DRAM 상단 예약과 relocation 주소 | U-Boot

QUESTION

DRAM 상단 예약과 relocation 주소 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

주소가 위에서 아래로 감소하는 이유와 각 정렬 조건을 그림으로 고정한다. 로그의 한 주소만 보지 말고 인접 영역의 시작·끝을 모두 비교해야 한다.

예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 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. DRAM 상단 예약과 relocation 주소에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01RAM top

02reserved windows

03relocated monitor

04new stack

INVARIANT

예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다.

gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 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

DRAM banks

reserve_top

reserve U-Boot

reserve malloc/FDT

setup_reloc

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	`DRAM banks`	부트 CPU의 동기 실행 문맥	RAM top	reserve_top
02	`reserve_top`	DRAM banks 완료 상태	reserved windows	reserve U-Boot
03	`reserve U-Boot`	reserve_top 완료 상태	relocated monitor	reserve malloc/FDT
04	`reserve malloc/FDT`	reserve U-Boot 완료 상태	new stack	setup_reloc
05	`setup_reloc`	reserve malloc/FDT 완료 상태	new stack	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: 예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 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. DRAM top에서 아래로 내려오는 예약 배치

정확한 포함 여부와 크기는 configuration에 따라 달라지지만 주소 cursor가 위에서 아래로 감소하는 원리는 같다.

높은 주소↓ 주소 감소

사용 가능한 DRAM topsetup_dest_addr()가 시작 cursor 결정

보호 영역 / PRAMLinux와 U-Boot가 건드리지 않는 선택 영역

MMU page tablesarchitecture 정렬 요구

video framebuffer / trace설정에 따라 존재

relocated U-Bootgd->relocaddr

runtime malloc arenaTOTAL_MALLOC_LEN

bd_info + new gd_trelocation 이후의 관리 객체

relocated FDT크기 + padding

bootstage + bloblisthandoff 기록

new stackgd->start_addr_sp

kernel/initrd 적재에 쓸 수 있는 RAM예약 영역과 겹치면 안 됨

낮은 주소예약 cursor 진행 방향

그림 4. reserve 함수가 공유 cursor를 갱신하는 계산

아래 식은 개념식이다. 실제 정렬 단위와 차감 크기는 각 reserve 함수의 원본을 따른다.

01C0usable_ram_top

예약 시작 주소

02C1ALIGN_DOWN(C0, boundary)

현재 cursor 정렬

03C2ALIGN_DOWN(C1 - region_size, region_align)

한 영역을 아래쪽에 배치

04region[C2, C1)

새로 예약된 반개구간

05nextC0 = C2

다음 reserve 함수가 이어서 사용

매 단계에서 C2 <= C1, 실제 DRAM bank 내부, 기존 예약과 비중첩이라는 세 조건을 검사한다.

그림 5. 정상 배치와 carveout 누락으로 생기는 충돌

fault는 relocation copy에서 보이지만 잘못된 주소는 예약 계산에서 이미 만들어질 수 있다.

정상

01DRAM top

02secure carveout 제외

03relocated U-Boot

04malloc

05new stack

06free RAM

충돌

01DRAM top

02secure carveout 누락

03U-Boot ↔ firmware 겹침

04malloc 주소도 함께 이동

05stack corruption 가능

06늦은 random fault

마지막 fault 주소보다 gd->ram_top과 첫 reserve 입력값부터 역추적한다.

그림 6. kernel Image, initrd, DTB가 임시 적재 주소에서 최종 주소로 이동하는 과정

왼쪽은 storage나 network에서 읽은 직후의 staging 주소이고, 오른쪽은 Linux로 분기하기 직전의 최종 배치다. 주소는 개념도이며 실제 값은 보드의 DRAM map과 environment에 따라 달라진다.

