文章出自於 trace linux kernel source - ARM - 02
開始跳進去head.S之前，先來了解一下bootloader大略概念，當板子通電，最先被執行到的通常是bootloader，透過它才有機會去改變載入過程例如更換這次使用的kernel image或者是選擇要用tftp download kernel image，還是從flash上的某個image跑起來，由於kernel本身也對自己所處的環境一無所知，為了讓單純起見，因此linux也有限制bootloader必須在進入到kernel之前必須設置好的狀態，例如：
1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
4. mmu off
5. I&D cache off
如此一來kernel就可以在已知的狀態，去預先規定好的暫存器拿資料，有了以上的概念有助於看head.S。
我們首先來看一開始的程式碼進入點
114 start:
115 .type start,#function
116 .rept 8
117 mov r0, r0
118 .endr
119
120 b 1f
121 .word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader
122 .word start @ absolute load/run zImage address
123 .word _edata @ zImage end address
124 1: mov r7, r1 @ save architecture ID
125 mov r8, r2 @ save atags pointer
line 116~118, rept = repeat, endr = end of repeat, 意思是將move r0, r0的程式碼重複八次，也就是說build成kernel image的時候這邊一開始的code會有8個指令都在作『move r0, r0』的事情，很怪!!還看不出是做什麼的。可能之後會看到如何被運用。(有些文章寫說是作出中斷向量表的空間，我們這邊先不預先作猜測~)line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。line 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情：
1) init.S執行的過程中，始終沒有用到r1, r2，那r1, r2的資料到底放著什麼東西?
2) 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel
原來!! r1, r2就是bootloader準備好的。 這讓我想到一個問題，假設我們不想跑bootloader，是不是可以寫一小段程式碼，直接將狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??line 121~123, 純粹將一些資訊記住，.start就是 kernel 起始位置，這邊看起來是忽略掉init.S和initrd.S佔去的位置，直接將.start這個section當成kernel image的開始起點。接著繼續往下看(我們預設arch已經超過v2，現在應該大多是v4以上)
133 mrs r2, cpsr @ get current mode
134 tst r2, #3 @ not user?
135 bne not_angel
136 mov r0, #0x17 @ angel_SWIreason_EnterSVC
137 swi 0x123456 @ angel_SWI_ARM
138 not_angel:
139 mrs r2, cpsr @ turn off interrupts to
140 orr r2, r2, #0xc0 @ prevent angel from running
141 msr cpsr_c, r2
line 133, mrs 是特殊用來讀取cpsr和spsr暫存器裡頭紀錄processor模式值的指令，這兩個reg是用來控制和表示processor目前狀態的。
line 134, tst = test, 看看r2是不是等於3。
line 135, r2不等於3的話就跳到 not_angel 這個地方開始執行，記得以前有個angelboot可以用來boot armlinux，應該是angelboot會特別跑在3這個mode。line 136, 137, 用來觸發angelboot裡頭的swi的function，作用應該是要切回去SVC mode。SVC mode是一開始ARM processor預設執行模式。line 139~141, 用來關掉interrupt，避免被中斷booting的過程。因為目前沒有處理中斷的函式和環境，中斷萬一觸發可能無法處理。
程式繼續往下跑
157 adr r0, LC0
158 ldmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
159 subs r0, r0, r1 @ calculate the delta offset
160
161 @ if delta is zero, we are
162 beq not_relocated @ running at the address we
163 @ were linked at.
