BL1 초기화와 BL2 인증 진입 | Trusted Firmware-A

QUESTION

BL1 초기화와 BL2 인증 진입 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

BL1은 ROM에 가까운 신뢰 시작점이다. 아직 동적 서비스가 없는 시점에 어떤 memory와 device를 믿고 BL2 image 정보를 만드는지 확인한다.

BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.

STRUCTURE

객체와 주소가 놓이는 구조

그림 1. BL1 초기화와 BL2 인증 진입에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01BL1 trusted SRAM

02BL2 image_info

03entry_point_info

04CPU context

INVARIANT

BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다.

image_info_t / entry_point_info_t를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.

CALL PATH

실행 흐름

그림 2. 정상 경로의 주요 호출과 상태 전달

reset vector

bl1_main

platform setup

BL2 load/auth

BL2 entry

화살표는 단순 호출 순서만 뜻하지 않는다. 각 단계가 성공을 반환할 때 다음 단계가 읽을 수 있는 상태가 무엇인지 함께 확인한다. 오류 반환이 발생하면 바로 다음 화살표로 진행하지 않고 해당 단계의 정리 경로를 따라간다.

STATE LEDGER

단계별 입력과 출력

호출 순서를 함수 이름으로만 외우지 않고, 각 단계가 무엇을 받아 무엇을 공개하는지 적은 표다. 실제 소스에서 생산 필드가 다르면 표를 고치는 방식으로 사용한다.

#	단계	진입 시 신뢰할 상태	성공 뒤 남아야 할 상태	다음 소비자
01	`reset vector`	secure reset context at EL3	BL1 trusted SRAM	bl1_main
02	`bl1_main`	reset vector 완료 상태	BL2 image_info	platform setup
03	`platform setup`	bl1_main 완료 상태	entry_point_info	BL2 load/auth
04	`BL2 load/auth`	platform setup 완료 상태	CPU context	BL2 entry
05	`BL2 entry`	BL2 load/auth 완료 상태	CPU context	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다. 한 단계의 출력이 다음 단계의 입력 조건을 만족하지 않으면 오류가 실제로 드러난 위치보다 앞의 생산 단계부터 조사한다.

VISUAL WALKTHROUGH

주소와 객체의 이동을 그림으로 읽기

아래 그림은 호출 이름보다 주소, 객체 수명과 handoff 경계를 먼저 볼 수 있도록 구성했다. 실제 주소와 크기는 사용 중인 보드의 bdinfo, map과 linker symbol을 대입한다.

그림 3. BL1 초기화와 BL2 인증 진입의 실행 순서

각 칸은 제어권이 다음 단계로 넘어가기 전에 확정되어야 하는 상태를 나타낸다.

01reset vector

02bl1_main

03platform setup

04BL2 load/auth

05BL2 entry

그림 4. BL1이 사용하는 trusted SRAM

크기는 개념 비율이다. 실제 시작·끝 주소는 platform map과 linker symbol로 대조한다.

높은 주소↓ 주소 감소

BL1 code/rodatareset 뒤 실행 중

BL1 data/BSS초기 trusted state

BL1 stack현재 EL3 stack

BL2 destination인증 후 실행할 image

free trusted SRAMplatform limit 안쪽

낮은 주소예약 cursor 진행 방향

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 Trusted Firmware-A LTS 2.14.3의 bl1/bl1_main.c에서 26-114줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commitf5e765a3443fe21154aa908228e75ee2600085f6symbolvoid __no_pauth bl1_main(void)

26#include <lib/utils.h>
27#include <plat/common/platform.h>
28#include <smccc_helpers.h>
29#include <tools_share/uuid.h>
30
31#include "bl1_private.h"
32
33static void bl1_load_bl2(void);
34
35#if ENABLE_PAUTH
36uint64_t bl1_apiakey[2];
37#endif
38
39#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION
40	PMF_REGISTER_SERVICE(bl_svc, PMF_RT_INSTR_SVC_ID,
41		BL_TOTAL_IDS, PMF_DUMP_ENABLE)
42#endif
43
44/*******************************************************************************
45 * Setup function for BL1.
46 * Also perform late architectural and platform specific initialization.
47 * It also queries the platform to load and run next BL image. Only called
48 * by the primary cpu after a cold boot.
49 ******************************************************************************/
50void __no_pauth bl1_main(void)
51{
52	unsigned int image_id;
53
54	/* Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled */
55	plat_setup_early_console();
56
57	/* Perform early platform-specific setup */
58	bl1_early_platform_setup();
59
60	/* Perform late platform-specific setup */
61	bl1_plat_arch_setup();
62
63	/* Init registers that don't get contexted */
64	cm_manage_extensions_el3(plat_my_core_pos());
65
66	/* When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context. */
67#if !BL2_RUNS_AT_EL3
68	/* Init per-world context registers. */
69	cm_manage_extensions_per_world();
70#endif
71
72#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION
73	PMF_CAPTURE_TIMESTAMP(bl_svc, BL1_ENTRY, PMF_CACHE_MAINT);
74#endif
75
76	/* Announce our arrival */
77	NOTICE(FIRMWARE_WELCOME_STR);
78	NOTICE("BL1: %s\n", build_version_string);
79	NOTICE("BL1: %s\n", build_message);
80
81	INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);
82
83	print_errata_status();
84
85#if ENABLE_ASSERTIONS
86	u_register_t val;
87	/*
88	 * Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on
89	 */
90#ifdef __aarch64__
91	val = read_sctlr_el3();
92#else
93	val = read_sctlr();
94#endif
95	assert((val & SCTLR_M_BIT) != 0);
96	assert((val & SCTLR_C_BIT) != 0);
97	assert((val & SCTLR_I_BIT) != 0);
98	/*
99	 * Check that Cache Writeback Granule (CWG) in CTR_EL0 matches the
100	 * provided platform value
101	 */
102	val = (read_ctr_el0() >> CTR_CWG_SHIFT) & CTR_CWG_MASK;
103	/*
104	 * If CWG is zero, then no CWG information is available but we can
105	 * at least check the platform value is less than the architectural
106	 * maximum.
107	 */
108	if (val != 0)
109		assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE == SIZE_FROM_LOG2_WORDS(val));
110	else
111		assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE <= MAX_CACHE_LINE_SIZE);
112#endif /* ENABLE_ASSERTIONS */
113
114	/* Perform remaining generic architectural setup from EL3 */

LINE BY LINE

26-114줄 해설

원본에 보이는 모든 줄을 순서대로 설명한다. 빈 줄도 block 경계로 남겨, 코드와 설명의 위치가 어긋나지 않게 했다.