01 · LOAD

임시 적재 주소

파일을 읽기 편한 빈 RAM에 우선 올린 상태

HIGHLOW

U-Boot runtimerelocaddr · malloc · stack

booti가 끝날 때까지 덮으면 안 되는 영역

사용 가능한 RAMstaging 사이의 빈 공간

아직 최종 배치가 확정되지 않은 공간

DTB sourcefdt_addr_r

storage에서 읽은 원본 DTB

initrd sourceramdisk_addr_r

initramfs archive와 size

kernel Image sourcekernel_addr_r / loadaddr

raw Image 또는 압축 Image의 입력 buffer

DRAM base사용 가능한 RAM의 시작

보드가 Linux에 공개할 물리 메모리

kernel Imagekernel_addr_rbooti_setup() + memmove images->ep

initrdramdisk_addr_rLMB + boot_ramdisk_high() final initrd range

DTBfdt_addr_rLMB + boot_relocate_fdt() working FDT

02 · HANDOFF

Linux 진입 직전의 최종 주소

실행 조건과 reserved range를 만족하도록 다시 배치

HIGHLOW

U-Boot runtimehandoff 전까지 유지

자기 stack·heap과 payload가 겹치지 않아야 함

working DTBfinal_fdt · 8-byte aligned

여유 공간을 확보하고 /chosen을 수정한 사본

final initrdinitrd_start .. initrd_end

kernel Image와 같은 허용 window 안의 보존 구간

kernel이 사용할 RAMLMB reservation 제외

부팅 뒤 page allocator에 넘길 수 있는 공간

final kernel Image2 MiB aligned base + text_offset

image_size 전체가 안전한 실행 위치

DRAM baseusable system RAM

가능하면 낮은 주소 쪽에 kernel을 배치

ARM64 Linux entry contract

PCfinal kernel entryCPU가 Image 첫 instruction으로 분기

x0final DTB addressLinux가 hardware와 bootargs를 읽는 물리 주소

/chosenlinux,initrd-start / linux,initrd-endinitrd 위치는 DTB property로 전달

x1-x30ARM64 Linux boot protocol의 reserved register

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 U-Boot v2026.07의 common/board_f.c에서 681-769줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commitece349ade2973e220f524ce59e59711cc919263fsymbolstatic int setup_reloc(void)

681	/*
682	 * Relocate only if we are supposed to send it
683	 */
684	if ((gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) &&
685	    CONFIG_BLOBLIST_SIZE == CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC) {
686		debug("Not relocating bloblist\n");
687		return 0;
688	}
689	if (gd->boardf->new_bloblist) {
690		ulong size = bloblist_get_total_size();
691
692		if (size < CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC)
693			size = CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC;
694
695		debug("Copying bloblist from %p to %p, size %lx\n",
696		      gd->bloblist, gd->boardf->new_bloblist, size);
697		return bloblist_reloc(gd->boardf->new_bloblist, size);
698	}
699#endif
700
701	return 0;
702}
703
704void mcheck_on_ramrelocation(size_t offset);
705static int setup_reloc(void)
706{
707	if (!(gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC)) {
708#ifdef CONFIG_TEXT_BASE
709#ifdef ARM
710		gd->reloc_off = gd->relocaddr - (unsigned long)__image_copy_start;
711#elif defined(CONFIG_MICROBLAZE)
712		gd->reloc_off = gd->relocaddr - (u32)_start;
713#elif defined(CONFIG_M68K)
714		/*
715		 * On all ColdFire arch cpu, monitor code starts always
716		 * just after the default vector table location, so at 0x400
717		 */
718		gd->reloc_off = gd->relocaddr - (CONFIG_TEXT_BASE + 0x400);
719#elif !defined(CONFIG_SANDBOX)
720		gd->reloc_off = gd->relocaddr - CONFIG_TEXT_BASE;
721#endif
722#endif
723	}
724
725	memcpy(gd->new_gd, (char *)gd, sizeof(gd_t));
726
727	if (gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) {
728		debug("Skipping relocation due to flag\n");
729	} else {
730#ifdef MCHECK_HEAP_PROTECTION
731		mcheck_on_ramrelocation(gd->reloc_off);
732#endif
733		debug("Relocation Offset is: %08lx\n", gd->reloc_off);
734		debug("Relocating to %08lx, new gd at %08lx, sp at %08lx\n",
735		      gd->relocaddr, (ulong)map_to_sysmem(gd->new_gd),
736		      gd->start_addr_sp);
737	}
738
739	return 0;
740}
741
742#if CONFIG_IS_ENABLED(OF_BOARD_FIXUP)
743static int fix_fdt(void)
744{
745	return board_fix_fdt((void *)gd->fdt_blob);
746}
747#endif
748
749/* ARM calls relocate_code from its crt0.S */
750#if !defined(CONFIG_ARM) && !defined(CONFIG_SANDBOX)
751
752static int jump_to_copy(void)
753{
754	if (gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC)
755		return 0;
756	/*
757	 * x86 is special, but in a nice way. It uses a trampoline which
758	 * enables the dcache if possible.
759	 *
760	 * For now, other archs use relocate_code(), which is implemented
761	 * similarly for all archs. When we do generic relocation, hopefully
762	 * we can make all archs enable the dcache prior to relocation.
763	 */
764#if defined(CONFIG_X86) || defined(CONFIG_ARC)
765	/*
766	 * SDRAM and console are now initialised. The final stack can now
767	 * be setup in SDRAM. Code execution will continue in Flash, but
768	 * with the stack in SDRAM and Global Data in temporary memory
769	 * (CPU cache)