288 .type LC0, #object
289 LC0: .word LC0 @ r1
290 .word __bss_start @ r2
291 .word _end @ r3
292 .word zreladdr @ r4
293 .word _start @ r5
294 .word _got_start @ r6
295 .word _got_end @ ip
296 .word user_stack+4096 @ sp
297 LC1: .word reloc_end - reloc_start
298 .size LC0, . - LC0
line 157, 將LC0的位址當作值放到r0。line 158, 從r0指到的位址開始，將值依序讀到r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp, 其中 ip=r12, sp=r13
line 159, 將r0-r1，這邊的意思是說，r0是真正被載入到記憶體上的address,r1是被compile完就已經決定好的位址(也就是line 289中LC0這個symbole的address)，兩個相減，剛好可以算出『compile好』跟『被load到位址』之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。line 162, 如果相減等於0，表示載入的位址和complie好的位址是一樣的，那程式碼就可以被直接執行，要是不為0的話，表示compile本來以為這些執行碼會被放到 r1 的位址，可是卻被放到r0的位址去，這樣一來，有一些預先compile好的程式碼，可以會找不到一些symbol的所在位置，因為整個image被load到不對的offset的地方。那...怎麼辦勒??往下看
172 add r5, r5, r0
173 add r6, r6, r0
174 add ip, ip, r0
202 1: ldr r1, [r6, #0] @ relocate entries in the GOT
203 cmp r1, r2 @ entry < bss_start
204 cmphs r3, r1 @ _end < entry
205 addlo r1, r1, r0 @ table. This fixes up the
206 str r1, [r6], #4 @ C references.
207 cmp r6, ip
208 blo 1b
line 172~174, 將r0這個offset，加到r5, r6, ip,也就是r5=zImage base address, r6=GOT start, ip=GOT end. GOT全名是global offset table, 它是ELF format執行檔裡面用來放一些和位址無關的code的地方。詳細的東西可以參照http://www.itee.uq.edu.au/~emmerik/elf.html。總之，可以看得出來我們將一些位址加上了offset，因為我們載入的位置跟原本執行碼所預期的位址不同，因此必須做一些relocate的動作，若是不做的話，很可能程式碼會拿到不對的資料，或是jump到錯誤的地方執行。line 202~208, r1指向GOT table start，將GOT table start到bss區塊之前的資料都作relocate。line 203, 204,應該是用來避免r1指到bss區塊。關於BSS也必須參考ELF format的東西, BSS是用來放置，未經初始化的變數的地方。以上，我們發現kernel意識到自己被載入到某個地方，並且查看被載入到的地方是不是和compile time決定一樣，不一樣的話，自己手動修改一些需要做offset的資訊，等於是手動作relocate的事情，這樣一來linux kernel才可以被放到memory中的許多地方都可以被執行起來。
接著繼續trace
211 not_relocated: mov r0, #0
212 1: str r0, [r2], #4 @ clear bss
213 str r0, [r2], #4
214 str r0, [r2], #4
215 str r0, [r2], #4
216 cmp r2, r3
217 blo 1b
218
224 bl cache_on
上面trace到kernel做了一些判斷，如果被載入的位址和compile time決定的位址不同，就會自己做relocate的動作，將一些ELF binary的特定pointer和value加上offset。那做完初步的relocate之後要做什麼?
line 212~215, 都是做store的動作，把r0存到r2所指到的位址，做完之後r2=r2+4。r2= bss start的位址. 換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。lin3 216, 217, 確認一下是不是到了bss的底部,不到底部的話，jump到line 212繼續做搬移的動作。line 224, 做完bss初始化，jump cache_on
328 cache_on: mov r3, #8 @ cache_on function
329 b call_cache_fn
537 call_cache_fn: adr r12, proc_types
539 mrc p15, 0, r6, c0, c0 @ get processor ID
543 1: ldr r1, [r12, #0] @ get value
544 ldr r2, [r12, #4] @ get mask
545 eor r1, r1, r6 @ (real ^ match)
546 tst r1, r2 @ & mask
547 addeq pc, r12, r3 @ call cache function
548 add r12, r12, #4*5
549 b 1b
line 328, 將r3填入8, 不知道r3會拿做什麼用，繼續看。
line 329, jump到call_cache_fn。
line 537, 將proc_types的位址讀到r12。
line 539, 將coprocessor裡頭的CPU id讀出來放到r6
line 543, 544, 將r12所指到的第一個位址的資料放到r1, offset 4bytes的資料放到r2，我們可以先觀察一下proc_types的長相(如下)
566 proc_types:
567 .word 0x41560600 @ ARM6/610
568 .word 0xffffffe0
569 b __arm6_mmu_cache_off @ works, but slow
570 b __arm6_mmu_cache_off
571 mov pc, lr
......