26#include <lib/utils.h>

#include 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

27#include <plat/common/platform.h>

28#include <smccc_helpers.h>

29#include <tools_share/uuid.h>

30(빈 줄)

#include <tools_share/uuid.h>까지의 동작과 #include "bl1_private.h"에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

31#include "bl1_private.h"

32(빈 줄)

#include "bl1_private.h"까지의 동작과 static void bl1_load_bl2(void);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

33static void bl1_load_bl2(void);

bl1_load_bl2(void)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

34(빈 줄)

static void bl1_load_bl2(void);까지의 동작과 #if ENABLE_PAUTH에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

35#if ENABLE_PAUTH

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

36uint64_t bl1_apiakey[2];

원본 36번 줄의 uint64_t bl1_apiakey[2];는 앞의 #if ENABLE_PAUTH 결과를 받아 다음 #endif로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

37#endif

#endif 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

38(빈 줄)

#endif까지의 동작과 #if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

39#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION

40PMF_REGISTER_SERVICE(bl_svc, PMF_RT_INSTR_SVC_ID,

PMF_REGISTER_SERVICE(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

41BL_TOTAL_IDS, PMF_DUMP_ENABLE)

원본 41번 줄의 BL_TOTAL_IDS, PMF_DUMP_ENABLE)는 앞의 PMF_REGISTER_SERVICE(bl_svc, PMF_RT_INSTR_SVC_ID, 결과를 받아 다음 #endif로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

42#endif

43(빈 줄)

#endif까지의 동작과 /*******************************************************************************에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

44/*******************************************************************************

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

45* Setup function for BL1.

원본 주석이 'Setup function for BL1.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

46* Also perform late architectural and platform specific initialization.

원본 주석이 'Also perform late architectural and platform specific initialization.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

47* It also queries the platform to load and run next BL image. Only called

원본 주석이 'It also queries the platform to load and run next BL image. Only called'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

48* by the primary cpu after a cold boot.

원본 주석이 'by the primary cpu after a cold boot.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

49******************************************************************************/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

50void __no_pauth bl1_main(void)

bl1_main 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, secure reset context at EL3에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

51{

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 image_info_t / entry_point_info_t의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

52unsigned int image_id;

unsigned int image_id를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 image_info_t / entry_point_info_t를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure reset context at EL3를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

53(빈 줄)

unsigned int image_id;까지의 동작과 /* Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

54/* Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled */

원본 주석이 'Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

55plat_setup_early_console();

plat_setup_early_console(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

56(빈 줄)

plat_setup_early_console();까지의 동작과 /* Perform early platform-specific setup */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

57/* Perform early platform-specific setup */

원본 주석이 'Perform early platform-specific setup'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

58bl1_early_platform_setup();

bl1_early_platform_setup(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

59(빈 줄)

bl1_early_platform_setup();까지의 동작과 /* Perform late platform-specific setup */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

60/* Perform late platform-specific setup */

원본 주석이 'Perform late platform-specific setup'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

61bl1_plat_arch_setup();

bl1_plat_arch_setup(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

62(빈 줄)

bl1_plat_arch_setup();까지의 동작과 /* Init registers that don't get contexted */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

63/* Init registers that don't get contexted */

원본 주석이 'Init registers that don't get contexted'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

64cm_manage_extensions_el3(plat_my_core_pos());

plat_my_core_pos())를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

65(빈 줄)

cm_manage_extensions_el3(plat_my_core_pos());까지의 동작과 /* When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context. */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

66/* When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context. */

원본 주석이 'When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

67#if !BL2_RUNS_AT_EL3

68/* Init per-world context registers. */

원본 주석이 'Init per-world context registers.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

69cm_manage_extensions_per_world();

cm_manage_extensions_per_world(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

70#endif

71(빈 줄)

72#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION

73PMF_CAPTURE_TIMESTAMP(bl_svc, BL1_ENTRY, PMF_CACHE_MAINT);

PMF_CAPTURE_TIMESTAMP(bl_svc, BL1_ENTRY, PMF_CACHE_MAINT)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

74#endif

75(빈 줄)

#endif까지의 동작과 /* Announce our arrival */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

76/* Announce our arrival */

원본 주석이 'Announce our arrival'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

77NOTICE(FIRMWARE_WELCOME_STR);

NOTICE(FIRMWARE_WELCOME_STR)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

78NOTICE("BL1: %s\n", build_version_string);

NOTICE("BL1: %s\n", build_version_string)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

79NOTICE("BL1: %s\n", build_message);

NOTICE("BL1: %s\n", build_message)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

80(빈 줄)

NOTICE("BL1: %s\n", build_message);까지의 동작과 INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

81INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);

INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

82(빈 줄)

INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);까지의 동작과 print_errata_status();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

83print_errata_status();

print_errata_status(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

84(빈 줄)

print_errata_status();까지의 동작과 #if ENABLE_ASSERTIONS에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

85#if ENABLE_ASSERTIONS

86u_register_t val;

원본 86번 줄의 u_register_t val;는 앞의 #if ENABLE_ASSERTIONS 결과를 받아 다음 /*로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

87/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

88* Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on

원본 주석이 'Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

89*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

90#ifdef __aarch64__

#ifdef 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

91val = read_sctlr_el3();

val에 read_sctlr_el3()를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

92#else

#else 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

93val = read_sctlr();

val에 read_sctlr()를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

94#endif

95assert((val & SCTLR_M_BIT) != 0);

assert((val & SCTLR_M_BIT) !에 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

96assert((val & SCTLR_C_BIT) != 0);

assert((val & SCTLR_C_BIT) !에 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

97assert((val & SCTLR_I_BIT) != 0);

assert((val & SCTLR_I_BIT) !에 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

98/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

99* Check that Cache Writeback Granule (CWG) in CTR_EL0 matches the

원본 주석이 'Check that Cache Writeback Granule (CWG) in CTR_EL0 matches the'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

100* provided platform value

원본 주석이 'provided platform value'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

101*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

102val = (read_ctr_el0() >> CTR_CWG_SHIFT) & CTR_CWG_MASK;

val에 (read_ctr_el0() >> CTR_CWG_SHIFT) & CTR_CWG_MASK를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

103/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

104* If CWG is zero, then no CWG information is available but we can

원본 주석이 'If CWG is zero, then no CWG information is available but we can'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

105* at least check the platform value is less than the architectural

원본 주석이 'at least check the platform value is less than the architectural'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

106* maximum.

