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[转] 在嵌入式单地址空间OS中实现动态加载的问题

转至：http://blog.csdn.net/pengzhenwanli/archive/2007/02/26/1514689.aspx

本文的的主要想法是来源于手持设备可运行应用程序和如何实现智能机问题的思考。问题的主要来源是关于可扩充应用程序的考虑，目前大部分手机都是非智能机，也就是不能扩充应用程序

1.智能手机与非智能手机
        一般来说，智能手机目前公认三大系统，Windows Mobile，Linux和Symbian，也即是说采用这三种系统的手机，都成为智能机。我认为，从技术上来讲，智能机最主要的特征就是第一可扩充应用程序，也就是说用户可以自行安装需要的程序而不局限于手机自带的，第二就是多用户任务，也就是用户具有同时运行多个应用程序的权力。而非智能手机的操作系统可以说是五花八门，什么都有。但是基本上都有一个核心的特征，就是同时只能运行一个应用程序，而且所有的应用程序都运行在相同的地址空间，而智能机是运行在独立地址空间。一般来说，非智能机也支持多任务，不同的是这些任务共用相同的地址空间。用户操作的UI就是一个单独的任务，用户所能使用的功能基本上就是由UI提供的。
        我原来对于非智能机是非常的不屑，认为没有什么发展前途，但是我最近又弄了一个非智能机的手机用了一下，发现很多功能都非常的人性化，从使用上来讲，并不亚于智能机，由此引发了我对于非智机功能的思考。对于智能机来讲可扩充的应用程序一般来说，都是由第三方开发商开发的，稳定性都有所缺陷，并不如原生的系统应用程序稳定。而且有些比较好的用程序价格不菲，我见过使用智能机的人大部分都是使用破解的应用程序，我本人也是。这个行为是违法的，当市场成熟以后，比如像美国，是不太可能的。

        智能机由于操作系统功能强大，一般要求系统的硬件性能强劲，这样相应的功耗也大，待机时间相应的缩短。非智能机可以运行在性能较差的硬件上，并且获得的UI表现，不弱于智能机。这样就可以在相同的电力消耗的情况下，获得更长的使用时间。
2.非智能机获得智能机功能必须的要求
        如上文所说，只要非智能机实现智能机最主要的两个特征即可获得智能机的功能。一个是用户自行安装应用程序的功能。另一个是同时运行多个应用程序的功能。
3.用户自行安装应用程序的功能
        除了智能机以外，目前有两种技术都实现了用户可自行安装应用程序的功能，一个是BREW另一个是Java ME(J2ME)。下面分别说一下这两种技术，BREW技术由Qualcomm（高通）创建，包括一整套的体系，从运营到分发都有。在本文里只是对于客户端技术的说明，对于BREW技术而言，已经非常符合本文中所提及的技术，本文从另一方面来讲，也可以说是分析了BREW的基本技术。BREW技术高通把持的非常严密，目前而言，并没有开放源代码而且对于技术内部也是进行严密的封锁，因此目前出现的文章都是猜测技术的实现，但是对于技术来讲，万变不离其宗，要实现某种技术，有些东西是绕不开的，就像使用CDMA技术，无论是WCDMA，CDMA2000，还是TDS-CDMA都无法绕开CDMA的基本专利一样。BREW技术基本达到了本文的技术要求，既能动态加载，也能同时运行多个任务，而且对于系统功能的使用不像JavaME一样有严重的限制，基本上来说，可以使用系统提供的所有功能。而对JavaME，所提供的功能十分有限，就连存取本地文件都不可以。对于系统功能的使用，如果没有附加的支持，基本上不可能，目前应用最得的是游戏，最多有些网络方面的应用。对于提供系统级别的应用，比如说闹钟等，根本无能为力。也许以后能够提供，但是本人不太看好。另外还有一个就是Flash Lite技术，这个技术我并没有接触，就不详细说了。对于BREW和JavaME我都有相当长时间的接触，了解也比较细致，有些问题还是能够说一下的。
        要解决用户可以自行安装应用程序的问题，必须解决以下几个问题，应用程序的加载运行问题，系统API的调用问题。
3.1应用程序加载
        对于嵌入系统来讲，与通常的Windows系统不一样，Windows的所用应用程序都在硬盘上，运行的时候根据需要加载到内存中，在运行，或者是使用虚拟内存技术，直接映射的硬盘也可以执行。而嵌入式系统通常是在ROM中，并不需要加载到内存才能运行，直接就可以运行，因此大部分的嵌入式系统都是统一做好一个系统的Image，然后放到ROM中运行。这样所有的地址都在编译期间确定，要是再动态加载应用程序，将会面临运行时地址确认的问题。一般而言，对于嵌入式系统，ROM使用Flash来代替，Flash中一部分作为ROM，另一部分作为嵌入式的文件系统，具体的系统格式这里不作考虑。要是可加载应用程序的话，一般来说是放在文件系统中。这样要运行可动态加载的应用程序，并不复杂，只要把应用程序调入内存中，运行时设置正确的寄存器就可以了。

