代码重定位的思考(1)----PC基址跳转
所谓代码的重定位(relocate)，就是把可执行代码移动到内存中的另外一个地址去。OS一般会把内核从硬盘COPY到内存中去执行，就是用到了重定位这个技术。可执行代码经过编译，连接和定位之后，代码段和数据段都已经被定位器固定了。那么移动这段代码之后，程序若碰到branch指令，会不会跳到错误的地址去执行呢？
为了验证这个问题，笔者以Renesas SH2A体系的CPU为例，来做了相关的测试。
硬件平台：
CPU和外部SDRAM
其中CPU内部包含一小块SRAM
程序被下载到外部SDRAM里面执行。笔者将外部SDRAM地址08010000到08010120区间的代码复制到CPU内部SRAM地址FFF80000处，并跳转到FFF80000去执行。
08010000到08010120区间包含了flush_cache()和它调用的init_node()的代码。
下面是代码拷贝的汇编函数
_relocate:
MOVML.L R6,@-R15
STS.L PR,@-R15
MOV.L #H'FFF80000,R0 ; start address of the internal RAM.
MOV.L #_flush_cache,R1 ; start address of flush_cache()
MOV.L #H'8010120,R6 ; copy stop address
Copy_Loop:
MOV.L @R1,R2
MOV.L R2,@R0 ; 开始拷贝代码到SRAM
ADD #H'4,R0
ADD #H'4,R1
CMP/EQ R6,R1
BT Continue ; if T = 1, copy finished
MOV.L #Copy_Loop,R3
JMP @R3
NOP
Continue:
CLRT
MOV.L #H'FFF80000,R5
JSR @R5 ; execute flush_cache() in the internal RAM.
NOP
LDS.L @R15+,PR
MOVML.L @R15+,R6
RTS/N
.END
下面是flush_cache()的C函数，里面调用另一个函数init_node()，以便让CPU产生branch指令
// 入口地址为0x08010000
void flush_cache(void)
{
CCNT.CCR1.BIT.ICF = 1;
CCNT.CCR1.BIT.OCF = 1;
// 入口地址为0x08010028
init_node(0);
}
经过调试，发现程序能正常跳转到地址FFF80000去执行flush_cache()，接下来也能正常跳转到init_node()去执行，CPU完成了代码的重定位。
下面我们来看看编译器对flush_cache()生成的地址，机器码和反汇编。
移动之前：
地址 机器码 指令
08010014 D703 MOV.L @(H'000C:8,PC),R7 ;注意这里的R7就是init_node()的入口地址
08010016 472B JMP @R7 ;JMP是一条branch指令，用于子函数的跳转
移动之后：
地址 机器码 指令
FFF80014 D703 MOV.L @(H'000C:8,PC),R7
FFF80016 472B JMP @R7
我们发现了一个很奇怪的问题，就是移动之前和移动之后的代码是完全不变的，但是程序在执行JMP @R7之后，确都能准确地跳转到0x08010028去执行init_node()。这是为什么呢？
很明显，我们发现了MOV.L @(H'000C:8,PC),R7这条指令的与众不同。该指令是把PC的内容加上H'000C:8计算产生的偏移量之和送入R7，于是真相明白了。编译器在遇到branch指令时，是以PC为基址来跳转的。
我们来查看该指令。
16-bit/32-bit displacement
PC indirect with displacement(带转移的PC间接寻址)
MOV.L @(disp:8,PC),R7
The effective address is the sum of PC value and an 8-bit displacement(disp). The value of disp is zero-extended, and is doubled for a word operation, and quadrupled for a longword operation. For a longword operation, the lowest two bits of the PC value are masked.
Word:
PC + disp * 2
Longword:
PC & H'FFFFFFFC + disp * 4
由于copy代码的时候，是将flush_cache()和init_node()作为一个整体来COPY的，所以CPU还是可以跳转到init_node()去。
最后思考一个问题，如果不把init_node()的代码COPY到SRAM里去，flush_cache()还能不能调用它呢？
实验证明，如果把 MOV.L #H'8010120,R6换成MOV.L #H'8010020,R6，即不拷贝init_node()，程序会跳转到一个错误的地址。
疑问：
以PC为基址的偏移量是有范围的(0xff * 4 = 1020Bytes)，以Rn为基址的最大范围是16380Bytes(16KB)。如果程序超过了16KB，要调用的函数的代码不在这个范围内，程序还会正常跳转吗？
代码重定位的思考(2)----Literal Pool
根据(1)的测试，我们已经知道，编译器会把每个函数的入口地址以及常量的地址都放到一个称为Literal Pool(文字池)的区域。
请注意：Literal Pool里面只存放地址！
假设要操作一个常数，使用如下指令：
MOV.L H'FFFF0000,R0
编译器将这条指令编译成如下：
MOV.L @(H'0010:8,PC),R5
(H'0010:8,PC)就是H'FFFF0000在Literal Pool里面的地址，CPU根据这个地址，取出H'FFFF0000这个值，然后送入R5。
同理，调用函数时，如(1)里面经过编译后的代码：
MOV.L @(H'000C:8,PC),R7
JMP @R7
(H'000C:8,PC)就是被调函数的入口地址在Literal Pool里面的地址，CPU根据这个地址，在Literal Pool里取出被调函数的入口地址，然后去执行被调函数。
另外，一些指令被翻译成机器码之后，只占16或者32位。这样的话，操作数只有4位或者8位，无法直接处理32位的立即数。CPU借助Literal Pool，只需要在操作数里放置偏移量就可以使用一个32位的操作数。
SH2A的指令长度为16位。
