OP-TEE AArch64 _start와 TF-A 인자

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

}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 boot arguments 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

#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.

nex_malloc_add_pool((void *)va, len)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

malloc_add_pool((void *)va, len)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

true를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

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

}까지의 동작과 static void init_primary(unsigned long pageable_part)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

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

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

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

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

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.

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

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.

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

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

thread_set_exceptions(THREAD_EXCP_ALL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

primary_save_cntfrq(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

init_vfp_sec(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

init_vfp_sec();까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE))에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

IS_ENABLED(CFG_CRYPTO_WITH_CE)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

check_crypto_extensions(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

check_crypto_extensions();까지의 동작과 init_asan();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

init_asan(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

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

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.

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.

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.

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

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

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

#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.

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.

malloc_add_pool(__heap2_start, __heap2_end - __heap2_start)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

#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.

nex_malloc_add_pool(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

#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.

malloc_add_pool(__heap1_start, __heap1_end - __heap1_start)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

IMSG_RAW("\n")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

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 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

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 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

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 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

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

#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.

nex_malloc_add_pool(p, sz)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

malloc_add_pool(p, sz)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

#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.

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

}까지의 동작과 core_mmu_save_mem_map();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

core_mmu_save_mem_map(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

core_mmu_init_phys_mem(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

boot_mem_foreach_padding(add_padding_to_pool, NULL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

!IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

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

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.

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

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

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

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

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

}까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

IS_ENABLED(CFG_DYN_CONFIG)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

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

원본 주석이 'This is needed to enable virt_page_alloc() now that'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'boot_mem_alloc() can't be used any longer.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

nex_page_alloc_init(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 953번 줄의 else는 앞의 nex_page_alloc_init(); 결과를 받아 다음 page_alloc_init();로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

page_alloc_init(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

}까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

IS_ENABLED(CFG_WITH_PAGER)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

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

원본 주석이 'Pager: init_runtime() calls thread_kernel_enable_vfp()'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'so we must set a current thread right now to avoid a'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'chicken-and-egg problem (thread_init_boot_thread() sets'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'the current thread but needs things set by'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

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

thread_get_core_local()->curr_thread에 0를 = 연산으로 반영해 _start / boot arguments / early stack와 연결된 field를 갱신한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

init_pager_runtime(pageable_part)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

}까지의 동작과 /* Initialize canaries around the stacks */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

원본 주석이 'Initialize canaries around the stacks'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

thread_init_canaries(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

thread_init_per_cpu(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

}까지의 동작과 static bool cpu_nmfi_enabled(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

cpu_nmfi_enabled 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, S-EL1 early assembly context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

#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.

read_sctlr() & SCTLR_NMFI를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

#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.

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

false를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

#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.

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

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

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

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.

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

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

boot_init_primary_late(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

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

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 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

IS_ENABLED(CFG_TRANSFER_LIST) && mapped_tl를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

#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.

unsigned int reloc_offs = (vaddr_t)__pageable_start - VCORE_START_VA를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

const struct boot_embdata *embdata = (const void *)__init_end를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

const void *reloc = __init_end + embdata->reloc_offset를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

const void *reloc = __init_end + embdata->reloc_offset;까지의 동작과 return fobj_ro_reloc_paged_alloc(num_pages, hashes, reloc_offs,에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

fobj_ro_reloc_paged_alloc(num_pages, hashes, reloc_offs,를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

원본 470번 줄의 reloc, embdata->reloc_len, store);는 앞의 return fobj_ro_reloc_paged_alloc(num_pages, hashes, reloc_offs, 결과를 받아 다음 #else로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

#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.

fobj_ro_paged_alloc(num_pages, hashes, store)를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

#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.