LINE BY LINE

681-769줄 해설

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

681/*

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

682* Relocate only if we are supposed to send it

원본 주석이 'Relocate only if we are supposed to send it'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

683*/

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

684if ((gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) &&

원본 684번 줄의 if ((gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) &&는 앞의 */ 결과를 받아 다음 CONFIG_BLOBLIST_SIZE == CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC) {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

685CONFIG_BLOBLIST_SIZE == CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC) {

원본 685번 줄의 CONFIG_BLOBLIST_SIZE == CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC) {는 앞의 if ((gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) && 결과를 받아 다음 debug("Not relocating bloblist\n");로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

686debug("Not relocating bloblist\n");

debug("Not relocating bloblist\n")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 return 0;에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

687return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

688}

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

689if (gd->boardf->new_bloblist) {

gd->boardf->new_bloblist를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

690ulong size = bloblist_get_total_size();

ulong size = bloblist_get_total_size()를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

691(빈 줄)

ulong size = bloblist_get_total_size();까지의 동작과 if (size < CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

692if (size < CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC)

size < CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

693size = CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC;

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

694(빈 줄)

size = CONFIG_BLOBLIST_SIZE_RELOC;까지의 동작과 debug("Copying bloblist from %p to %p, size %lx\n",에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

695debug("Copying bloblist from %p to %p, size %lx\n",

debug(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

696gd->bloblist, gd->boardf->new_bloblist, size);

원본 696번 줄의 gd->bloblist, gd->boardf->new_bloblist, size);는 앞의 debug("Copying bloblist from %p to %p, size %lx\n", 결과를 받아 다음 return bloblist_reloc(gd->boardf->new_bloblist, size);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

697return bloblist_reloc(gd->boardf->new_bloblist, size);

bloblist_reloc(gd->boardf->new_bloblist, size)를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

698}

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

699#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.

700(빈 줄)

#endif까지의 동작과 return 0;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

701return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

702}

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

703(빈 줄)

}까지의 동작과 void mcheck_on_ramrelocation(size_t offset);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

704void mcheck_on_ramrelocation(size_t offset);

void mcheck_on_ramrelocation(size_t offset)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

705static int setup_reloc(void)

setup_reloc 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

706{

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

707if (!(gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC)) {

!(gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

708#ifdef CONFIG_TEXT_BASE

#ifdef 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_TEXT_BASE이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

709#ifdef ARM

#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.

710gd->reloc_off = gd->relocaddr - (unsigned long)__image_copy_start;

gd->reloc_off = gd->relocaddr - (unsigned long)__image_copy_start를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

711#elif defined(CONFIG_MICROBLAZE)

#elif 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_MICROBLAZE이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

712gd->reloc_off = gd->relocaddr - (u32)_start;

gd->reloc_off에 gd->relocaddr - (u32)_start를 = 연산으로 반영해 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp와 연결된 field를 갱신한다. 이후 setup_reloc 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

713#elif defined(CONFIG_M68K)

#elif 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_M68K이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

714/*

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

715* On all ColdFire arch cpu, monitor code starts always

원본 주석이 'On all ColdFire arch cpu, monitor code starts always'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

716* just after the default vector table location, so at 0x400

원본 주석이 'just after the default vector table location, so at 0x400'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

717*/

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

718gd->reloc_off = gd->relocaddr - (CONFIG_TEXT_BASE + 0x400);

gd->reloc_off에 gd->relocaddr - (CONFIG_TEXT_BASE + 0x400)를 = 연산으로 반영해 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp와 연결된 field를 갱신한다. 이후 setup_reloc 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

719#elif !defined(CONFIG_SANDBOX)

#elif 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_SANDBOX이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

