init_primary와 secure runtime 구성 | OP-TEE OS

QUESTION

init_primary와 secure runtime 구성 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

OP-TEE init은 일반 kernel init과 달리 Normal World에 service를 열기 전 secure memory, pager alias, shared memory와 interrupt routing을 먼저 확정해야 한다.

standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 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. init_primary와 secure runtime 구성에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01memory_map

02boot thread

03initcall levels

04secure device state

INVARIANT

standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다.

primary boot thread / initcall state를 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

early assembly

init_primary

MMU/pager

heap and DT

service initcalls

normal-world return

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	`early assembly`	S-EL1 primary boot context	memory_map	init_primary
02	`init_primary`	early assembly 완료 상태	boot thread	MMU/pager
03	`MMU/pager`	init_primary 완료 상태	initcall levels	heap and DT
04	`heap and DT`	MMU/pager 완료 상태	secure device state	service initcalls
05	`service initcalls`	heap and DT 완료 상태	secure device state	normal-world return
06	`normal-world return`	service initcalls 완료 상태	secure device state	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 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. init_primary와 secure runtime 구성의 실행 순서

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

01early assembly

02init_primary

03MMU/pager

04heap and DT

05service initcalls

06normal-world return

그림 4. secure subsystem 초기화 의존성

왼쪽에서 만든 상태를 오른쪽 단계가 처음 사용하는 관계를 표시한다.

01physical regionscore_mmu_mapMMU enable

02MMUheap/pagerallocation

03thread_init_primarythread poolstandard SMC

04DT/device initsecure servicesNormal World 공개

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 OP-TEE OS 4.10.0의 core/arch/arm/kernel/boot.c에서 859-947줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit753afbbee1682f5d16fd30e87b31058a4fd4f4b8symbolstatic void init_primary(unsigned long pageable_part)

859	thread_init_core_local_pauth_keys();
860	thread_init_thread_pauth_keys();
861
862	/*
863	 * Reinitialize canaries around the stacks with crypto_rng_read().
864	 *
865	 * TODO: Updating canaries when CFG_NS_VIRTUALIZATION is enabled will
866	 * require synchronization between thread_check_canaries() and
867	 * thread_update_canaries().
868	 */
869	if (!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION))
870		thread_update_canaries();
871}
872
873static bool add_padding_to_pool(vaddr_t va, size_t len, void *ptr __unused)
874{
875#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION
876	nex_malloc_add_pool((void *)va, len);
877#else
878	malloc_add_pool((void *)va, len);
879#endif
880	return true;
881}
882
883static void init_primary(unsigned long pageable_part)
884{
885	vaddr_t va = 0;
886
887	/*
888	 * Mask asynchronous exceptions before switch to the thread vector
889	 * as the thread handler requires those to be masked while
890	 * executing with the temporary stack. The thread subsystem also
891	 * asserts that the foreign interrupts are blocked when using most of
892	 * its functions.
893	 */
894	thread_set_exceptions(THREAD_EXCP_ALL);
895	primary_save_cntfrq();
896	init_vfp_sec();
897
898	if (IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE))
899		check_crypto_extensions();
900
901	init_asan();
902
903	/*
904	 * By default whole OP-TEE uses malloc, so we need to initialize
905	 * it early. But, when virtualization is enabled, malloc is used
906	 * only by TEE runtime, so malloc should be initialized later, for
907	 * every virtual partition separately. Core code uses nex_malloc
908	 * instead.
909	 */
910#ifdef CFG_WITH_PAGER
911	/* Add heap2 first as heap1 may be too small as initial bget pool */
912	malloc_add_pool(__heap2_start, __heap2_end - __heap2_start);
913#endif
914#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION
915	nex_malloc_add_pool(__nex_heap_start, __nex_heap_end -
916					      __nex_heap_start);
917#else
918	malloc_add_pool(__heap1_start, __heap1_end - __heap1_start);
919#endif
920	IMSG_RAW("\n");
921	if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {
922		size_t sz = sizeof(struct thread_core_local) *
923			    CFG_TEE_CORE_NB_CORE;
924		void *p = boot_mem_alloc(sz, alignof(void *) * 2);
925
926#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION
927		nex_malloc_add_pool(p, sz);
928#else
929		malloc_add_pool(p, sz);
930#endif
931	}
932
933	core_mmu_save_mem_map();
934	core_mmu_init_phys_mem();
935	boot_mem_foreach_padding(add_padding_to_pool, NULL);
936	va = boot_mem_release_unused();
937	if (!IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)) {
938		/*
939		 * We must update boot_cached_mem_end to reflect the memory
940		 * just unmapped by boot_mem_release_unused().
941		 */
942		assert(va && va <= boot_cached_mem_end);
943		boot_cached_mem_end = va;
944	}
945
946	if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {
947		/*

LINE BY LINE

859-947줄 해설

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

859thread_init_core_local_pauth_keys();

thread_init_core_local_pauth_keys(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 memory_map 항목과 대조한다.

