编译链接时已经有了自己的虚拟地址，通过非PIC代码，CPU会跳转到相应的虚拟地址（此时PC跳转到0xFFXX区域）进行取指执行。到这里之后，即使是PIC代码也不会有问题，因为PC已经在0xFFXX区域了。

比如说，br就是一个非PIC的指令，它最终在MMU开启后，将CPU的取指空间切换到了0xFFXX区域（之前都在PC+/- 一定范围内寻指，并且PC也是在0x00XX区域）。关于PIC相关内容，请参考 linux内核链接脚本vmlinux.lds分析（十一）。

bl和adrp都是PIC指令， br是非PIC指令。 adrp还比较特殊，它可以找到当前指令+/- 4GB空间的地址（因此可以处理64位的地址），并且其地址是4KB对齐的（也就是说低12位都是0）。head.S中页表使用的地址都满足这个要求，因此可以用adrp来进行相对地址跳转。

PIC指令

这里简单说说PIC指令是如何工作的，比如bl disable_watchdog这个指令，它其实是获取disable_watchdog地址后，取其最后几位偏移。因为bl disable_watchdog指令和disable_watchdog在同一个区域，因此通过最后这几位偏移就可以和当前pc算出它们的距离，通过这个距离，pc就会跳转到正确的地方。上个例子看看，

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// 0x5fe000d8 - 0x5fe0008c = 0x4C
// PC + 0x8 + 0x44 就可以跳转到 disable_watchdog 了
5fe0008c:    eb000011     bl     5fe000d8 <disable_watchdog>
5fe00090:    e59ff2f8     ldr    pc, [pc, #760]    ; 5fe00390 <_mmu_table_base+0x4>
...
5fe000d8 <disable_watchdog>:
5fe000d8:    e59f02b8     ldr    r0, [pc, #696]    ; 5fe00398 <_mmu_table_base+0xc>
5fe000dc:    e3a01000     mov    r1, #0
5fe000e0:    e5801000     str    r1, [r0]
5fe000e4:    e1a0f00e     mov    pc, lr
...
5fe0038c <_mmu_table_base>:
5fe0038c:    5fe04000     svcpl    0x00e04000
5fe00390:    5fe000d8     svcpl    0x00e000d8

从上面例子可以看出，如果要bl到一个很远的地方，那么CPU就会跳转到一个错误的地方，因为跳转地址的高位和PC的高位不同。根据最后几位偏移不能计算出正确的跳转地址。

参考资料

  1. ARM64的启动过程之（二）：创建启动阶段的页表
  2. ARM64的启动过程之（四）：打开MMU
  3. ARMv8 MMU及Linux页表映射
  4. arm64_linux启动流程分析05_配置内核启动的临时页表
  5. linux内核链接脚本vmlinux.lds分析（十一）
  6. How the ARM32 kernel starts
CATALOG
  1. 1. 上电后发生了什么
  2. 2. Linux内核的入口程序
  3. 3. 页表的创建
    1. 3.1. __create_page_tables Part 1
    2. 3.2. __create_page_tables Part 2
  4. 4. 开启MMU
  5. 5. 实验系统页表布局
  6. 6. 一个疑问
  7. 7. PIC指令
  8. 8. 参考资料
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