这里也就是把可执行的文件加载到内存中，由于是单地址空间的，而不是像Windows一样每个应用程序都是独立的地址空间，这样应用程序可以从任意地址开始执行，这样载入内存以后，把当前的执行指针PC这为此内存地址即可。这也是单地址空间的程序可以执行的关键。

3.2系统API的提供

 要提供可以运行时call的API，在单地址空间可加载应用程序的约束条件下，可以使用的方法也非常的单调。一般来说，单地址空间的应用程序是统一编译和链接的，这样生成可执行文件以后，所有的地址已经固定了，这样如3.1所说，应用程序如果每个都调用相同的系统API，比如memset等，由于应用程序时独立加载的，这样由于在编译过程中已经把所有的地址确定，所以每个应用必须链接独立的lib，这样造成了空间浪费。如果只是单独的应用，不提供这一步，系统已经可以动态加载了。

但是目前是要求在嵌入式单地址空间实现，必须考虑空间的问题。因此必须解决系统库可以动态加载的问题。也就是库的地址不是在链接的时候确定。只要能够解决编译时的链接问题，就可以做到。

关于
4.同时运行多个应用程序的功能

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[转] 嵌入式系统中的模块动态加载技术

摘要

提出一种适用于嵌入式系统的模块动态加载技术，设计实现简单，占用资源少，开销小，并且成功运用于DeltaOS．可提高系统的灵活性和扩属性.介招加载与动态链接的原理和应用情况，解释相关术语，描述基本设计思路：详细说明该技术的核心。即模块声明、调用库、两级重定位表，最后给出结论。

关键词

模块 动态加栽 嵌入式系统DeltaOS

引 言

随着电子技术的飞速发展，嵌人式设备应用越来越广泛，复杂度也越来越高。这使得硬件和软件设计比例发生了很大变化，软件开发的比重越来越大。然而传统嵌入式开发过程中需要将应用与操作系统编译链接成一个整体，然后下载到目标机上运行。如果在调试过程中发现问题，需要重新编链接然后重复下载运行的过程。这样的开发流程周期长而且繁琐，已经越来越不适应快速市场化的需要。

为了适应多样化的嵌入式应用和加快嵌入式系统的开发过程，除了需要可靠的基础平台软件的支持，如带有文件系统、网络协议栈的RTOS和配套的集成开发环境，更重要的是需要可以动态扩展的系统平台。近年来，新一代的嵌入式操作系统已经开始使用动态扩展技术：将基本系统(包括操作系统以及其他共享功能调用库)和应用程序开发分开处理，支持模块更新和动态加载技术。很多主流的传统嵌入式操作系统厂商，如windRiver、Green HilIs、Lynxworks，都推出了面向航空航天、基础通信设备等领域的高可靠、高性能的RTOS版本，支持应用和系统组件的动态加载和更新；而在消费电子领域，相关的操作系统厂商，如symbian、Palm、Microsoft，更是积极推出了具有相应功能的操作系统，在新一代移动设备上得到了广泛应用。

为了成为可动态扩展系统平台，大部分嵌入式操作系统需要使用动态加载技术。总的来说，动态加载是指应用或者系统在运行过程中需要使用某模块的服务，于是通过一系列预定的动作将指定模块加载到系统中，让调用者继续顺利工作。它实现的关键就是加载与动态链接技术。因为加载和动态链接互相依赖，关系紧密，所以将两者放在一起进行讨论。