640 .word 0x00050000 @ ARMv5TE
641 .word 0x000f0000
642 b __armv4_mmu_cache_on
643 b __armv4_mmu_cache_off
644 b __armv4_mmu_cache_flush
註解上面寫了很多arm的家族的名稱，例如arm 6, armv5te等等，而且不難發現都是先兩個.word，然後跟著三個『b xxxx_cache_xxx』，感覺很像是一組一組的資料。line 545, 546, 將r6裡頭的CPU ID和讀出來的r1做exclusive OR，並且取mask，看看是否相等，相等的話，就將pc設定r12+r3。換句話說，就是用CPU ID去確認值是否相等，值相等的話，就jump到r12+r3的位址。line 548, 549, 不相等的話，就把r12加上5x4byte的offset跳回去繼續找。
整理一下，這邊的程式碼就是去proc_types的地方，比對CPU ID，比對成功的話，就呼叫該筆資料裡面的cache function，至於呼叫第幾個function，就由r3控制，那所有CPU對應到的data structure就從proc_types開始。以ARMv5TE來說，r3=8，就剛好是cache_on的function。所以我們知道如果我自己發明了一個新的ARM CPU，也弄了一個新的id，這邊就需要修改出相對應的CPU的infomation，不然可能會找不到CPU ID。
到這邊我們，找到了CPU對應的cache on的function，必且要準備呼叫它。
接著開始首先我們偷看一下code，line 226, 將sp的值放到r1。line 227 將sp的值加上0x10000放到sp。為什麼kernel之前花了一些功夫將自己relocate到某個位置之後，要把cache打開，然後要開始對stack pointer(sp)做動作？目前還看不出來，所以接著trace下去。line 238，比較r4和r2的值，r4的值從line 158載入之後就一直沒被用到過，這個值是從一些makefile或是被makefile include進來的，然後在linking time的時候會被帶入，每個平台不一定一樣，通常你可到./arch/arm/mach-xxx/Makefile.boot去設定，這個值是用來指定 kernel應該要被load到哪個位址上面執行。以omap1來說，
zreladdr-y := 0x10008000
就是表示kernel會被載入到 0x10008000 的地方。這邊將r2和r4比較的用意是看看sp+0x10000之後會不會超過zreladdr的位置，應該是怕stack爆掉了會蓋到kernel的地方。(記住我們現在的kernel其實還在壓縮狀態，zreladdr是指解壓縮完要開始執行的狀態。）line238~line243, 比較了r4和r2，假如不會蓋到，就會跳到wont_overwrite去執行，假如會蓋到，就看目前sp到之後解壓縮image位址之間的距離有沒有比 image四倍的大小來得大，假如有，表示空間還夠用，還是可以跳去wont_overwrite去，假如不到四倍大，就跑到line 262去把kernel搬到遠一點的地方，試看看能不能正常boot起來，line262先不做解釋，一般來說位址設錯的話，這邊的correction 失敗的機率還是很大，著眼在correction的意義不大。所以我們就直接跳去wont_overwrite吧！
226 mov r1, sp @ malloc space above stack
227 add r2, sp, #0x10000 @ 64k max
238 cmp r4, r2
239 bhs wont_overwrite
240 sub r3, sp, r5 @ > compressed kernel size
241 add r0, r4, r3, lsl #2 @ allow for 4x expansion
242 cmp r0, r5
243 bls wont_overwrite
244
245 mov r5, r2 @ decompress after malloc space
246 mov r0, r5
247 mov r3, r7
248 bl decompress_kernel
249
250 add r0, r0, #127 + 128 @ alignment + stack
251 bic r0, r0, #127 @ align the kernel length
跳到wont_overwrite之後，當然就是要開始把kernel解壓縮，line 283,把r4搬到r0,r4就是我們剛剛說的kernel被解壓縮之後的位址。（也就是解完之後應該要執行的位置）line 284,把r7搬到r3,r7從一開始讀進來之後，也沒用過，理論上是architecture ID。line 285,是跳到decompress_kernel，這邊我們發現decompress_kernel是被定義在misc.c檔，所以這是第一次從 assembly code跳到c code的地方。這樣一來我們就知道原來剛剛要把cache打開和設定好sp的用意，原來就是為了要執行c code，因為c的程式碼有固定的執行方式，會需要用到sp，這部份可以參考『procedure call standard for the ARM architecture』，這也是r4和r7被搬到r0, r3的原因，因為r0~r3是用來傳遞C function的參數用的，r0就是arg0, r1=arg1, etc.