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

}까지의 동작과 static void init_pager_runtime(unsigned long pageable_part)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

init_pager_runtime 함수 정의가 시작된다. 입력은 unsigned long pageable_part이며, S-EL1 early assembly context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

size_t n를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

size_t init_size = (size_t)(__init_end - __init_start)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

size_t pageable_start = (size_t)__pageable_start를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

size_t pageable_end = (size_t)__pageable_end를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

size_t pageable_size = pageable_end - pageable_start를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

원본 483번 줄의 vaddr_t tzsram_end = TZSRAM_BASE + TZSRAM_SIZE - TEE_LOAD_ADDR +는 앞의 size_t pageable_size = pageable_end - pageable_start; 결과를 받아 다음 VCORE_START_VA;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 484번 줄의 VCORE_START_VA;는 앞의 vaddr_t tzsram_end = TZSRAM_BASE + TZSRAM_SIZE - TEE_LOAD_ADDR + 결과를 받아 다음 size_t hash_size = (pageable_size / SMALL_PAGE_SIZE) *로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 485번 줄의 size_t hash_size = (pageable_size / SMALL_PAGE_SIZE) *는 앞의 VCORE_START_VA; 결과를 받아 다음 TEE_SHA256_HASH_SIZE;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 486번 줄의 TEE_SHA256_HASH_SIZE;는 앞의 size_t hash_size = (pageable_size / SMALL_PAGE_SIZE) * 결과를 받아 다음 const struct boot_embdata *embdata = (const void *)__init_end;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

const struct boot_embdata *embdata = (const void *)__init_end를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

const void *tmp_hashes = NULL를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

tee_mm_entry_t *mm에 NULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

struct fobj *fobj = NULL를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

uint8_t *paged_store에 NULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

uint8_t *hashes에 NULL를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

uint8_t *hashes = NULL;까지의 동작과 assert(pageable_size % SMALL_PAGE_SIZE == 0);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

assert(pageable_size % SMALL_PAGE_SIZE에 = 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

assert(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 496번 줄의 embdata->hashes_len);는 앞의 assert(embdata->total_len >= embdata->hashes_offset + 결과를 받아 다음 assert(hash_size == embdata->hashes_len);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

assert(hash_size에 = embdata->hashes_len)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

assert(hash_size == embdata->hashes_len);까지의 동작과 tmp_hashes = __init_end + embdata->hashes_offset;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

tmp_hashes에 __init_end + embdata->hashes_offset를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

tmp_hashes = __init_end + embdata->hashes_offset;까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'This needs to be initialized early to support address lookup'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

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

tee_pager_early_init(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_pager_early_init();까지의 동작과 hashes = malloc(hash_size);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

hashes에 malloc(hash_size)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

IMSG_RAW("\n")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

IMSG("Pager is enabled. Hashes: %zu bytes", hash_size)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

assert(hashes)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

asan_memcpy_unchecked(hashes, tmp_hashes, hash_size)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

asan_memcpy_unchecked(hashes, tmp_hashes, hash_size);까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'The pager is about the be enabled below, eventual temporary boot'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'memory allocation must be removed now.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

boot_mem_release_tmp_alloc(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

boot_mem_release_tmp_alloc();까지의 동작과 carve_out_asan_mem();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

carve_out_asan_mem(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

carve_out_asan_mem();까지의 동작과 mm = nex_phys_mem_ta_alloc(pageable_size);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

mm에 nex_phys_mem_ta_alloc(pageable_size)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 assert(mm);가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

assert(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_mm_get_smem(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 524번 줄의 MEM_AREA_SEC_RAM_OVERALL, pageable_size);는 앞의 paged_store = phys_to_virt(tee_mm_get_smem(mm), 결과를 받아 다음 /*로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