원본 주석이 'maximum.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

107*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

108if (val != 0)

val != 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

109assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE == SIZE_FROM_LOG2_WORDS(val));

assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE에 = SIZE_FROM_LOG2_WORDS(val))를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

110else

원본 110번 줄의 else는 앞의 assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE == SIZE_FROM_LOG2_WORDS(val)); 결과를 받아 다음 assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE <= MAX_CACHE_LINE_SIZE);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

111assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE <= MAX_CACHE_LINE_SIZE);

assert(CACHE_WRITEBACK_GRANULE <에 MAX_CACHE_LINE_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

112#endif /* ENABLE_ASSERTIONS */

113(빈 줄)

#endif /* ENABLE_ASSERTIONS */까지의 동작과 /* Perform remaining generic architectural setup from EL3 */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

114/* Perform remaining generic architectural setup from EL3 */

원본 주석이 'Perform remaining generic architectural setup from EL3'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

RELATED SOURCE

함께 읽어야 하는 원본 코드

첫 코드 조각만으로 동작이 완성되지 않는 경우 호출 매크로, 객체 정의와 실제 실행 목록을 같은 페이지에 묶었다. 각 조각은 같은 기준 commit에서 가져왔다.

01. BL2 image를 인증하고 entry 정보를 만드는 함수

bl1/bl1_main.c 23-91줄이다.

filebl1/bl1_main.canchorstatic void bl1_load_bl2(void)

23#include <lib/el3_runtime/context_mgmt.h>
24#include <lib/extensions/pauth.h>
25#include <lib/pmf/pmf.h>
26#include <lib/utils.h>
27#include <plat/common/platform.h>
28#include <smccc_helpers.h>
29#include <tools_share/uuid.h>
30
31#include "bl1_private.h"
32
33static void bl1_load_bl2(void);
34
35#if ENABLE_PAUTH
36uint64_t bl1_apiakey[2];
37#endif
38
39#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION
40	PMF_REGISTER_SERVICE(bl_svc, PMF_RT_INSTR_SVC_ID,
41		BL_TOTAL_IDS, PMF_DUMP_ENABLE)
42#endif
43
44/*******************************************************************************
45 * Setup function for BL1.
46 * Also perform late architectural and platform specific initialization.
47 * It also queries the platform to load and run next BL image. Only called
48 * by the primary cpu after a cold boot.
49 ******************************************************************************/
50void __no_pauth bl1_main(void)
51{
52	unsigned int image_id;
53
54	/* Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled */
55	plat_setup_early_console();
56
57	/* Perform early platform-specific setup */
58	bl1_early_platform_setup();
59
60	/* Perform late platform-specific setup */
61	bl1_plat_arch_setup();
62
63	/* Init registers that don't get contexted */
64	cm_manage_extensions_el3(plat_my_core_pos());
65
66	/* When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context. */
67#if !BL2_RUNS_AT_EL3
68	/* Init per-world context registers. */
69	cm_manage_extensions_per_world();
70#endif
71
72#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION
73	PMF_CAPTURE_TIMESTAMP(bl_svc, BL1_ENTRY, PMF_CACHE_MAINT);
74#endif
75
76	/* Announce our arrival */
77	NOTICE(FIRMWARE_WELCOME_STR);
78	NOTICE("BL1: %s\n", build_version_string);
79	NOTICE("BL1: %s\n", build_message);
80
81	INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);
82
83	print_errata_status();
84
85#if ENABLE_ASSERTIONS
86	u_register_t val;
87	/*
88	 * Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on
89	 */
90#ifdef __aarch64__
91	val = read_sctlr_el3();

23-91줄 해설

23#include <lib/el3_runtime/context_mgmt.h>

24#include <lib/extensions/pauth.h>

25#include <lib/pmf/pmf.h>

26#include <lib/utils.h>

27#include <plat/common/platform.h>

28#include <smccc_helpers.h>

29#include <tools_share/uuid.h>

30(빈 줄)

31#include "bl1_private.h"

32(빈 줄)

33static void bl1_load_bl2(void);

34(빈 줄)

35#if ENABLE_PAUTH

36uint64_t bl1_apiakey[2];

37#endif

38(빈 줄)

39#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION

40PMF_REGISTER_SERVICE(bl_svc, PMF_RT_INSTR_SVC_ID,

41BL_TOTAL_IDS, PMF_DUMP_ENABLE)

42#endif

43(빈 줄)

44/*******************************************************************************

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

45* Setup function for BL1.

원본 주석이 'Setup function for BL1.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

46* Also perform late architectural and platform specific initialization.

47* It also queries the platform to load and run next BL image. Only called

48* by the primary cpu after a cold boot.