283 wont_overwrite: mov r0, r4
284 mov r3, r7
285 bl decompress_kernel
286 b call_kernel
偷看misc.c
346 decompress_kernel(ulg output_start, ulg free_mem_ptr_p, ulg free_mem_ptr, int arch_id)
果然r0~r3就是的參數。
由於解壓縮不是我們的重點沒有trace假設一切都順利decompress_kernel結束後我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置line 286,會jump到call_kernel，如下:
516 call_kernel: bl cache_clean_flush
517 bl cache_off
518 mov r0, #0 @ must be zero
519 mov r1, r7 @ restore architecture number
520 mov r2, r8 @ restore atags pointer
521 mov pc, r4 @ call kernel
line 516, flush cache
line 517, 關掉 cacheline 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
line 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。到這邊我們終於結束head.S的工作，解壓縮並且跳到另外一個object code的開始。跳到解壓縮的開始位置，究竟會進入哪一個function？
1. r0 = 0
2. r1 = architecture ID
3. r2 = atag list
4. mmu off
5. I&D cache off
如此一來kernel就可以在已知的狀態，去預先規定好的暫存器拿資料，有了以上的概念有助於看head.S。
我們首先來看一開始的程式碼進入點
114 start:
115 .type start,#function
116 .rept 8
117 mov r0, r0
118 .endr
119
120 b 1f
121 .word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader
122 .word start @ absolute load/run zImage address
123 .word _edata @ zImage end address
124 1: mov r7, r1 @ save architecture ID
125 mov r8, r2 @ save atags pointer
line 116~118, rept = repeat, endr = end of repeat, 意思是將move r0, r0的程式碼重複八次，也就是說build成kernel image的時候這邊一開始的code會有8個指令都在作『move r0, r0』的事情，很怪!!還看不出是做什麼的。可能之後會看到如何被運用。(有些文章寫說是作出中斷向量表的空間，我們這邊先不預先作猜測~)line 120, branch到1的地方，f是指forward的方式找branch。line 124, 125, 分別將r1, r2的資料丟到r7, r8存起來，回想兩件事情：
1) init.S執行的過程中，始終沒有用到r1, r2，那r1, r2的資料到底放著什麼東西?
2) 一開始我們提到，bootloader會預先設定好狀態才跳到kernel
原來!! r1, r2就是bootloader準備好的。 這讓我想到一個問題，假設我們不想跑bootloader，是不是可以寫一小段程式碼，直接將狀態設置好，就直接進入linux kernel呢??line 121~123, 純粹將一些資訊記住，.start就是 kernel 起始位置，這邊看起來是忽略掉init.S和initrd.S佔去的位置，直接將.start這個section當成kernel image的開始起點。接著繼續往下看(我們預設arch已經超過v2，現在應該大多是v4以上)
133 mrs r2, cpsr @ get current mode
134 tst r2, #3 @ not user?