720gd->reloc_off = gd->relocaddr - CONFIG_TEXT_BASE;

gd->reloc_off에 gd->relocaddr - CONFIG_TEXT_BASE를 = 연산으로 반영해 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp와 연결된 field를 갱신한다. 이후 setup_reloc 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

721#endif

722#endif

723}

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

724(빈 줄)

}까지의 동작과 memcpy(gd->new_gd, (char *)gd, sizeof(gd_t));에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

725memcpy(gd->new_gd, (char *)gd, sizeof(gd_t));

memcpy(gd->new_gd, (char *)gd, sizeof(gd_t))를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

726(빈 줄)

memcpy(gd->new_gd, (char *)gd, sizeof(gd_t));까지의 동작과 if (gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

727if (gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC) {

gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

728debug("Skipping relocation due to flag\n");

debug("Skipping relocation due to flag\n")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

729} else {

원본 729번 줄의 } else {는 앞의 debug("Skipping relocation due to flag\n"); 결과를 받아 다음 #ifdef MCHECK_HEAP_PROTECTION로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

730#ifdef MCHECK_HEAP_PROTECTION

731mcheck_on_ramrelocation(gd->reloc_off);

mcheck_on_ramrelocation(gd->reloc_off)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

732#endif

733debug("Relocation Offset is: %08lx\n", gd->reloc_off);

debug("Relocation Offset is: %08lx\n", gd->reloc_off)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

734debug("Relocating to %08lx, new gd at %08lx, sp at %08lx\n",

735gd->relocaddr, (ulong)map_to_sysmem(gd->new_gd),

map_to_sysmem(gd->new_gd)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 new stack 항목과 대조한다.

736gd->start_addr_sp);

원본 736번 줄의 gd->start_addr_sp);는 앞의 gd->relocaddr, (ulong)map_to_sysmem(gd->new_gd), 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

737}

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

738(빈 줄)

}까지의 동작과 return 0;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

739return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

740}

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

741(빈 줄)

}까지의 동작과 #if CONFIG_IS_ENABLED(OF_BOARD_FIXUP)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

742#if CONFIG_IS_ENABLED(OF_BOARD_FIXUP)

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_IS_ENABLED이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

743static int fix_fdt(void)

fix_fdt 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

744{

745return board_fix_fdt((void *)gd->fdt_blob);

board_fix_fdt((void *)gd->fdt_blob)를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

746}

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

747#endif

748(빈 줄)

#endif까지의 동작과 /* ARM calls relocate_code from its crt0.S */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

749/* ARM calls relocate_code from its crt0.S */

원본 주석이 'ARM calls relocate_code from its crt0.S'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

750#if !defined(CONFIG_ARM) && !defined(CONFIG_SANDBOX)

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_ARM, CONFIG_SANDBOX이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

751(빈 줄)

#if !defined(CONFIG_ARM) && !defined(CONFIG_SANDBOX)까지의 동작과 static int jump_to_copy(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 new stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

752static int jump_to_copy(void)

jump_to_copy 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

753{

754if (gd->flags & GD_FLG_SKIP_RELOC)

755return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

756/*

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

757* x86 is special, but in a nice way. It uses a trampoline which

원본 주석이 'x86 is special, but in a nice way. It uses a trampoline which'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

758* enables the dcache if possible.

원본 주석이 'enables the dcache if possible.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

759*

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

760* For now, other archs use relocate_code(), which is implemented

원본 주석이 'For now, other archs use relocate_code(), which is implemented'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

761* similarly for all archs. When we do generic relocation, hopefully

원본 주석이 'similarly for all archs. When we do generic relocation, hopefully'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

762* we can make all archs enable the dcache prior to relocation.

원본 주석이 'we can make all archs enable the dcache prior to relocation.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

763*/

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

764#if defined(CONFIG_X86) || defined(CONFIG_ARC)

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. 관련 설정은 CONFIG_X86, CONFIG_ARC이다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

765/*

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

766* SDRAM and console are now initialised. The final stack can now

원본 주석이 'SDRAM and console are now initialised. The final stack can now'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

767* be setup in SDRAM. Code execution will continue in Flash, but

원본 주석이 'be setup in SDRAM. Code execution will continue in Flash, but'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

768* with the stack in SDRAM and Global Data in temporary memory

원본 주석이 'with the stack in SDRAM and Global Data in temporary memory'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

769* (CPU cache)

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

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

DRAM banks에서 들어온 실행은 부트 CPU의 동기 실행 문맥에 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.

