入口點：arch/arm/cpu/armv8/start.S
1. 判斷是否定義了鉤子，如有則執行，否則往下走。執行save_boot_params，本質就是保存一些寄存器的值。
2. 對齊修復位置無關碼的偏移
??????假設U-Boot鏈接時基址為0x10000，但實際加載到0x20000：
????? 基址偏移 x9 = 0x20000 - 0x10000 = 0x10000。
??????若某個重定位項的r_offset = 0x11000（鏈接時地址），r_addend = 0x200：
????? 運行時r_offset 修正為0x11000 + 0x10000 = 0x21000。
3. 若定義了CONFIG_SYS_RESET_SCTRL，則執行reset_sctrl，也是一個鉤子函數，復位操作相關。
4. 異常向量表配置及EL3常規配置
?????a. 異常向量表地址（即vector）存到x0
?????b. 判斷當前EL幾，然后執行對應的分支，以EL3舉例
???????1）把x0的值，寫到vbar_el3。
?????? 2）配置scr_el3 的低4位，包括安全位的設置，以及配置“物理IRQ中斷會不會被路由到EL3”“物理 FIQ 中斷會不會被路由到EL3”“external aborts和SError中斷會不會被路由到EL3”，以上全部配置為“會”。
???????3）使能浮點計算；使能單指令多數據。
???????4）初始cntfrq_el的值。這個變量是咱們用的定時器的那個頻率。在Uboot中，不是測量出來的，是直接寫死的。
?5. 配置sctlr，使能指令cache
??????c. CR_I，一個宏定義，表示指令cache在sctlr中的bit位。
??????d. 通過switch_el宏指令，判斷當前是EL幾，然后進入相應分支。以el3舉例。
??????e. 把CR_I寫入sctlr，即，使能指令cache。這個指令cache，是EL0和EL1的使能位。
?6. 使能多核之間的數據一致性
??????f. 先是isb指令，流水線同步操作。
??????g. 然后操作cpuectlr寄存器，bit6使能，即保證多核數據一致性。
?7. 截至這里，cache、TLB都是無效的。執行lowlevel_init
??????h. 執行bl lowlevel_init時，bl指令，會把bl后邊的指令的地址，存在LR中，以便執行完lowlevel_init的ret時返回。但是由于lowlevel_init中，也會調用bl，導致lr會被覆蓋，所以在lowlevel_init中，先存一下LR的值。可以看到，上圖最后3行，在執行ret 時，先把x29的值，恢復到lr中，在執行ret。
??????i. 如果IRQ被設置為y，則進行中斷控制器的配置：branch_if_slave可以判斷是否是主核，若是主核，則執行ldr x0, = GICD_BASE 和bl gic_init_secure，然后跳轉；若不是主核，則直接跳轉。
???????1）若是主核，x0存儲了中斷控制器寄存器基地址。
???????2）x0作為參數，調用gic_init_secure：arch/arm/lib/gic_64.S。
???????3）上圖代碼走GICV2分支。先是gicd_ctlr的bit0和bit1置1，表示使能Grp0和Grp1的中斷上送。
???????4）讀取GICD_TYPER中的ITLinesNumber。
?????????需要了解的是，當ITLinesNumber = 0時，表示最大中斷數為32 * (0 + 1) = 32，即 ID 為0 ~ 31。但只有32個中斷，就意味著沒有SPI（共享中斷），如下圖，SPI的編號，從32開始。
?????????所以，cbz w10 1f 指令的含義，是當沒有SPI中斷時，跳轉到1：處，直接返回。
???????5）通過循環，將所有中斷都劃到group1中。
???????6）gic_init_secure結束，返回上一層。跳轉到gic_ini_secure_percpu去，同時傳進去的參數分別是GIC distributor寄存器組的基地址和cpu interface組的基地址。把SGI 和PPI劃分到group1（其實在上一個函數里，已經做過一遍了）。使能SGI（多核通信要用）；使能通過interface上報中斷。
??????j. 從核等待主核SGI0中斷喚醒。
8. 最后進入_main
異常觸發時，根據異常的類型（SE同步異常、irq中斷、fiq快速中斷等），硬件會跳轉到vector 的偏移。比如，IRQ跳轉到vector+0x80*5，其實就是，vector中的條目，每個條目按128字節對齊（align 7），所以就是，每個條目最多128字節。
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