135 bne not_angel
136 mov r0, #0x17 @ angel_SWIreason_EnterSVC
137 swi 0x123456 @ angel_SWI_ARM
138 not_angel:
139 mrs r2, cpsr @ turn off interrupts to
140 orr r2, r2, #0xc0 @ prevent angel from running
141 msr cpsr_c, r2
line 133, mrs 是特殊用來讀取cpsr和spsr暫存器裡頭紀錄processor模式值的指令，這兩個reg是用來控制和表示processor目前狀態的。
line 134, tst = test, 看看r2是不是等於3。
line 135, r2不等於3的話就跳到 not_angel 這個地方開始執行，記得以前有個angelboot可以用來boot armlinux，應該是angelboot會特別跑在3這個mode。line 136, 137, 用來觸發angelboot裡頭的swi的function，作用應該是要切回去SVC mode。SVC mode是一開始ARM processor預設執行模式。line 139~141, 用來關掉interrupt，避免被中斷booting的過程。因為目前沒有處理中斷的函式和環境，中斷萬一觸發可能無法處理。
程式繼續往下跑
157 adr r0, LC0
158 ldmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp}
159 subs r0, r0, r1 @ calculate the delta offset
160
161 @ if delta is zero, we are
162 beq not_relocated @ running at the address we
163 @ were linked at.
288 .type LC0, #object
289 LC0: .word LC0 @ r1
290 .word __bss_start @ r2
291 .word _end @ r3
292 .word zreladdr @ r4
293 .word _start @ r5
294 .word _got_start @ r6
295 .word _got_end @ ip
296 .word user_stack+4096 @ sp
297 LC1: .word reloc_end - reloc_start
298 .size LC0, . - LC0
line 157, 將LC0的位址當作值放到r0。line 158, 從r0指到的位址開始，將值依序讀到r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, sp, 其中 ip=r12, sp=r13
line 159, 將r0-r1，這邊的意思是說，r0是真正被載入到記憶體上的address,r1是被compile完就已經決定好的位址(也就是line 289中LC0這個symbole的address)，兩個相減，剛好可以算出『compile好』跟『被load到位址』之間的offset，這樣做有什麼意義? 繼續往下看。line 162, 如果相減等於0，表示載入的位址和complie好的位址是一樣的，那程式碼就可以被直接執行，要是不為0的話，表示compile本來以為這些執行碼會被放到 r1 的位址，可是卻被放到r0的位址去，這樣一來，有一些預先compile好的程式碼，可以會找不到一些symbol的所在位置，因為整個image被load到不對的offset的地方。那...怎麼辦勒??往下看
172 add r5, r5, r0
173 add r6, r6, r0
174 add ip, ip, r0
202 1: ldr r1, [r6, #0] @ relocate entries in the GOT
203 cmp r1, r2 @ entry < bss_start
204 cmphs r3, r1 @ _end < entry
205 addlo r1, r1, r0 @ table. This fixes up the
206 str r1, [r6], #4 @ C references.
207 cmp r6, ip
208 blo 1b
line 172~174, 將r0這個offset，加到r5, r6, ip,也就是r5=zImage base address, r6=GOT start, ip=GOT end. GOT全名是global offset table, 它是ELF format執行檔裡面用來放一些和位址無關的code的地方。詳細的東西可以參照http://www.itee.uq.edu.au/~emmerik/elf.html。總之，可以看得出來我們將一些位址加上了offset，因為我們載入的位置跟原本執行碼所預期的位址不同，因此必須做一些relocate的動作，若是不做的話，很可能程式碼會拿到不對的資料，或是jump到錯誤的地方執行。line 202~208, r1指向GOT table start，將GOT table start到bss區塊之前的資料都作relocate。line 203, 204,應該是用來避免r1指到bss區塊。關於BSS也必須參考ELF format的東西, BSS是用來放置，未經初始化的變數的地方。以上，我們發現kernel意識到自己被載入到某個地方，並且查看被載入到的地方是不是和compile time決定一樣，不一樣的話，自己手動修改一些需要做offset的資訊，等於是手動作relocate的事情，這樣一來linux kernel才可以被放到memory中的許多地方都可以被執行起來。
接著繼續trace
211 not_relocated: mov r0, #0
212 1: str r0, [r2], #4 @ clear bss
213 str r0, [r2], #4
214 str r0, [r2], #4
215 str r0, [r2], #4
216 cmp r2, r3
217 blo 1b
218
224 bl cache_on
上面trace到kernel做了一些判斷，如果被載入的位址和compile time決定的位址不同，就會自己做relocate的動作，將一些ELF binary的特定pointer和value加上offset。那做完初步的relocate之後要做什麼?