1 加载与动态链接机制

加载主要负责将模块程序从二级存储设备(比如硬盘或者Flash)搬移到指定内存空间，并且将模块交由系统加载器统一管理。

程序链接分为静态链接、加载时链接和运行时链接。静态链接就是将程序和它运行所需的全部库链接成一个执行文件。它的优点是可以独立运行、速度快，但是它链接生成的代码尺寸比较大。加载时链接是指程序在编译链接时不会把它用到的库链接到执行程序中，而是在它被加载器加载时才解析执行文件，依次把用到的库装载到系统中让其运行。它的优点是程序本身代码量减小，但运行时程序占的内存并没有减小，同时增加了加载器的工作量。动态链接是加载时链接的进一步发展，它是指将库的加载过程延迟到程序运行时执行。这种方式不会给程序引入额外的代码，也不会增加加载器的开销，只有当应用真正使用某库时才会加载该库，减少了不必要的空间占用。它的缺点是可能会有一些运行开销。

嵌入式系统中动态加载和普通的动态链接概念类似，但是嵌入式系统中的加载链接器有其自身的特点：它是交叉加载，主机端做一部分工作，比如程序的重定位，执行文件的解析等等；而目标机端相对简单，主要做模块搜索定位和空间分配，以及指定物理地址或者映射虚拟地址让其运行。一部分嵌入式系统不支持虚拟内存，应用和内核共享存储空间。当系统加载了多个应用到系统中时，一般需要使用overlap技术来解决内存空间有限的问题，即是当多个应用的运行地址空间冲突时，加载器会冻结当前暂时不运行的应用，让新加载的应用使用指定的地址空间，PairnOS中就采用了这样的设计。对于支持虚拟内存的嵌入式系统，加载器的工作被大大简化，每个应用都有可以运行在同样的虚拟的空间，不需要加载器为其重定位或使用overlap技术，因此提高了工作效率。Vxworks6．O，WinCE都使用了这种设计。两种方式在不同的领域都有比较多的应用。

文中提出的模块动态加载技术是基于支持MMU(Memory Management Unit)的32位嵌入式操作系统，采用了加载与动态链接技术。使用该技术构建的嵌人式系统面向高端市场，特别是对系统可靠性、安全性要求很高的领域。在DeltaOS新一代高可靠的版本HAR(High Available Reliable system)的研发过程中，即成功地实现了基于该设计的加载器LambdaLoader，达到了预期的性能要求。

2 模块动态加载的设计

2.1 设计思路

首先定义一些概念：模块、目标程序、接口函数地址表和调用库(call Library)。

①模块，主要是指加载器加载的一个单位，并且这里模块的概念主要是强调它是为应用或者系统提供一系列服务的提供者。

②目标程序，是指模块的使用者。它可以是应用，也可以是另一个模块。

③接口函数地址表(文中也称之为模块重定位表)，指在模块中有一个数组表，该数组表的内容是该模块对外提供的函数接口的地址。

④调用库，是供模块调用者链接使用的专有库。它与相关模块一一对应，将封装了的模块接口供目标程序使用。除此以外，它还有一个运行时才确定的模块重定位表地址指针和模块动态查找定位的代码。

如果在系统中要实现动态加载，首先需要一种模块定位机制，使得调用者能够在系统中动态定位需要的模块，其次是要能让模块与目标程序动态的关联在一起，协调工作。为了解决这些问题，需要一系列相关的设计：规定模块的声明方式；简化目标机端模块地址空间定位的工作；重定位表的机制等等。基于这样的设计，系统可以比较顺利地实现动态加载。模块动态加载的工作流程如图l所示。这里描述的主要是目标机端的工作。

2.2 模块的声明

模块首先要定义它的相关属性。这里使用模块声明文件来完成这个工作。模块声明文件中需要定义：模块名字、版本、对外提供的API接口。在系统编译模块程序后，会调用一系列的script代码。这些script会根据模块名字查找模块对应的模块声明文件，并根据该文件生成供模块调用者使用的调用库和与模块一起链接的附加库。