원본 주석이 'by the primary cpu after a cold boot.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

49******************************************************************************/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

50void __no_pauth bl1_main(void)

bl1_main 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, secure reset context at EL3에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

51{

52unsigned int image_id;

53(빈 줄)

54/* Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled */

원본 주석이 'Enable early console if EARLY_CONSOLE flag is enabled'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

55plat_setup_early_console();

56(빈 줄)

57/* Perform early platform-specific setup */

원본 주석이 'Perform early platform-specific setup'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

58bl1_early_platform_setup();

59(빈 줄)

60/* Perform late platform-specific setup */

원본 주석이 'Perform late platform-specific setup'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

61bl1_plat_arch_setup();

62(빈 줄)

63/* Init registers that don't get contexted */

원본 주석이 'Init registers that don't get contexted'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

64cm_manage_extensions_el3(plat_my_core_pos());

65(빈 줄)

66/* When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context. */

원본 주석이 'When BL2 runs in Secure world, it needs a coherent context.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

67#if !BL2_RUNS_AT_EL3

68/* Init per-world context registers. */

원본 주석이 'Init per-world context registers.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

69cm_manage_extensions_per_world();

70#endif

71(빈 줄)

72#if ENABLE_RUNTIME_INSTRUMENTATION

73PMF_CAPTURE_TIMESTAMP(bl_svc, BL1_ENTRY, PMF_CACHE_MAINT);

74#endif

75(빈 줄)

76/* Announce our arrival */

원본 주석이 'Announce our arrival'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

77NOTICE(FIRMWARE_WELCOME_STR);

78NOTICE("BL1: %s\n", build_version_string);

79NOTICE("BL1: %s\n", build_message);

80(빈 줄)

81INFO("BL1: RAM %p - %p\n", (void *)BL1_RAM_BASE, (void *)BL1_RAM_LIMIT);

82(빈 줄)

83print_errata_status();

84(빈 줄)

85#if ENABLE_ASSERTIONS

86u_register_t val;

87/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

88* Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on

원본 주석이 'Ensure that MMU/Caches and coherency are turned on'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

89*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

90#ifdef __aarch64__

91val = read_sctlr_el3();

02. storage에서 image를 읽고 실제 크기를 확정하는 공통 loader

common/bl_common.c 63-159줄이다.

filecommon/bl_common.canchorstatic int load_image(unsigned int image_id

63}
64
65/*******************************************************************************
66 * Internal function to load an image at a specific address given
67 * an image ID and extents of free memory.
68 *
69 * If the load is successful then the image information is updated.
70 *
71 * Returns 0 on success, a negative error code otherwise.
72 ******************************************************************************/
73static int load_image(unsigned int image_id, image_info_t *image_data)
74{
75	uintptr_t dev_handle = 0ULL;
76	uintptr_t image_handle = 0ULL;
77	uintptr_t image_spec = 0ULL;
78	uintptr_t image_base;
79	size_t image_size = 0ULL;
80	size_t bytes_read = 0ULL;
81	int io_result;
82
83	assert(image_data != NULL);
84	assert(image_data->h.version >= VERSION_2);
85
86	image_base = image_data->image_base;
87
88	/* Obtain a reference to the image by querying the platform layer */
89	io_result = plat_get_image_source(image_id, &dev_handle, &image_spec);
90	if (io_result != 0) {
91		WARN("Failed to obtain reference to image id=%u (%i)\n",
92			image_id, io_result);
93		return io_result;
94	}
95
96	/* Attempt to access the image */
97	io_result = io_open(dev_handle, image_spec, &image_handle);
98	if (io_result != 0) {
99		WARN("Failed to access image id=%u (%i)\n",
100			image_id, io_result);
101		return io_result;
102	}
103
104	INFO("Loading image id=%u at address 0x%lx\n", image_id, image_base);
105
106	/* Find the size of the image */
107	io_result = io_size(image_handle, &image_size);
108	if (io_result != 0) {
109		WARN("Failed to determine the size of the image id=%u (%i)\n",
110			image_id, io_result);
111		goto exit_load_image;
112	}
113
114	if (image_size == 0U) {
115		WARN("image id=%u size is zero\n", image_id);
116		io_result = -EIO;
117		goto exit_load_image;
118	}
119
120	/* Check that the image size to load is within limit */
121	if (image_size > image_data->image_max_size) {
122		WARN("Image id=%u size out of bounds\n", image_id);
123		io_result = -EFBIG;
124		goto exit_load_image;
125	}
126
127	/*
128	 * image_data->image_max_size is a uint32_t so image_size will always
129	 * fit in image_data->image_size.
130	 */
131	image_data->image_size = (uint32_t)image_size;
132
133	/* We have enough space so load the image now */
134	/* TODO: Consider whether to try to recover/retry a partially successful read */
135	io_result = io_read(image_handle, image_base, image_size, &bytes_read);
136	if ((io_result != 0) || (bytes_read < image_size)) {
137		WARN("Failed to load image id=%u (%i)\n", image_id, io_result);
138		goto exit_load_image;
139	}
140
141	INFO("Image id=%u loaded: 0x%lx - 0x%lx\n", image_id, image_base,
142	     (uintptr_t)(image_base + image_size));
143
144exit_load_image:
145	(void)io_close(image_handle);
146	/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'close' */
147
148	/* TODO: Consider maintaining open device connection from this bootloader stage */
149	(void)io_dev_close(dev_handle);
150	/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'dev_close' */
151
152	return io_result;
153}
154
155#if TRUSTED_BOARD_BOOT
156/*
157 * This function uses recursion to authenticate the parent images up to the root
158 * of trust.
159 */

63-159줄 해설

63}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

64(빈 줄)

}까지의 동작과 /*******************************************************************************에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 BL2 image_info 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

65/*******************************************************************************

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

66* Internal function to load an image at a specific address given

원본 주석이 'Internal function to load an image at a specific address given'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

67* an image ID and extents of free memory.

원본 주석이 'an image ID and extents of free memory.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

68*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

69* If the load is successful then the image information is updated.

원본 주석이 'If the load is successful then the image information is updated.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

70*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

71* Returns 0 on success, a negative error code otherwise.