line 212~215, 都是做store的動作，把r0存到r2所指到的位址，做完之後r2=r2+4。r2= bss start的位址. 換句話說，開始將bss裡頭的值都初始化成0。lin3 216, 217, 確認一下是不是到了bss的底部,不到底部的話，jump到line 212繼續做搬移的動作。line 224, 做完bss初始化，jump cache_on
328 cache_on: mov r3, #8 @ cache_on function
329 b call_cache_fn
537 call_cache_fn: adr r12, proc_types
539 mrc p15, 0, r6, c0, c0 @ get processor ID
543 1: ldr r1, [r12, #0] @ get value
544 ldr r2, [r12, #4] @ get mask
545 eor r1, r1, r6 @ (real ^ match)
546 tst r1, r2 @ & mask
547 addeq pc, r12, r3 @ call cache function
548 add r12, r12, #4*5
549 b 1b
line 328, 將r3填入8, 不知道r3會拿做什麼用，繼續看。
line 329, jump到call_cache_fn。
line 537, 將proc_types的位址讀到r12。
line 539, 將coprocessor裡頭的CPU id讀出來放到r6
line 543, 544, 將r12所指到的第一個位址的資料放到r1, offset 4bytes的資料放到r2，我們可以先觀察一下proc_types的長相(如下)
566 proc_types:
567 .word 0x41560600 @ ARM6/610
568 .word 0xffffffe0
569 b __arm6_mmu_cache_off @ works, but slow
570 b __arm6_mmu_cache_off
571 mov pc, lr
......
640 .word 0x00050000 @ ARMv5TE
641 .word 0x000f0000
642 b __armv4_mmu_cache_on
643 b __armv4_mmu_cache_off
644 b __armv4_mmu_cache_flush
註解上面寫了很多arm的家族的名稱，例如arm 6, armv5te等等，而且不難發現都是先兩個.word，然後跟著三個『b xxxx_cache_xxx』，感覺很像是一組一組的資料。line 545, 546, 將r6裡頭的CPU ID和讀出來的r1做exclusive OR，並且取mask，看看是否相等，相等的話，就將pc設定r12+r3。換句話說，就是用CPU ID去確認值是否相等，值相等的話，就jump到r12+r3的位址。line 548, 549, 不相等的話，就把r12加上5x4byte的offset跳回去繼續找。
整理一下，這邊的程式碼就是去proc_types的地方，比對CPU ID，比對成功的話，就呼叫該筆資料裡面的cache function，至於呼叫第幾個function，就由r3控制，那所有CPU對應到的data structure就從proc_types開始。以ARMv5TE來說，r3=8，就剛好是cache_on的function。所以我們知道如果我自己發明了一個新的ARM CPU，也弄了一個新的id，這邊就需要修改出相對應的CPU的infomation，不然可能會找不到CPU ID。
到這邊我們，找到了CPU對應的cache on的function，必且要準備呼叫它。
接著開始首先我們偷看一下code，line 226, 將sp的值放到r1。line 227 將sp的值加上0x10000放到sp。為什麼kernel之前花了一些功夫將自己relocate到某個位置之後，要把cache打開，然後要開始對stack pointer(sp)做動作？目前還看不出來，所以接著trace下去。line 238，比較r4和r2的值，r4的值從line 158載入之後就一直沒被用到過，這個值是從一些makefile或是被makefile include進來的，然後在linking time的時候會被帶入，每個平台不一定一樣，通常你可到./arch/arm/mach-xxx/Makefile.boot去設定，這個值是用來指定 kernel應該要被load到哪個位址上面執行。以omap1來說，
zreladdr-y := 0x10008000