试想一下，假设CPU的指令有64位或者更多，那么就可以直接使用一个32位的操作数了。实时上，在CISC体系的CPU中，例如Intel，指令长度可以达到15个Bytes，一条指令往往被编译成占用5个以上BYTE的机器码，一条指令就可以附带一个32位的操作数。但在RISC体系里，显然无法实现该功能。
总结：
我们现在可以回答(1)里面最后的疑问了。
程序在移动时，通常要把代码段和数据段一起移动。因为Literal Pool一般位于代码段的后面，当我们一起COPY这个Literal Pool的时候，程序会正确的找到被调函数的入口地址。见附录。
注意Literal Pool与代码的距离是有个范围的，如果PC的偏移量超过了这个范围，程序一样会跳转错误。这时，我们可以告知编译器，把Literal Pool放在这个范围内。SH2A的编译器一般都会自动完成这一功能(Automatic Literal Pool Gereration Function)，或者用.POOL关键字来优化Literal Pool。一般的编译器都会有类似的功能。
附录：
Source program
-------------------------------------------
.SECTION CD1, CODE, LOCATE=H'0000F000
CD1_START:
MOV.L #H'FFFF0000,R0
MOV.W #H'FF00,R1
MOV.L #CD1_START,R2
MOV #H'FF,R3
RTS
MOV R0,R10
.END
--------------------------------------------
Automatic literal pool generation result(source list)
-----------------------------------------------------
1 0000F000 1 .SECTION CD1, CODE, LOCATE=H'0000F000
2 0000F000 2 CD1_START
3 0000F000 D003 3 MOV.L #H'FFFF0000,R0
4 0000F002 9103 4 MOV.W #H'FF00,R1
5 0000F004 D203 5 MOV.L #CD1_START,R2
6 0000F006 E3FF 6 MOV #H'FF,R3
7 0000F008 000B 7 RTS
8 0000F00A 6A03 8 MOV R0,R10
9 **** begin pool ****
10 0000F00C FF00 data for source-line 4
11 0000F00E 0000 alignment code
12 0000F010 FFFF0000 data for source-line 3
13 0000F014 0000F000 data for source-line 5
14 **** end pool ****
15 9 .END
-----------------------------------------------------
------摘自SH2A汇编器手册
代码重定位的思考(3)----位置无关代码PIC
译器在编译一段程序时，要经过三个步骤：编译，链接和加载。在链接时，要对所有目标文件进行重定位，建立符号引用规则，同时为变量，函数等分配地址。程序执行时，把代码加载到链接时指定的地址空间，以保证程序在执行过程中对变量，函数等符号的正确引用，是程序正常运行。
但是，在操作系统中，一个进程通常从硬盘等二级存储设备拷贝到内存中去执行，这两者的地址是不同的，因此操作系统要对这个进程进行重定位，才能正确运行该进程。
在设计系统引导程序如bootloader时，也要对代码进行重定位。因为我们为了提高速度，需要将bootloader从ROM拷贝到RAM中去执行，这两者的地址也不同。
拷贝bootloader的这一小段代码是上电后就开始执行的，这些代码即使不在链接时指定的地址空间也能正确运行，这就是位置无关代码(position independent code)。
PIC的特点是，它被加载到任意地址空间都可以正确的执行。其原理是PIC对常量和函数入口地址的操作都是基于PC+偏移量的寻址方式。即使程序被移动，但是PC也变化了，而偏移量是不变的，所以程序仍然可以找到正确的入口地址或者常量。
例如：SH里面的BRA指令就可以用来设计PIC
BRA _main
编译后：
_main * 2 + PC -> PC
在SH体系中，MOV指令操作一个常数或者函数入口地址，比如：
MOV.L #_main, R0
MOV.L #H'FF010010,R0
编译器通常将这个常数或者地址存放在(2)里面的literal pool中。
请注意：literal pool里面实际上只存放绝对地址或者常量！！
因此，我们可以得出一个结论：
使用literal pool并不能产生位置无关代码，因为在literal pool里面存放的是函数入口的绝对地址或者常数，移动程序后，这些内容并没有改变。
在设计bootloader时，一个可行的方法是，将bootloader链接到RAM里面的指定位置(0x1000000)，然后将bootloader加载到ROM里面的地址0x0处，CPU上电从ROM地址0x0执行。此时的bootloader的运行地址为0x0，而链接地址为0x1000000。由于bootloader头部的一小段代码是位置无关代码，它仍然可以在地址0x0处运行，并将整个bootloader拷贝到RAM地址的0x1000000处，然后清除bss段并设置堆栈，最后将main()的绝对地址(链接时的地址)，比如0x1000100装入PC，并跳转到RAM里去。
MOV.L #_main, R0
JSR @R0
NOP
执行到这里后，程序就从ROM跳转到RAM里面了。
指令MOV.L _main, R0之前的所有指令都是位置无关代码。由于MOV指令会把main的绝对地址0x1000100放入literal pool，因此执行JSR @R0之后，程序就跳转到RAM里面的0x1000100处了。
至此，bootloader就在链接时指定的地址处运行了，这时它就可以在RAM里使用literal pool里面的绝对地址来进行函数的跳转或者操作常数了。这与重定位之前的情况是一样的。
值得一提的是，在有操作系统的系统中，不可能把进程都用PIC来写(编译器不能将C程序完全编译成PIC)，由于进程可以随意的从硬盘加载到内存中，因此必须从硬件上来实现重定位，比如重定位寄存器。x86提供代码段，数据段，堆栈段重定位寄存器，操作系统通过修改这些寄存器，来重定位内存中的代码，数据和栈。
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