원본 주석이 'Returns 0 on success, a negative error code otherwise.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

72******************************************************************************/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

73static int load_image(unsigned int image_id, image_info_t *image_data)

load_image 함수 정의가 시작된다. 입력은 unsigned int image_id, image_info_t *image_data이며, secure reset context at EL3에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

74{

75uintptr_t dev_handle = 0ULL;

uintptr_t dev_handle에 0ULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

76uintptr_t image_handle = 0ULL;

uintptr_t image_handle에 0ULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

77uintptr_t image_spec = 0ULL;

uintptr_t image_spec에 0ULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

78uintptr_t image_base;

원본 78번 줄의 uintptr_t image_base;는 앞의 uintptr_t image_spec = 0ULL; 결과를 받아 다음 size_t image_size = 0ULL;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

79size_t image_size = 0ULL;

size_t image_size = 0ULL를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 image_info_t / entry_point_info_t를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure reset context at EL3를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

80size_t bytes_read = 0ULL;

size_t bytes_read = 0ULL를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 image_info_t / entry_point_info_t를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure reset context at EL3를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

81int io_result;

int io_result를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 image_info_t / entry_point_info_t를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure reset context at EL3를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

82(빈 줄)

int io_result;까지의 동작과 assert(image_data != NULL);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

83assert(image_data != NULL);

assert(image_data !에 NULL)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

84assert(image_data->h.version >= VERSION_2);

assert(image_data->h.version >에 VERSION_2)를 = 연산으로 반영해 image_info_t / entry_point_info_t와 연결된 field를 갱신한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

85(빈 줄)

assert(image_data->h.version >= VERSION_2);까지의 동작과 image_base = image_data->image_base;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

86image_base = image_data->image_base;

image_base에 image_data->image_base를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

87(빈 줄)

image_base = image_data->image_base;까지의 동작과 /* Obtain a reference to the image by querying the platform layer */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

88/* Obtain a reference to the image by querying the platform layer */

원본 주석이 'Obtain a reference to the image by querying the platform layer'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

89io_result = plat_get_image_source(image_id, &dev_handle, &image_spec);

io_result에 plat_get_image_source(image_id, &dev_handle, &image_spec)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (io_result != 0) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

90if (io_result != 0) {

io_result != 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

91WARN("Failed to obtain reference to image id=%u (%i)\n",

u(%i)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

92image_id, io_result);

원본 92번 줄의 image_id, io_result);는 앞의 WARN("Failed to obtain reference to image id=%u (%i)\n", 결과를 받아 다음 return io_result;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

93return io_result;

io_result를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 image_info_t / entry_point_info_t를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

94}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

95(빈 줄)

}까지의 동작과 /* Attempt to access the image */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

96/* Attempt to access the image */

원본 주석이 'Attempt to access the image'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

97io_result = io_open(dev_handle, image_spec, &image_handle);

io_result에 io_open(dev_handle, image_spec, &image_handle)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (io_result != 0) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

98if (io_result != 0) {

99WARN("Failed to access image id=%u (%i)\n",

100image_id, io_result);

원본 100번 줄의 image_id, io_result);는 앞의 WARN("Failed to access image id=%u (%i)\n", 결과를 받아 다음 return io_result;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

101return io_result;

io_result를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 image_info_t / entry_point_info_t를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

102}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

103(빈 줄)

}까지의 동작과 INFO("Loading image id=%u at address 0x%lx\n", image_id, image_base);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

104INFO("Loading image id=%u at address 0x%lx\n", image_id, image_base);

INFO("Loading image id에 %u at address 0x%lx\n", image_id, image_base)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

105(빈 줄)

INFO("Loading image id=%u at address 0x%lx\n", image_id, image_base);까지의 동작과 /* Find the size of the image */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

106/* Find the size of the image */

원본 주석이 'Find the size of the image'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

107io_result = io_size(image_handle, &image_size);

io_result에 io_size(image_handle, &image_size)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (io_result != 0) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

108if (io_result != 0) {

109WARN("Failed to determine the size of the image id=%u (%i)\n",

110image_id, io_result);

원본 110번 줄의 image_id, io_result);는 앞의 WARN("Failed to determine the size of the image id=%u (%i)\n", 결과를 받아 다음 goto exit_load_image;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

111goto exit_load_image;

'goto exit_load_image;'로 직선 경로를 벗어난다. 이동 대상에서 image_info_t / entry_point_info_t에 걸린 lock, allocation, list 등록을 어디까지 되돌리는지 이어서 확인한다.

112}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

113(빈 줄)

}까지의 동작과 if (image_size == 0U) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

114if (image_size == 0U) {

image_size == 0U를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

115WARN("image id=%u size is zero\n", image_id);

WARN("image id에 %u size is zero\n", image_id)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

116io_result = -EIO;

io_result에 -EIO를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

117goto exit_load_image;

118}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

119(빈 줄)

}까지의 동작과 /* Check that the image size to load is within limit */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

120/* Check that the image size to load is within limit */

원본 주석이 'Check that the image size to load is within limit'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

121if (image_size > image_data->image_max_size) {

image_size > image_data->image_max_size를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

122WARN("Image id=%u size out of bounds\n", image_id);

WARN("Image id에 %u size out of bounds\n", image_id)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

123io_result = -EFBIG;

io_result에 -EFBIG를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

124goto exit_load_image;

125}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

126(빈 줄)

}까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

127/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

128* image_data->image_max_size is a uint32_t so image_size will always

원본 주석이 'image_data->image_max_size is a uint32_t so image_size will always'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

129* fit in image_data->image_size.

원본 주석이 'fit in image_data->image_size.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

130*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

131image_data->image_size = (uint32_t)image_size;

image_data->image_size에 (uint32_t)image_size를 = 연산으로 반영해 image_info_t / entry_point_info_t와 연결된 field를 갱신한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

132(빈 줄)

image_data->image_size = (uint32_t)image_size;까지의 동작과 /* We have enough space so load the image now */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

133/* We have enough space so load the image now */

원본 주석이 'We have enough space so load the image now'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

134/* TODO: Consider whether to try to recover/retry a partially successful read */

원본 주석이 'TODO: Consider whether to try to recover/retry a partially successful read'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

135io_result = io_read(image_handle, image_base, image_size, &bytes_read);

io_result에 io_read(image_handle, image_base, image_size, &bytes_read)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if ((io_result != 0) || (bytes_read < image_size)) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

136if ((io_result != 0) || (bytes_read < image_size)) {

(io_result != 0) || (bytes_read < image_size)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

137WARN("Failed to load image id=%u (%i)\n", image_id, io_result);

WARN("Failed to load image id에 %u (%i)\n", image_id, io_result)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 BL2 entry 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

138goto exit_load_image;

139}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

140(빈 줄)

}까지의 동작과 INFO("Image id=%u loaded: 0x%lx - 0x%lx\n", image_id, image_base,에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

141INFO("Image id=%u loaded: 0x%lx - 0x%lx\n", image_id, image_base,

INFO(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

142(uintptr_t)(image_base + image_size));

원본 142번 줄의 (uintptr_t)(image_base + image_size));는 앞의 INFO("Image id=%u loaded: 0x%lx - 0x%lx\n", image_id, image_base, 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

143(빈 줄)

(uintptr_t)(image_base + image_size));까지의 동작과 exit_load_image:에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

144exit_load_image:

'exit_load_image' label이다. 이곳을 참조하는 branch를 역검색하고 각 진입 경로의 register, stack, lock 조건이 같은지 확인한다.