860thread_init_thread_pauth_keys();

thread_init_thread_pauth_keys(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 boot thread 항목과 대조한다.

861(빈 줄)

thread_init_thread_pauth_keys();까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 initcall levels 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

862/*

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

863* Reinitialize canaries around the stacks with crypto_rng_read().

원본 주석이 'Reinitialize canaries around the stacks with crypto_rng_read().'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

864*

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

865* TODO: Updating canaries when CFG_NS_VIRTUALIZATION is enabled will

원본 주석이 'TODO: Updating canaries when CFG_NS_VIRTUALIZATION is enabled will'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

866* require synchronization between thread_check_canaries() and

원본 주석이 'require synchronization between thread_check_canaries() and'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

867* thread_update_canaries().

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

868*/

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

869if (!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION))

!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

870thread_update_canaries();

thread_update_canaries(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

871}

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

872(빈 줄)

}까지의 동작과 static bool add_padding_to_pool(vaddr_t va, size_t len, void *ptr __unused)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

873static bool add_padding_to_pool(vaddr_t va, size_t len, void *ptr __unused)

add_padding_to_pool 함수 정의가 시작된다. 입력은 vaddr_t va, size_t len, void *ptr __unused이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

874{

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 primary boot thread / initcall state의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

875#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION

#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.

876nex_malloc_add_pool((void *)va, len);

nex_malloc_add_pool((void *)va, len)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

877#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.

878malloc_add_pool((void *)va, len);

malloc_add_pool((void *)va, len)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

879#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.

880return true;

true를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 primary boot thread / initcall state를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

881}

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

882(빈 줄)

}까지의 동작과 static void init_primary(unsigned long pageable_part)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

883static void init_primary(unsigned long pageable_part)

init_primary 함수 정의가 시작된다. 입력은 unsigned long pageable_part이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

884{

885vaddr_t va = 0;

vaddr_t va에 0를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

886(빈 줄)

vaddr_t va = 0;까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

887/*

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

888* Mask asynchronous exceptions before switch to the thread vector

원본 주석이 'Mask asynchronous exceptions before switch to the thread vector'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

889* as the thread handler requires those to be masked while

원본 주석이 'as the thread handler requires those to be masked while'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

890* executing with the temporary stack. The thread subsystem also

원본 주석이 'executing with the temporary stack. The thread subsystem also'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

891* asserts that the foreign interrupts are blocked when using most of

원본 주석이 'asserts that the foreign interrupts are blocked when using most of'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

892* its functions.

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

893*/

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

894thread_set_exceptions(THREAD_EXCP_ALL);

thread_set_exceptions(THREAD_EXCP_ALL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

895primary_save_cntfrq();

primary_save_cntfrq(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

896init_vfp_sec();

init_vfp_sec(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

897(빈 줄)

init_vfp_sec();까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE))에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

898if (IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE))

IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

899check_crypto_extensions();

check_crypto_extensions(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

900(빈 줄)

check_crypto_extensions();까지의 동작과 init_asan();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

901init_asan();

init_asan(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

902(빈 줄)

init_asan();까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

903/*

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

904* By default whole OP-TEE uses malloc, so we need to initialize

원본 주석이 'By default whole OP-TEE uses malloc, so we need to initialize'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

905* it early. But, when virtualization is enabled, malloc is used

원본 주석이 'it early. But, when virtualization is enabled, malloc is used'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

906* only by TEE runtime, so malloc should be initialized later, for

원본 주석이 'only by TEE runtime, so malloc should be initialized later, for'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

907* every virtual partition separately. Core code uses nex_malloc

원본 주석이 'every virtual partition separately. Core code uses nex_malloc'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

908* instead.

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

909*/

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

910#ifdef CFG_WITH_PAGER

911/* Add heap2 first as heap1 may be too small as initial bget pool */

원본 주석이 'Add heap2 first as heap1 may be too small as initial bget pool'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

912malloc_add_pool(__heap2_start, __heap2_end - __heap2_start);

malloc_add_pool(__heap2_start, __heap2_end - __heap2_start)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

913#endif

914#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION

915nex_malloc_add_pool(__nex_heap_start, __nex_heap_end -

nex_malloc_add_pool(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

916__nex_heap_start);

원본 916번 줄의 __nex_heap_start);는 앞의 nex_malloc_add_pool(__nex_heap_start, __nex_heap_end - 결과를 받아 다음 #else로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

917#else

918malloc_add_pool(__heap1_start, __heap1_end - __heap1_start);

malloc_add_pool(__heap1_start, __heap1_end - __heap1_start)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