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

원본 주석이 'Load pageable part in the dedicated allocated area:'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 '- Move pageable non-init part into pageable area. Note bootloader'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'may have loaded it anywhere in TA RAM hence use memmove().'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 '- Copy pageable init part from current location into pageable area.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

memmove(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

phys_to_virt(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

core_mmu_get_type_by_pa(pageable_part)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 534번 줄의 __pageable_part_end - __pageable_part_start),는 앞의 core_mmu_get_type_by_pa(pageable_part), 결과를 받아 다음 __pageable_part_end - __pageable_part_start);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 535번 줄의 __pageable_part_end - __pageable_part_start);는 앞의 __pageable_part_end - __pageable_part_start), 결과를 받아 다음 asan_memcpy_unchecked(paged_store, __init_start, init_size);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

asan_memcpy_unchecked(paged_store, __init_start, init_size)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

원본 주석이 'Undo eventual relocation for the init part so the hash checks'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

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

undo_init_relocation(paged_store)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

undo_init_relocation(paged_store);까지의 동작과 /* Check that hashes of what's in pageable area is OK */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

원본 주석이 'Check that hashes of what's in pageable area is OK'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

DMSG("Checking hashes of pageable area")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

'for (n = 0; (n * SMALL_PAGE_SIZE) < pageable_size; n++) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 _start / boot arguments / early stack를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

const uint8_t *hash에 hashes + n * TEE_SHA256_HASH_SIZE를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

const uint8_t *page에 paged_store + n * SMALL_PAGE_SIZE를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 C init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

원본 548번 줄의 TEE_Result res;는 앞의 const uint8_t *page = paged_store + n * SMALL_PAGE_SIZE; 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

TEE_Result res;까지의 동작과 DMSG("hash pg_idx %zu hash %p page %p", n, hash, page);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

DMSG("hash pg_idx %zu hash %p page %p", n, hash, page)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

res에 hash_sha256_check(hash, page, SMALL_PAGE_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (res != TEE_SUCCESS) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

res != TEE_SUCCESS를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

EMSG(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 554번 줄의 n, (void *)page, res);는 앞의 EMSG("Hash failed for page %zu at %p: res 0x%x", 결과를 받아 다음 panic();로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

panic(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

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

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

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

원본 주석이 'Assert prepaged init sections are page aligned so that nothing'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'trails uninited at the end of the premapped init area.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

assert(!(init_size & SMALL_PAGE_MASK))를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

assert(!(init_size & SMALL_PAGE_MASK));까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'Initialize the virtual memory pool used for main_mmu_l2_ttb which'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'is supplied to tee_pager_init() below.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

init_virt_pool(&core_virt_mem_pool)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

init_virt_pool(&core_virt_mem_pool);까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'Assign alias area for pager end of the small page block the rest'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'of the binary is loaded into. We're taking more than needed, but'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'we're guaranteed to not need more than the physical amount of'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

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

tee_mm_alloc2(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 578번 줄의 (vaddr_t)core_virt_mem_pool.lo +는 앞의 mm = tee_mm_alloc2(&core_virt_mem_pool, 결과를 받아 다음 core_virt_mem_pool.size - TZSRAM_SIZE,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 579번 줄의 core_virt_mem_pool.size - TZSRAM_SIZE,는 앞의 (vaddr_t)core_virt_mem_pool.lo + 결과를 받아 다음 TZSRAM_SIZE);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 580번 줄의 TZSRAM_SIZE);는 앞의 core_virt_mem_pool.size - TZSRAM_SIZE, 결과를 받아 다음 assert(mm);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

assert(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_pager_set_alias_area(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_pager_set_alias_area(mm);까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'Claim virtual memory which isn't paged.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'Linear memory (flat map core memory) ends there.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

tee_mm_alloc2(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 589번 줄의 (vaddr_t)(__pageable_start - VCORE_UNPG_RX_PA));는 앞의 mm = tee_mm_alloc2(&core_virt_mem_pool, VCORE_UNPG_RX_PA, 결과를 받아 다음 assert(mm);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

assert(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

assert(mm);까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'Allocate virtual memory for the pageable area and let the pager'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'take charge of all the pages already assigned to that memory.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