145(void)io_close(image_handle);

io_close(image_handle)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

146/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'close' */

원본 주석이 'Ignore improbable/unrecoverable error in 'close''라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

147(빈 줄)

/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'close' */까지의 동작과 /* TODO: Consider maintaining open device connection from this bootloader stage */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

148/* TODO: Consider maintaining open device connection from this bootloader stage */

원본 주석이 'TODO: Consider maintaining open device connection from this bootloader stage'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

149(void)io_dev_close(dev_handle);

io_dev_close(dev_handle)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 image_info_t / entry_point_info_t의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 CPU context 항목과 대조한다.

150/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'dev_close' */

원본 주석이 'Ignore improbable/unrecoverable error in 'dev_close''라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

151(빈 줄)

/* Ignore improbable/unrecoverable error in 'dev_close' */까지의 동작과 return io_result;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

152return io_result;

io_result를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 image_info_t / entry_point_info_t를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

153}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

154(빈 줄)

}까지의 동작과 #if TRUSTED_BOARD_BOOT에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 CPU context 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

155#if TRUSTED_BOARD_BOOT

156/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

157* This function uses recursion to authenticate the parent images up to the root

원본 주석이 'This function uses recursion to authenticate the parent images up to the root'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

158* of trust.

원본 주석이 'of trust.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

159*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

reset vector에서 들어온 실행은 secure reset context at EL3에 놓여 있다. 이때 interrupt, MMU/cache, stack, heap 중 무엇이 이미 준비되었는지 소스의 호출자까지 올라가 확인한다. 같은 함수라도 SPL, relocation 전후, app thread처럼 호출 문맥이 달라지면 허용되는 API와 지연 시간이 달라진다.

BL1은 ROM에 가까운 신뢰 시작점이다. 아직 동적 서비스가 없는 시점에 어떤 memory와 device를 믿고 BL2 image 정보를 만드는지 확인한다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 image_info_t / entry_point_info_t다. 메모리를 확보한 시점, 필드를 채운 시점, 전역 list나 다른 subsystem에 공개한 시점을 구분한다. 공개 뒤 오류가 발생한다면 목록에서 제거하고 child, buffer, reference를 역순으로 정리하는지 확인한다.

빌드 산출물 관점에서는 최종 부트로더 이미지 안에 해당 symbol과 section이 실제로 포함되었는지도 map과 objdump로 검증한다.

주소, 크기와 정렬을 계산한다

부트 코드의 오류는 논리보다 주소 계산에서 먼저 드러나는 경우가 많다. source range, destination range, header가 말하는 payload size, block 또는 page 단위를 표로 적고 각 구간의 끝 주소를 직접 계산한다. 끝 주소는 start + size - 1인지 exclusive end인지 API 계약을 확인한다.

BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

bl1_main → platform setup → BL2 load/auth 구간에서는 부분 초기화 상태가 생길 수 있다. flag, list insertion, callback 등록, storage write 완료 중 무엇이 성공의 기준인지 찾는다. hardware write나 DMA가 포함되면 함수 반환과 장치 완료가 같은 시점인지도 확인한다.

다른 CPU, interrupt handler, USB completion 또는 shell command가 상태를 관찰할 수 있다면 memory ordering과 lock 범위도 함께 읽는다.

마지막 handoff의 계약을 적는다

정상 경로는 BL2 entry에서 끝난다. 이 단계가 함수 반환인지, scheduler 전환인지, 다른 image로의 비복귀 분기인지 구분한다. 비복귀 handoff라면 cache clean/invalidate, interrupt disable, 장치 quiesce, argument register와 FDT 또는 image address가 최종 점검 항목이다.

반환하는 경로라면 caller가 오류와 부분 성공을 구분하고 다음 후보 또는 복구 경로를 선택하는지 확인한다.

IMPLEMENTATION NOTES

구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분

reset vector에서 BL2 entry까지 제어권이 이동하는 조건

reset 이후 BL1이 console, platform, memory를 준비하고 BL2를 인증·적재한 뒤 다음 image context를 만드는 경로를 읽습니다. 이 경로는 함수 호출 목록만 외워서는 연결되지 않는다. reset vector → bl1_main → platform setup → BL2 load/auth → BL2 entry 순서에서 각 단계가 읽는 입력, 새로 확정하는 상태, 다음 단계에 넘기는 값을 구분해야 한다. 특히 secure reset context at EL3에서는 이전 단계가 남긴 register와 memory attribute가 C 코드의 전제 조건이 된다.

BL1은 ROM에 가까운 신뢰 시작점이다. 아직 동적 서비스가 없는 시점에 어떤 memory와 device를 믿고 BL2 image 정보를 만드는지 확인한다. 따라서 첫 지점에서 image_info_t / entry_point_info_t의 주소와 owner를 기록하고, 마지막 지점에서 같은 값이 그대로 유지되는지 아니면 새 객체로 교체되는지를 확인한다. 중간 함수가 성공을 반환해도 BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다.

BL1 trusted SRAM와 CPU context의 생성 시점과 수명

이 글에서 함께 나타나는 객체는 BL1 trusted SRAM, BL2 image_info, entry_point_info, CPU context이다. 이름이 비슷해도 저장 위치와 수명은 다르다. build-time descriptor인지, boot 단계의 임시 객체인지, world switch 뒤에도 남는 runtime 객체인지 나눠야 pointer를 따라가다 다른 단계의 구조체를 같은 것으로 오해하지 않는다.

image_info_t / entry_point_info_t을 기준으로 allocation 또는 정적 배치 위치, list/table에 공개되는 시점, 참조가 끊기는 시점을 적는다. 그 다음 source와 destination 범위, per-CPU 여부, secure/non-secure 접근 권한을 map과 runtime log로 대조한다. 이 절차를 거치면 단순한 호출 순서가 아니라 실제 소유권 이동이 보인다.