919#endif

920IMSG_RAW("\n");

IMSG_RAW("\n")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

921if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {

IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

922size_t sz = sizeof(struct thread_core_local) *

원본 922번 줄의 size_t sz = sizeof(struct thread_core_local) *는 앞의 if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) { 결과를 받아 다음 CFG_TEE_CORE_NB_CORE;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

923CFG_TEE_CORE_NB_CORE;

원본 923번 줄의 CFG_TEE_CORE_NB_CORE;는 앞의 size_t sz = sizeof(struct thread_core_local) * 결과를 받아 다음 void *p = boot_mem_alloc(sz, alignof(void *) * 2);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

924void *p = boot_mem_alloc(sz, alignof(void *) * 2);

void *p = boot_mem_alloc(sz, alignof(void *) * 2)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 primary boot thread / initcall state를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 primary boot context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

925(빈 줄)

void *p = boot_mem_alloc(sz, alignof(void *) * 2);까지의 동작과 #ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

926#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION

927nex_malloc_add_pool(p, sz);

nex_malloc_add_pool(p, sz)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

928#else

929malloc_add_pool(p, sz);

malloc_add_pool(p, sz)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

930#endif

931}

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

932(빈 줄)

}까지의 동작과 core_mmu_save_mem_map();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

933core_mmu_save_mem_map();

core_mmu_save_mem_map(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

934core_mmu_init_phys_mem();

core_mmu_init_phys_mem(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

935boot_mem_foreach_padding(add_padding_to_pool, NULL);

boot_mem_foreach_padding(add_padding_to_pool, NULL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

936va = boot_mem_release_unused();

va에 boot_mem_release_unused()를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

937if (!IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)) {

!IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

938/*

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

939* We must update boot_cached_mem_end to reflect the memory

원본 주석이 'We must update boot_cached_mem_end to reflect the memory'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

940* just unmapped by boot_mem_release_unused().

원본 주석이 'just unmapped by boot_mem_release_unused().'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

941*/

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

942assert(va && va <= boot_cached_mem_end);

assert(va && va <에 boot_cached_mem_end)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

943boot_cached_mem_end = va;

boot_cached_mem_end에 va를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

944}

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

945(빈 줄)

}까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

946if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {

947/*

원본 주석이 'block boundary'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. thread, service와 runtime initcall을 마무리하는 단계

core/arch/arm/kernel/boot.c 976-1080줄이다.

filecore/arch/arm/kernel/boot.canchorvoid __weak boot_init_primary_late

976#if defined(ARM32)
977	return read_sctlr() & SCTLR_NMFI;
978#else
979	/* Note: ARM64 does not feature non-maskable FIQ support. */
980	return false;
981#endif
982}
983
984/*
985 * Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from
986 * the unpaged area.
987 */
988void __weak boot_init_primary_late(unsigned long fdt __unused,
989				   unsigned long manifest __unused)
990{
991	size_t fdt_size = CFG_DTB_MAX_SIZE;
992
993	if (IS_ENABLED(CFG_TRANSFER_LIST) && mapped_tl) {
994		struct transfer_list_entry *tl_e = NULL;
995
996		tl_e = transfer_list_find(mapped_tl, TL_TAG_FDT);
997		if (tl_e) {
998			/*
999			 * Expand the data size of the DTB entry to the maximum
1000			 * allocable mapped memory to reserve sufficient space
1001			 * for inserting new nodes, avoid potentially corrupting
1002			 * next entries.
1003			 */
1004			uint32_t dtb_max_sz = mapped_tl->max_size -
1005					      mapped_tl->size + tl_e->data_size;
1006
1007			if (!transfer_list_set_data_size(mapped_tl, tl_e,
1008							 dtb_max_sz)) {
1009				EMSG("Failed to extend DTB size to %#"PRIx32,
1010				     dtb_max_sz);
1011				panic();
1012			}
1013			fdt_size = tl_e->data_size;
1014		}
1015	}
1016
1017	init_external_dt(boot_arg_fdt, fdt_size);
1018	reinit_manifest_dt();
1019#ifdef CFG_CORE_FFA
1020	tpm_map_log_area(get_manifest_dt());
1021#else
1022	tpm_map_log_area(get_external_dt());
1023#endif
1024	discover_nsec_memory();
1025	update_external_dt();
1026	configure_console_from_dt();
1027
1028	if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {
1029		/*
1030		 * Virtualization: We can't initialize threads right now because
1031		 * threads belong to "tee" part and will be initialized
1032		 * separately per each new virtual guest. So, we'll clear
1033		 * "curr_thread" and call it done.
1034		 */
1035		thread_get_core_local()->curr_thread = -1;
1036	} else {
1037		thread_init_threads(CFG_NUM_THREADS);
1038		thread_init_boot_thread();
1039	}
1040	thread_init_thread_core_local(CFG_TEE_CORE_NB_CORE);
1041}
1042
1043void __weak boot_init_primary_runtime(void)
1044{
1045	thread_init_primary();
1046	IMSG("OP-TEE version: %s", core_v_str);
1047	if (IS_ENABLED(CFG_INSECURE)) {
1048		IMSG("WARNING: This OP-TEE configuration might be insecure!");
1049		IMSG("WARNING: Please check https://optee.readthedocs.io/en/latest/architecture/porting_guidelines.html");
1050	}
1051	IMSG("Primary CPU initializing");
1052#ifdef CFG_CORE_ASLR
1053	DMSG("Executing at offset %#lx with virtual load address %#"PRIxVA,
1054	     (unsigned long)boot_mmu_config.map_offset, VCORE_START_VA);
1055#endif
1056#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION
1057	DMSG("NS-virtualization enabled, supporting %u guests",
1058	     CFG_VIRT_GUEST_COUNT);
1059#endif
1060	if (IS_ENABLED(CFG_MEMTAG))
1061		DMSG("Memory tagging %s",
1062		     memtag_is_enabled() ?  "enabled" : "disabled");
1063
1064	/* Check if platform needs NMFI workaround */
1065	if (cpu_nmfi_enabled())	{
1066		if (!IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI))
1067			IMSG("WARNING: This ARM core has NMFI enabled, please apply workaround!");
1068	} else {
1069		if (IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI))
1070			IMSG("WARNING: This ARM core does not have NMFI enabled, no need for workaround");
1071	}
1072
1073	boot_primary_init_intc();
1074	init_vfp_nsec();
1075	if (!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {
1076		/*
1077		 * Unmask native interrupts during driver initcalls.
1078		 *
1079		 * NS-virtualization still uses the temporary stack also
1080		 * used for exception handling so it must still have native