tee_mm_alloc2(&core_virt_mem_pool, (vaddr_t)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 597번 줄의 pageable_size);는 앞의 mm = tee_mm_alloc2(&core_virt_mem_pool, (vaddr_t)__pageable_start, 결과를 받아 다음 assert(mm);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

assert(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

fobj에 ro_paged_alloc(mm, hashes, paged_store)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 assert(fobj);가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

assert(fobj)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_mm_get_smem(mm)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 602번 줄의 fobj);는 앞의 tee_pager_add_core_region(tee_mm_get_smem(mm), PAGED_REGION_TYPE_RO, 결과를 받아 다음 fobj_put(fobj);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

fobj_put(fobj)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

fobj_put(fobj);까지의 동작과 tee_pager_add_pages(pageable_start, init_size / SMALL_PAGE_SIZE, false);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

tee_pager_add_pages(pageable_start, init_size / SMALL_PAGE_SIZE, false)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

tee_pager_add_pages(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 607번 줄의 (pageable_size - init_size) / SMALL_PAGE_SIZE,는 앞의 tee_pager_add_pages(pageable_start + init_size, 결과를 받아 다음 true);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 608번 줄의 true);는 앞의 (pageable_size - init_size) / SMALL_PAGE_SIZE, 결과를 받아 다음 if (pageable_end < tzsram_end)로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

pageable_end < tzsram_end를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

tee_pager_add_pages(pageable_end, (tzsram_end - pageable_end)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 611번 줄의 SMALL_PAGE_SIZE, true);는 앞의 tee_pager_add_pages(pageable_end, (tzsram_end - pageable_end) / 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

SMALL_PAGE_SIZE, true);까지의 동작과 /*에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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

원본 주석이 'There may be physical pages in TZSRAM before the core load address.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'These pages can be added to the physical pages pool of the pager.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'This setup may happen when a the secure bootloader runs in TZRAM'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

원본 주석이 'and its memory can be reused by OP-TEE once boot stages complete.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

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

tee_pager_add_pages(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

원본 620번 줄의 (VCORE_UNPG_RX_PA - core_virt_mem_pool.lo) /는 앞의 tee_pager_add_pages(core_virt_mem_pool.lo, 결과를 받아 다음 SMALL_PAGE_SIZE,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 621번 줄의 SMALL_PAGE_SIZE,는 앞의 (VCORE_UNPG_RX_PA - core_virt_mem_pool.lo) / 결과를 받아 다음 true);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

원본 622번 줄의 true);는 앞의 SMALL_PAGE_SIZE, 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

true);까지의 동작과 print_pager_pool_size();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

print_pager_pool_size(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

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

#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.

init_pager_runtime 함수 정의가 시작된다. 입력은 unsigned long pageable_part __unused이며, S-EL1 early assembly context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

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

#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.

#endif까지의 동작과 #if defined(CFG_DT)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

#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.

add_optee_dt_node 함수 정의가 시작된다. 입력은 struct dt_descriptor *dt이며, S-EL1 early assembly context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 _start / boot arguments / early stack의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

int offs를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

int ret를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 _start / boot arguments / early stack를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, S-EL1 early assembly context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

int ret;까지의 동작과 if (fdt_path_offset(dt->blob, "/firmware/optee") >= 0) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

fdt_path_offset(dt->blob, "/firmware/optee") >= 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

DMSG("OP-TEE Device Tree node already exists!")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 return 0;에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 _start / boot arguments / early stack의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 identity map/vector 항목과 대조한다.

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 _start / boot arguments / early stack를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

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

}까지의 동작과 offs = fdt_path_offset(dt->blob, "/firmware");에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 identity map/vector 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

offs에 fdt_path_offset(dt->blob, "/firmware")를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (offs < 0) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

offs < 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

offs에 add_dt_path_subnode(dt, "/", "firmware")를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (offs < 0)가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

offs < 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'C 함수 진입 전 stack, BSS, relocation destination과 vector base가 유효하고 TF-A가 넘긴 pageable/FDT 인자가 보존되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.