성공 로그만으로 놓치기 쉬운 실패 경계

대표적인 실패 조건은 trusted SRAM 범위 오류: BL1 self-overwrite; 인증 전 entry 생성: 검증 우회; SPSR 오류: BL2 첫 명령에서 exception이다. 이 문제들은 대개 fault가 발생한 함수보다 앞에서 만들어진 잘못된 주소, size, security state 또는 refcount 때문에 생긴다. 마지막 출력만 보지 말고 각 경계 직전의 상태를 한 줄씩 남겨 최초 불일치 지점을 찾는다.

재현에는 BL1 로그에 image base/size 추가; BL2 한 바이트 변조 후 인증 실패 확인; entry_point_info와 EL 상태 기록를 사용한다. 정상 경로와 실패 경로에서 같은 필드를 같은 위치에 출력하고, 실패가 검증 단계에서 차단되는지 아니면 다음 context까지 전파되는지 비교한다. firmware와 secure world에서는 실패 뒤의 cleanup 또는 reset 경로도 정상 경로만큼 중요하다.

DEEP ANALYSIS

레지스터에서 오류 판정까지 상세 분석

BL1은 가장 먼저 실행되는 mutable trusted firmware라는 점이 핵심이다. reset vector에서 C runtime이 완성되기 전까지는 일반적인 stack, zero-initialized BSS, console, coherent memory를 당연히 사용할 수 없다. 플랫폼이 BL1을 ROM에서 직접 실행하는지 trusted SRAM으로 복사하는지도 먼저 고정해야 한다.

BL2로 넘어갈 때는 단순한 branch가 아니라 인증된 image 범위와 entry_point_info를 이용한 context handoff가 일어난다. BL1 자신의 RW 영역, BL2 destination, 인증 작업 buffer와 stack이 모두 작은 trusted SRAM 안에서 겹치지 않는지 주소 표를 만들어 확인한다.

그림 5. 이 경로를 통과하는 다섯 개의 진입 계약

01CurrentEL

EL3가 기대되며 platform reset model과 일치해야 한다.

02SCTLR_EL3.M/C/I

BL1 assembly가 기대하는 MMU/cache 상태로 정규화한다.

03SP_EL3

BL1 RW/BSS·BL2 destination과 겹치지 않는 aligned stack이어야 한다.

04x0-x3

사용하지 않는 값은 신뢰하지 않고 필요한 boot parameter만 명시적으로 보존한다.

05BL2 entry context

pc, spsr, security attribute, argument가 인증 뒤 확정돼야 한다.

각 계약은 앞 단계가 생산하고 현재 단계가 검증한 뒤 다음 소비자에게 넘기는 상태다. 한 항목이라도 확인되지 않으면 뒤 단계의 fault를 그 지점의 문제로 단정하지 않는다.

진입 레지스터와 메모리 계약

함수 첫 줄에 도달했을 때 이미 참이라고 가정하는 값과, 그 값이 틀렸을 때 영향을 받는 범위를 함께 적었다.

#	입력 상태	생산자	정상 조건	확인 이유
01	`CurrentEL`	reset vector가 읽는 PSTATE	EL3가 기대되며 platform reset model과 일치해야 한다.	EL3 system register와 secure memory를 설정하기 위한 전제다.
02	`SCTLR_EL3.M/C/I`	reset 또는 ROM이 남긴 값	BL1 assembly가 기대하는 MMU/cache 상태로 정규화한다.	초기 memory access attribute와 self-modifying 범위를 결정한다.
03	`SP_EL3`	초기 assembly와 linker symbol	BL1 RW/BSS·BL2 destination과 겹치지 않는 aligned stack이어야 한다.	C 함수와 인증 library 호출이 처음 사용하는 저장 공간이다.
04	`x0-x3`	platform reset ABI	사용하지 않는 값은 신뢰하지 않고 필요한 boot parameter만 명시적으로 보존한다.	warm/cold boot 또는 platform parameter 구분에 쓰일 수 있다.
05	`BL2 entry context`	image descriptor와 platform policy	pc, spsr, security attribute, argument가 인증 뒤 확정돼야 한다.	마지막 eret 또는 handoff 함수의 직접 입력이다.

핵심 구조체 필드의 생산자, 소비자와 수명

구조체 이름만 나열하지 않고 어떤 코드가 값을 쓰고, 어느 코드가 처음 읽으며, 언제까지 주소와 내용이 유지되어야 하는지 구분했다.

#	객체 또는 필드	생산자	소비자	수명과 불변 조건
01	`BL1 RW/BSS`	BL1 linker와 early zeroing	BL1 C runtime	BL2를 실행하기 전까지 유지되며 BL2 destination과 겹치면 안 된다.
02	`image_info_t.image_base/image_size`	platform image source와 loader	load_auth_image	BL2 read·auth 범위를 한정하며 성공 뒤에도 entry 준비까지 유효하다.
03	`entry_point_info_t.pc/spsr`	BL1 platform code	context setup과 BL2 exit	인증 성공 뒤에만 실행 가능한 값으로 취급한다.
04	`meminfo_t free_base/free_size`	BL1 memory layout	BL2 load buffer 선택	BL1이 소비한 영역을 제외한 trusted SRAM 범위를 나타낸다.
05	`authentication state`	auth module	BL1 load loop	실패 시 entry_point_info를 실행 경로에 공개하지 않아야 한다.
06	`BL1 console state`	bl1_early_platform_setup	panic/NOTICE log	handoff 전 flush가 필요할 수 있으며 runtime service가 아니다.

함수 내부 실행 순서

소스의 큰 분기와 side effect를 실행 순서대로 다시 펼쳤다. breakpoint는 이 목록의 경계에 두고, 다음 번호로 넘어갈 때 새로 유효해진 객체를 기록한다.