976-1080줄 해설

976#if defined(ARM32)

#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.

977return read_sctlr() & SCTLR_NMFI;

read_sctlr() & SCTLR_NMFI를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 primary boot thread / initcall state를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

978#else

979/* Note: ARM64 does not feature non-maskable FIQ support. */

원본 주석이 'Note: ARM64 does not feature non-maskable FIQ support.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

980return false;

false를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 primary boot thread / initcall state를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

981#endif

982}

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

983(빈 줄)

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

984/*

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

985* Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from

원본 주석이 'Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

986* the unpaged area.

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

987*/

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

988void __weak boot_init_primary_late(unsigned long fdt __unused,

boot_init_primary_late(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

989unsigned long manifest __unused)

원본 989번 줄의 unsigned long manifest __unused)는 앞의 void __weak boot_init_primary_late(unsigned long fdt __unused, 결과를 받아 다음 {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

990{

991size_t fdt_size = CFG_DTB_MAX_SIZE;

size_t fdt_size = CFG_DTB_MAX_SIZE를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 primary boot thread / initcall state를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 primary boot context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

992(빈 줄)

size_t fdt_size = CFG_DTB_MAX_SIZE;까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_TRANSFER_LIST) && mapped_tl) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

993if (IS_ENABLED(CFG_TRANSFER_LIST) && mapped_tl) {

IS_ENABLED(CFG_TRANSFER_LIST) && mapped_tl를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

994struct transfer_list_entry *tl_e = NULL;

struct transfer_list_entry *tl_e = NULL를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 primary boot thread / initcall state를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 primary boot context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

995(빈 줄)

struct transfer_list_entry *tl_e = NULL;까지의 동작과 tl_e = transfer_list_find(mapped_tl, TL_TAG_FDT);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

996tl_e = transfer_list_find(mapped_tl, TL_TAG_FDT);

tl_e에 transfer_list_find(mapped_tl, TL_TAG_FDT)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (tl_e) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

997if (tl_e) {

tl_e를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

998/*

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

999* Expand the data size of the DTB entry to the maximum

원본 주석이 'Expand the data size of the DTB entry to the maximum'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1000* allocable mapped memory to reserve sufficient space

원본 주석이 'allocable mapped memory to reserve sufficient space'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1001* for inserting new nodes, avoid potentially corrupting

원본 주석이 'for inserting new nodes, avoid potentially corrupting'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1002* next entries.