就是表示kernel會被載入到 0x10008000 的地方。這邊將r2和r4比較的用意是看看sp+0x10000之後會不會超過zreladdr的位置，應該是怕stack爆掉了會蓋到kernel的地方。(記住我們現在的kernel其實還在壓縮狀態，zreladdr是指解壓縮完要開始執行的狀態。）line238~line243, 比較了r4和r2，假如不會蓋到，就會跳到wont_overwrite去執行，假如會蓋到，就看目前sp到之後解壓縮image位址之間的距離有沒有比 image四倍的大小來得大，假如有，表示空間還夠用，還是可以跳去wont_overwrite去，假如不到四倍大，就跑到line 262去把kernel搬到遠一點的地方，試看看能不能正常boot起來，line262先不做解釋，一般來說位址設錯的話，這邊的correction 失敗的機率還是很大，著眼在correction的意義不大。所以我們就直接跳去wont_overwrite吧！
226 mov r1, sp @ malloc space above stack
227 add r2, sp, #0x10000 @ 64k max
238 cmp r4, r2
239 bhs wont_overwrite
240 sub r3, sp, r5 @ > compressed kernel size
241 add r0, r4, r3, lsl #2 @ allow for 4x expansion
242 cmp r0, r5
243 bls wont_overwrite
244
245 mov r5, r2 @ decompress after malloc space
246 mov r0, r5
247 mov r3, r7
248 bl decompress_kernel
249
250 add r0, r0, #127 + 128 @ alignment + stack
251 bic r0, r0, #127 @ align the kernel length
跳到wont_overwrite之後，當然就是要開始把kernel解壓縮，line 283,把r4搬到r0,r4就是我們剛剛說的kernel被解壓縮之後的位址。（也就是解完之後應該要執行的位置）line 284,把r7搬到r3,r7從一開始讀進來之後，也沒用過，理論上是architecture ID。line 285,是跳到decompress_kernel，這邊我們發現decompress_kernel是被定義在misc.c檔，所以這是第一次從 assembly code跳到c code的地方。這樣一來我們就知道原來剛剛要把cache打開和設定好sp的用意，原來就是為了要執行c code，因為c的程式碼有固定的執行方式，會需要用到sp，這部份可以參考『procedure call standard for the ARM architecture』，這也是r4和r7被搬到r0, r3的原因，因為r0~r3是用來傳遞C function的參數用的，r0就是arg0, r1=arg1, etc.
283 wont_overwrite: mov r0, r4
284 mov r3, r7
285 bl decompress_kernel
286 b call_kernel
偷看misc.c
346 decompress_kernel(ulg output_start, ulg free_mem_ptr_p, ulg free_mem_ptr, int arch_id)
果然r0~r3就是的參數。
由於解壓縮不是我們的重點沒有trace假設一切都順利decompress_kernel結束後我們就得到一個解壓縮完的kernel放在r4指向的位置line 286,會jump到call_kernel，如下:
516 call_kernel: bl cache_clean_flush
517 bl cache_off
518 mov r0, #0 @ must be zero
519 mov r1, r7 @ restore architecture number
520 mov r2, r8 @ restore atags pointer
521 mov pc, r4 @ call kernel
line 516, flush cache
line 517, 關掉 cacheline 518~520,將r0, r1, r2分別填值。
line 521,將program counter指到r4，也就是解壓縮的kernel的一開頭。到這邊我們終於結束head.S的工作，解壓縮並且跳到另外一個object code的開始。跳到解壓縮的開始位置，究竟會進入哪一個function？
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