01
reset vector가 primary CPU와 허용된 exception level을 확인하고 임시 stack과 vector base를 준비한다.
02
BSS를 지우고 relocation이 필요한 platform이면 C global을 읽기 전에 복사를 완료한다.
03
bl1_early_platform_setup이 console과 boot source를 최소 범위에서 사용할 수 있게 만든다.
04
architecture와 platform setup이 timer, MMU mapping, trusted SRAM layout을 확정한다.
05
BL2 image ID에 대응하는 storage source와 destination image_info를 얻는다.
06
BL2 bytes를 읽으면서 destination bounds와 실제 read length를 검증한다.
07
parent certificate부터 BL2 hash/signature를 검증하고 authenticated 상태를 갱신한다.
08
entry_point_info의 PC, SPSR, security state와 platform argument를 완성한다.
09
console과 cache 상태를 handoff 규약에 맞춘 뒤 BL2 context를 설치하고 비복귀 진입한다.

빌드 설정이 바꾸는 실제 코드 경로

동일한 함수 이름이라도 아래 설정에 따라 포함되는 source, 구조체 크기, 인자 의미와 failure path가 달라진다.

#	설정	바뀌는 동작	확인 방법
01	`TRUSTED_BOARD_BOOT`	BL2 load 뒤 signature/hash 인증을 강제한다.	인증 실패가 BL2 entry 전에 멈추는지 확인한다.
02	`BL1_RW`	BL1 RW 영역의 platform 지정 주소를 바꾼다.	map의 __RW_START__와 trusted SRAM reservation을 비교한다.
03	`SEPARATE_CODE_AND_RODATA`	BL1 page permission을 text/rodata/RW로 분리한다.	translation table과 linker page alignment를 확인한다.
04	`RESET_TO_BL31`	일부 플랫폼은 BL1/BL2를 거치지 않는 reset 흐름을 선택한다.	이 옵션의 build에서는 BL1 글의 경로가 실제 boot path인지 먼저 판별한다.

증상에서 최초 불일치 지점까지 추적하기

마지막 panic 메시지가 아니라 어디에서 멈추고 무엇을 읽어 어떤 결론을 내릴지 정리했다. 정상값과 실패값은 같은 build와 같은 위치에서 비교한다.

#	관찰 증상	중단 위치	기록할 값	판정
01	console 이전에 즉시 reset 반복	`reset vector 첫 명령과 SP 설정 뒤`	CurrentEL, PC, SP, SCTLR_EL3	잘못된 reset EL 또는 stack 주소 문제를 C 코드와 분리한다.
02	BL2 load 중 BL1 data 손상	`storage read 전후`	source/destination/end, BL1 RW/BSS/stack 범위	trusted SRAM의 겹침 또는 image_size 과대를 찾는다.
03	BL2 인증 성공 뒤 첫 명령 fault	`context install과 BL2 PC`	ep_info.pc, SPSR, first instruction, MMU state	인증 문제와 entry contract 문제를 구분한다.
04	secondary CPU도 BL1을 실행해 state 충돌	`primary election 직후`	MPIDR, boot path, shared global write	platform의 hold/release protocol 누락 여부를 확인한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`image_info_t / entry_point_info_t`	bl1_main	BL2 entry 또는 오류 정리 완료까지	BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다.
입력 buffer / metadata	reset vector	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	platform setup	subsystem 종료 또는 image handoff까지	이중 등록, dangling pointer, 오류 unwind
hardware 또는 persistent state	실제 write/probe가 완료된 뒤	reset 또는 명시적 해제·갱신까지	flush, timeout, 전원 차단, rollback
`최종 부트로더 이미지`	link/image 생성 시점	다음 stage가 새 image로 교체할 때까지	load address, entry, section과 header 일치

FAILURE PATH

실패 지점과 증상

#	조건	관찰되는 증상	먼저 볼 단계
01	trusted SRAM 범위 오류	BL1 self-overwrite	bl1_main
02	인증 전 entry 생성	검증 우회	platform setup
03	SPSR 오류	BL2 첫 명령에서 exception	BL2 load/auth

로그가 끊긴 마지막 함수만 고치지 않는다. 그 함수가 받은 주소, size, flag가 만들어진 앞 단계까지 올라가고, 오류 뒤 등록 객체와 hardware 상태가 남았는지도 확인한다.

EVIDENCE

소스 밖에서 확인할 증거

소스 해석은 실제 빌드 산출물과 target 로그로 닫아야 한다. 아래 명령의 보드 이름과 toolchain prefix는 사용 중인 빌드 환경에 맞게 바꾼다.

#	목적	명령 또는 계측	판정 기준
01	빌드 산출물	`make PLAT=<platform> DEBUG=1 all fip`	BL1, BL2, BL31과 FIP가 같은 설정으로 만들어졌는지 전체 빌드 명령부터 기록한다.
02	FIP 구성	`tools/fiptool/fiptool info build/<platform>/debug/fip.bin`	FIP 안의 BL31, BL32, BL33 UUID와 offset, 크기를 확인해 실제 적재 입력을 고정한다.
03	심볼과 주소	`${CROSS_COMPILE}nm -n build/<platform>/debug/bl31/bl31.elf \| grep 'void __no_pauth bl1_main'`	대상 함수가 BL31의 어느 주소와 섹션에 놓였는지 확인한다.
04	EL3 명령 추적	`${CROSS_COMPILE}objdump -drS build/<platform>/debug/bl31/bl31.elf`	C 코드가 EL3 system register 접근과 eret 경로로 어떻게 번역됐는지 대조한다.
05	실행 시점 증거	`TF-A DEBUG log + CurrentEL/SCR_EL3/SPSR_EL3/x0-x3 기록`	어느 exception level에서 어떤 security state와 인자를 다음 이미지에 넘겼는지 serial log로 남긴다.

LAB

직접 확인할 실험

01
BL1 로그에 image base/size 추가
bl1_main 진입 전후에 BL1 trusted SRAM의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
BL2 한 바이트 변조 후 인증 실패 확인
platform setup 진입 전후에 BL2 image_info의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
entry_point_info와 EL 상태 기록
BL2 load/auth 진입 전후에 entry_point_info의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 BL2를 실행하기 전에 image 범위, 인증 결과, entry security state와 SPSR가 모두 확정되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

bl1/bl1_main.cLTS 2.14.3 원본 파일 Trusted Firmware-A source tree기준 commit f5e765a3443f