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

1003*/

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

1004uint32_t dtb_max_sz = mapped_tl->max_size -

원본 1004번 줄의 uint32_t dtb_max_sz = mapped_tl->max_size -는 앞의 */ 결과를 받아 다음 mapped_tl->size + tl_e->data_size;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1005mapped_tl->size + tl_e->data_size;

원본 1005번 줄의 mapped_tl->size + tl_e->data_size;는 앞의 uint32_t dtb_max_sz = mapped_tl->max_size - 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1006(빈 줄)

mapped_tl->size + tl_e->data_size;까지의 동작과 if (!transfer_list_set_data_size(mapped_tl, tl_e,에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1007if (!transfer_list_set_data_size(mapped_tl, tl_e,

transfer_list_set_data_size(인자 없음)를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 dtb_max_sz)) {에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1008dtb_max_sz)) {

원본 1008번 줄의 dtb_max_sz)) {는 앞의 if (!transfer_list_set_data_size(mapped_tl, tl_e, 결과를 받아 다음 EMSG("Failed to extend DTB size to %#"PRIx32,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1009EMSG("Failed to extend DTB size to %#"PRIx32,

EMSG(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1010dtb_max_sz);

원본 1010번 줄의 dtb_max_sz);는 앞의 EMSG("Failed to extend DTB size to %#"PRIx32, 결과를 받아 다음 panic();로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1011panic();

panic(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1012}

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

1013fdt_size = tl_e->data_size;

fdt_size에 tl_e->data_size를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

1014}

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

1015}

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

1016(빈 줄)

}까지의 동작과 init_external_dt(boot_arg_fdt, fdt_size);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1017init_external_dt(boot_arg_fdt, fdt_size);

init_external_dt(boot_arg_fdt, fdt_size)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1018reinit_manifest_dt();

reinit_manifest_dt(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1019#ifdef CFG_CORE_FFA

1020tpm_map_log_area(get_manifest_dt());

get_manifest_dt())를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1021#else

1022tpm_map_log_area(get_external_dt());

get_external_dt())를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1023#endif

1024discover_nsec_memory();

discover_nsec_memory(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1025update_external_dt();

update_external_dt(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1026configure_console_from_dt();

configure_console_from_dt(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1027(빈 줄)

configure_console_from_dt();까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1028if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {

IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1029/*

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

1030* Virtualization: We can't initialize threads right now because

원본 주석이 'Virtualization: We can't initialize threads right now because'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1031* threads belong to "tee" part and will be initialized

원본 주석이 'threads belong to "tee" part and will be initialized'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1032* separately per each new virtual guest. So, we'll clear

원본 주석이 'separately per each new virtual guest. So, we'll clear'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1033* "curr_thread" and call it done.

원본 주석이 '"curr_thread" and call it done.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1034*/

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

1035thread_get_core_local()->curr_thread = -1;

thread_get_core_local()->curr_thread에 -1를 = 연산으로 반영해 primary boot thread / initcall state와 연결된 field를 갱신한다. 이후 normal-world return 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

1036} else {

원본 1036번 줄의 } else {는 앞의 thread_get_core_local()->curr_thread = -1; 결과를 받아 다음 thread_init_threads(CFG_NUM_THREADS);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1037thread_init_threads(CFG_NUM_THREADS);

thread_init_threads(CFG_NUM_THREADS)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1038thread_init_boot_thread();

thread_init_boot_thread(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1039}

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

1040thread_init_thread_core_local(CFG_TEE_CORE_NB_CORE);

thread_init_thread_core_local(CFG_TEE_CORE_NB_CORE)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1041}

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

1042(빈 줄)

}까지의 동작과 void __weak boot_init_primary_runtime(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1043void __weak boot_init_primary_runtime(void)

boot_init_primary_runtime 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

1044{

1045thread_init_primary();

thread_init_primary(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1046IMSG("OP-TEE version: %s", core_v_str);

IMSG("OP-TEE version: %s", core_v_str)를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 if (IS_ENABLED(CFG_INSECURE)) {에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1047if (IS_ENABLED(CFG_INSECURE)) {

IS_ENABLED(CFG_INSECURE)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1048IMSG("WARNING: This OP-TEE configuration might be insecure!");

IMSG("WARNING: This OP-TEE configuration might be insecure!")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1049IMSG("WARNING: Please check https://optee.readthedocs.io/en/latest/architecture/porting_guidelines.html");

IMSG("WARNING: Please check https://optee.readthedocs.io/en/latest/architecture/porting_guidelines.html")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1050}

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

1051IMSG("Primary CPU initializing");

IMSG("Primary CPU initializing")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1052#ifdef CFG_CORE_ASLR

1053DMSG("Executing at offset %#lx with virtual load address %#"PRIxVA,

DMSG(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1054(unsigned long)boot_mmu_config.map_offset, VCORE_START_VA);

(unsigned long)boot_mmu_config.map_offset, VCORE_START_VA)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 primary boot thread / initcall state를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 primary boot context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

1055#endif

1056#ifdef CFG_NS_VIRTUALIZATION

1057DMSG("NS-virtualization enabled, supporting %u guests",

1058CFG_VIRT_GUEST_COUNT);