주소가 위에서 아래로 감소하는 이유와 각 정렬 조건을 그림으로 고정한다. 로그의 한 주소만 보지 말고 인접 영역의 시작·끝을 모두 비교해야 한다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 gd->relocaddr / gd->start_addr_sp다. 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.

예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

reserve_top → reserve U-Boot → reserve malloc/FDT 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 setup_reloc에서 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

예약 계산은 공통 cursor를 아래로 내리는 누적 연산이다

setup_dest_addr()가 정한 RAM 상단에서 여러 reserve_*() 함수가 정렬과 크기 차감을 연속으로 수행한다. 각 함수는 독립 allocator가 아니므로 video buffer 하나가 커지면 U-Boot, malloc, FDT, stack의 최종 주소가 모두 함께 이동한다.

주소표에는 각 영역의 exclusive start/end, 요청 크기, 정렬 뒤 실제 소비 크기를 적는다. unsigned underflow가 발생하면 매우 큰 정상 주소처럼 보일 수 있어 차감 전후의 범위 검사도 필요하다.

실제 DRAM과 U-Boot가 사용 가능한 DRAM은 다르다

secure firmware carveout, OP-TEE, framebuffer, crash log, reserved-memory는 DRAM controller가 보고한 총량 안에 있어도 U-Boot가 덮으면 안 된다. gd->ram_top을 단순히 base+size로 계산하지 않고 board 제한과 LMB reservation이 어느 단계에 반영되는지 본다.

여러 bank 또는 4 GiB 경계를 넘는 시스템에서는 가장 높은 bank가 relocation에 적합하지 않을 수 있다. architecture의 address width, DMA 제한과 MMU mapping 범위를 같이 검토한다.

relocation 주소 오류는 복사보다 먼저 생성된다

fault가 relocate_code에서 발생해도 원인은 앞선 reserve_*()의 크기나 정렬일 수 있다. bdinfo의 relocaddr, start_addr_sp, malloc base, FDT 주소를 reservation 함수 직후 값과 비교해 처음 달라진 지점을 찾는다.

configuration 하나씩 바꿔 주소 delta를 측정하면 어떤 영역이 얼마를 소비했는지 검산할 수 있다. CONFIG_SYS_MALLOC_LEN, video mode, FDT padding을 동시에 바꾸면 원인 분리가 어려워진다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`gd->relocaddr / gd->start_addr_sp`	reserve_top	setup_reloc 또는 오류 정리 완료까지	예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다.
입력 buffer / metadata	DRAM banks	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	reserve U-Boot	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	RAM size 과대 보고	비존재 DRAM으로 복사	reserve_top
02	secure carveout 누락	firmware 영역 침범	reserve U-Boot
03	정렬 누락	MMU mapping 또는 DMA 문제	reserve malloc/FDT

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	전처리 결과	`make <board>_defconfig && make V=1`	선택된 CONFIG와 실제 compile/link 명령을 보관한다.
02	symbol과 section	`${CROSS_COMPILE}nm -n u-boot \| grep 'static int setup_reloc'`	symbol 주소가 기대한 stage와 image에 들어갔는지 확인한다.
03	어셈블리 대조	`${CROSS_COMPILE}objdump -drS u-boot`	C 한 줄이 실제 branch, relocation, memory access로 어떻게 바뀌었는지 본다.
04	주소 배치	`bdinfo`	relocaddr, malloc, FDT, stack과 DRAM bank 주소를 한 번에 기록한다.
05	runtime 관찰	`dm tree; dm uclass; printenv`	driver model과 환경이 이 단계에서 실제로 공개되었는지 확인한다.

LAB

직접 확인할 실험

01
bdinfo에서 relocaddr와 RAM top 비교
reserve_top 진입 전후에 RAM top의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
CONFIG_SYS_MALLOC_LEN 변경 전후 map 작성
reserve U-Boot 진입 전후에 reserved windows의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
reserved-memory를 제거해 충돌 증상 재현
reserve malloc/FDT 진입 전후에 relocated monitor의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 예약 영역은 서로 겹치지 않고 실제 DRAM bank 안에 있으며 architecture 정렬을 만족해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

common/board_f.cv2026.07 원본 파일 U-Boot source tree기준 commit ece349ade297