원본 1058번 줄의 CFG_VIRT_GUEST_COUNT);는 앞의 DMSG("NS-virtualization enabled, supporting %u guests", 결과를 받아 다음 #endif로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1059#endif

1060if (IS_ENABLED(CFG_MEMTAG))

IS_ENABLED(CFG_MEMTAG)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1061DMSG("Memory tagging %s",

1062memtag_is_enabled() ? "enabled" : "disabled");

memtag_is_enabled() ? "enabled" : "disabled")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1063(빈 줄)

memtag_is_enabled() ? "enabled" : "disabled");까지의 동작과 /* Check if platform needs NMFI workaround */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1064/* Check if platform needs NMFI workaround */

원본 주석이 'Check if platform needs NMFI workaround'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1065if (cpu_nmfi_enabled()) {

cpu_nmfi_enabled()를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1066if (!IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI))

!IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1067IMSG("WARNING: This ARM core has NMFI enabled, please apply workaround!");

IMSG("WARNING: This ARM core has NMFI enabled, please apply workaround!")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1068} else {

원본 1068번 줄의 } else {는 앞의 IMSG("WARNING: This ARM core has NMFI enabled, please apply workaround!"); 결과를 받아 다음 if (IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI))로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

1069if (IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI))

IS_ENABLED(CFG_CORE_WORKAROUND_ARM_NMFI)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

1070IMSG("WARNING: This ARM core does not have NMFI enabled, no need for workaround");

IMSG("WARNING: This ARM core does not have NMFI enabled, no need for workaround")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1071}

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

1072(빈 줄)

}까지의 동작과 boot_primary_init_intc();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

1073boot_primary_init_intc();

boot_primary_init_intc(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1074init_vfp_nsec();

init_vfp_nsec(인자 없음)를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 if (!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

1075if (!IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)) {

1076/*

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

1077* Unmask native interrupts during driver initcalls.

원본 주석이 'Unmask native interrupts during driver initcalls.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1078*

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

1079* NS-virtualization still uses the temporary stack also

원본 주석이 'NS-virtualization still uses the temporary stack also'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

1080* used for exception handling so it must still have native

원본 주석이 'used for exception handling so it must still have native'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

02. linker section의 service initcall을 실행

core/kernel/initcall.c 43-75줄이다.

filecore/kernel/initcall.canchorvoid __weak call_service_initcalls(void)

43 */
44void __weak call_early_initcalls(void)
45{
46	DO_INIT_CALLS(early_initcall);
47}
48
49/*
50 * Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from
51 * the unpaged area.
52 */
53void __weak call_service_initcalls(void)
54{
55	DO_INIT_CALLS(service_initcall);
56}
57
58/*
59 * Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from
60 * the unpaged area.
61 */
62void __weak call_driver_initcalls(void)
63{
64	DO_INIT_CALLS(driver_initcall);
65}
66
67/*
68 * Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from
69 * the unpaged area.
70 */
71void __weak call_finalcalls(void)
72{
73	DO_INIT_CALLS(finalcall);
74}
75

43-75줄 해설

43*/

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

44void __weak call_early_initcalls(void)

call_early_initcalls 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

45{

46DO_INIT_CALLS(early_initcall);

DO_INIT_CALLS(early_initcall)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

47}

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

48(빈 줄)

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

49/*

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

50* Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from

51* the unpaged area.

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

52*/

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

53void __weak call_service_initcalls(void)

call_service_initcalls 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

54{

55DO_INIT_CALLS(service_initcall);

DO_INIT_CALLS(service_initcall)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

56}

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

57(빈 줄)

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

58/*

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

59* Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from

60* the unpaged area.

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

61*/

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

62void __weak call_driver_initcalls(void)

call_driver_initcalls 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

63{

64DO_INIT_CALLS(driver_initcall);

DO_INIT_CALLS(driver_initcall)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

65}

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

66(빈 줄)

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

67/*

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

68* Note: this function is weak just to make it possible to exclude it from

69* the unpaged area.

원본 주석이 'the unpaged area.'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.

71void __weak call_finalcalls(void)

call_finalcalls 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 primary boot context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

72{

73DO_INIT_CALLS(finalcall);

DO_INIT_CALLS(finalcall)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 primary boot thread / initcall state의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 secure device state 항목과 대조한다.

74}

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

75(빈 줄)

}까지의 동작과 다음 block 경계에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 secure device state 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

early assembly에서 들어온 실행은 S-EL1 primary boot context에 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.

OP-TEE init은 일반 kernel init과 달리 Normal World에 service를 열기 전 secure memory, pager alias, shared memory와 interrupt routing을 먼저 확정해야 한다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 primary boot thread / initcall state다. 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.

standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

init_primary → MMU/pager → heap and DT → service initcalls 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 normal-world return에서 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

early assembly에서 normal-world return까지 제어권이 이동하는 조건

primary CPU가 memory map, pager, heap, DT, service와 TA framework를 순서대로 초기화하는 C 진입 경로를 읽습니다. 이 경로는 함수 호출 목록만 외워서는 연결되지 않는다. early assembly → init_primary → MMU/pager → heap and DT → service initcalls → normal-world return 순서에서 각 단계가 읽는 입력, 새로 확정하는 상태, 다음 단계에 넘기는 값을 구분해야 한다. 특히 S-EL1 primary boot context에서는 이전 단계가 남긴 register와 memory attribute가 C 코드의 전제 조건이 된다.

OP-TEE init은 일반 kernel init과 달리 Normal World에 service를 열기 전 secure memory, pager alias, shared memory와 interrupt routing을 먼저 확정해야 한다. 따라서 첫 지점에서 primary boot thread / initcall state의 주소와 owner를 기록하고, 마지막 지점에서 같은 값이 그대로 유지되는지 아니면 새 객체로 교체되는지를 확인한다. 중간 함수가 성공을 반환해도 standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다.

memory_map와 secure device state의 생성 시점과 수명

이 글에서 함께 나타나는 객체는 memory_map, boot thread, initcall levels, secure device state이다. 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.

primary boot thread / initcall state을 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 initcall 순서 오류: provider 미준비; shared memory 조기 공개: bounds 우회; pager pool 부족: init fault이다. 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 initcall별 timestamp 추가; 첫 SMC 직전 subsystem 상태 dump; pageable 크기 변화에 따른 pool 통계 비교를 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

init_primary는 OP-TEE의 모든 subsystem을 무작정 initcall로 실행하는 함수가 아니다. secure physical memory map과 pager, heap, DT, thread, interrupt, crypto, TA framework 사이에는 명확한 선행 조건이 있고, Normal World의 첫 standard SMC를 허용하기 전에 shared-memory 검증과 thread pool이 준비되어야 한다.

초기화 순서를 읽을 때 early boot allocator와 최종 heap, temporary mapping과 final MMU partition, embedded DT와 external DT를 구분한다. initcall level의 반환값을 기록해도 이미 공개된 provider를 rollback하지 않는 subsystem이 있으므로 실패 뒤 상태도 별도로 본다.

그림 5. 이 경로를 통과하는 다섯 개의 진입 계약

01pageable_part

pager 구성일 때 pageable byte가 놓인 secure/non-secure 접근 가능한 주소여야 한다.

02core memory map

secure, TA, NS SHM, MMIO region이 정렬·비중첩이어야 한다.

03boot thread/core_local

current thread와 stack, exception state가 초기 init 함수를 호출할 수 있어야 한다.

04DT source

secure device와 reserved/shared-memory 정보가 신뢰 경계에 맞게 선택돼야 한다.

05initcall sections

level별 callback이 provider-before-consumer 순서를 만족해야 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	`pageable_part`	_start/boot info	pager 구성일 때 pageable byte가 놓인 secure/non-secure 접근 가능한 주소여야 한다.	init_pager_runtime의 source다.
02	`core memory map`	platform phys_mem declarations	secure, TA, NS SHM, MMIO region이 정렬·비중첩이어야 한다.	MMU와 allocator의 authoritative input이다.
03	`boot thread/core_local`	entry assembly	current thread와 stack, exception state가 초기 init 함수를 호출할 수 있어야 한다.	lock, panic, thread API 사용 가능 범위를 정한다.
04	`DT source`	embedded DT/boot info/platform	secure device와 reserved/shared-memory 정보가 신뢰 경계에 맞게 선택돼야 한다.	driver와 dynamic configuration 입력이다.
05	`initcall sections`	linker	level별 callback이 provider-before-consumer 순서를 만족해야 한다.	서비스 공개 순서를 결정한다.

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	`boot memory map`	core_init_mmu_map	MMU/allocator/DT validation	초기화 뒤 final map 또는 partition으로 전환될 때까지 기준이 된다.
02	`pager pgt/fobj pool`	init_pager_runtime	fault handler	runtime 내내 resident하며 lock과 page owner를 유지한다.
03	`malloc pool`	boot_mem/heap init	core subsystem	초기 allocator object가 최종 heap으로 이동·해제되는 경계를 확인한다.
04	`secure DT`	DT selection/relocation	drivers/initcalls	read-only 또는 owned copy로 runtime까지 유지되며 NS가 변경할 수 없어야 한다.
05	`initcall descriptor`	linker section	call_preinitcalls 등	초기화 중 read-only이며 callback code가 init 이후 남는지 구분한다.
06	`service readiness state`	subsystem init	SMC entry/TA syscall	공개 이후 모든 CPU/thread가 관찰하므로 partial state를 남기면 안 된다.

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
entry assembly에서 넘어온 boot argument와 primary core-local/stack을 확인한다.
02
platform physical region을 수집해 overlap, alignment, secure/non-secure attribute를 검증한다.
03
boot translation table과 final core mapping을 만들고 core ASLR 또는 partition을 적용한다.
04
pager 구성이라면 pageable bytes, hash, physical page pool과 fault handler 자료구조를 초기화한다.
05
secure heap, TA RAM allocator, shared-memory discovery와 dynamic SHM registration 기반을 만든다.
06
embedded/external DT를 검증·보존하고 secure device tree에서 platform service 정보를 읽는다.
07
thread pool, interrupt, crypto, storage, pseudo TA와 user TA loader를 initcall level 순으로 준비한다.
08
각 initcall 반환을 검사하고 실패 시 panic 또는 기능 비활성화 중 정책을 명확히 적용한다.
09
정식 vector/SMC handler와 service capability를 공개한 뒤 TF-A에 init 완료를 반환한다.

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	`CFG_WITH_PAGER`	pager init, pageable verification, physical page pool이 추가된다.	pageable_part와 linker size가 일치하는지 본다.
02	`CFG_CORE_DYN_SHM/RESERVED_SHM`	shared-memory 초기화 source와 capability가 달라진다.	Linux driver와 OP-TEE capability exchange를 확인한다.
03	`CFG_DT`	DT parsing과 dynamic configuration 범위를 바꾼다.	DT source가 secure copy인지 NS pointer인지 구분한다.
04	`CFG_WITH_USER_TA`	user TA loader, user MMU, syscall service를 포함한다.	TA RAM과 pager/user page table 준비를 확인한다.
05	`CFG_TEE_CORE_DEBUG/LOG_LEVEL`	assert와 trace로 초기화 timing·image 크기가 변한다.	log를 켠 build 자체가 race를 숨기는지 timestamp로 비교한다.

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	특정 initcall 뒤 silent hang	`level dispatcher 전후`	callback name, interrupt mask, timestamp, heap	blocking provider 또는 interrupt 의존을 찾는다.
02	첫 SMC에서만 panic	`init 완료 직전과 std SMC entry`	thread pool, SHM capability, vector	서비스를 공개하기 전에 필수 subsystem이 빠졌는지 확인한다.
03	pager build에서만 heap 부족	`pager/heap pool setup`	각 secure RAM subrange와 free page count	linker layout과 allocator reservation 중복을 찾는다.
04	외부 DT 사용 시 secure device 주소 이상	`DT 선택/relocation`	DT pointer, totalsize, source security, translated reg	변조 가능한 NS DT를 신뢰했는지 판정한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`primary boot thread / initcall state`	init_primary	normal-world return 또는 오류 정리 완료까지	standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다.
입력 buffer / metadata	early assembly	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	MMU/pager	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	initcall 순서 오류	provider 미준비	init_primary
02	shared memory 조기 공개	bounds 우회	MMU/pager
03	pager pool 부족	init fault	heap and DT

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 PLATFORM=<platform> CFG_TEE_CORE_LOG_LEVEL=4`	tee.elf, tee.bin과 pageable/pager 구성이 같은 설정에서 생성됐는지 확인한다.
02	ELF 배치	`${CROSS_COMPILE64}readelf -W -lS out/arm/core/tee.elf`	secure RAM 안에서 text, data, pager, pageable 구간이 어떤 주소와 권한으로 배치되는지 확인한다.
03	심볼과 주소	`${CROSS_COMPILE64}nm -n out/arm/core/tee.elf \| grep 'static void init_primary'`	entry, thread, TA manager 함수의 링크 주소를 원본 설명과 연결한다.
04	명령과 예외 경로	`${CROSS_COMPILE64}objdump -drS out/arm/core/tee.elf`	SMC entry, world switch, abort 복귀가 실제 register save/restore와 어떻게 이어지는지 대조한다.
05	Normal world 왕복	`xtest; dmesg \| grep -i optee`	secure console과 Linux OP-TEE driver 로그를 함께 보고 SMC, RPC, shared memory 왕복의 양쪽 증거를 맞춘다.

LAB

직접 확인할 실험

01
initcall별 timestamp 추가
init_primary 진입 전후에 memory_map의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
첫 SMC 직전 subsystem 상태 dump
MMU/pager 진입 전후에 boot thread의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
pageable 크기 변화에 따른 pool 통계 비교
heap and DT 진입 전후에 initcall levels의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 standard SMC를 받을 수 있다고 알리는 시점에는 thread pool, message buffer validation, pager/MMU와 platform service가 모두 준비되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

core/arch/arm/kernel/boot.c4.10.0 원본 파일 OP-TEE OS source tree기준 commit 753afbbee168