附加库包含系统后台通过调用script生成的接口函数地址表和模块注册函数。在每个模块的初始化函数中，会调用一个模块的注册函数(该函数主要工作是向系统注册模块的名字和接口函数地址表地址)。当模块被加载时，初始化函数会被系统调用，向系统注册模块信息，此后模块交由加载器统一管理。

2.3 调用库

每个模块在提供一个模块重定位表的同时，必须提供一个与之对应的模块调用库。别的目标程序必须并且只能通过调用库来使用这个模块提供的服务。每个调用库都有一个存储本模块重定位表的地址指针变量。该变量在模块被目标程序第一次使用时会被初始化为相应模块重定位表地址。

在模块第一次被目标程序使用即开始动态加载过程时，首先运行的是调用库的库初始化代码(Library initialcode)，它通过指定的系统调用来初始化库中的模块重定位表基地址指针。此后每次目标程序使用模块提供的函数接口时，都通过以下公式得到该接口的实际地址：模块接口实际地址=模块重定位表基地址+函数index×4

在该公式中，函数index是指对应函数在模块重定位表中的数组下标值。因为根据模块声明文件生成的调用库中已经包含了每个函数的索引信息(index)，同时在32位系统中需要乘以4得到准确的偏移量，所以当调用库中重定位表地址被初始化后，可以通过这样一个简单计算得到指定接口实际地址，完成函数调用。

当一个目标程序使用了模块，并正确动态加载后，其关系如图2所示。目标程序中链接了调用库，包含了函数跳转表和指向模块重定位表基地址的指针(ModuleBase)；模块中则链接了附加库，包含了函数接口地址表(模块重定位表)。调用模块函数时，经过动态加载模块的过程以后，目标程序的模块重定位表基址指针指向了对应模块的函数接口表，然后函数调用就可以顺利进行了。

2.4 两级重定位表

在嵌入式领域，为了降低性能开销和增加确定性，目标机端加载器不会做程序重定位，而将相关工作在主机端完成，所以目标机端加载的所有程序都是绝对定位后的程序．为了实现系统动态扩展，必须使各个模块能够单独链接生成执行程序，并且运行时不用关心彼此的定位，这样即使一个模块被动态替换后也能同其他程序一起协调运行。这里通过两级重定位表机制来完成这个协调性的工作。

对于内核、操作系统组件模块或提供服务给其他目标程序使用的模块，要维护一张本模块提供的接口函数地址表(即模块重定位表，这里称之为二级重定位表)。为了保证本模块的向后兼容性，模块必须保证其接口函数在模块重定位表中的相对位置固定。即使今后不能提供这个接口函数，也需要将其保留，以保证同以前版本的二进制兼容性。

在模块的初始化代码中，模块通过系统调用向加载器注册这个模块重定位表的地址，注册时需提供模块名和模块重定位表的地址。加载器中管理着一个称为一级重定向表的表格。这个表的表项是“模块名”到“模块重定位表地址”的映射。因为这只是一个映射关系，所以各个模块对应的表项在一级表中的具体位置是可以改变的。

二级重定位表如图3所示。

使用两级重定位表的规则如下：

①模块可通过模块重定位表向其他目标程序提供接口函数；

②目标程序要使用别的模块提供的接口函数必须通过对应模块的调用库来实现；

③目标程序在使用别的模块提供的接口函数之前，必须通过加载器提供的系统调用服务获取对应模块重定位表来基地址初始化对方的调用库。

结 语

该设计实现了在嵌入式系统中的模块动态加载与更新，使得在嵌入式软件开发过程中，开发人员可以更有效的设计系统，共享资源，达到提高效率、产品快速市场化的目的。在基于DeltaOS的实现中，可以完成应用的任意加载卸载，系统组件的动态更新；多个应用可以共享一个全局的模块；一个应用可以同时使用多个模块等等。整个系统扩展性和灵活性大大提高，较好地满足了实际需要。但是设计中对容错性、健壮性的考虑还不够，在应用与模块的间接调用处理上还有优化的空间，所以在这些方面还需要进一步改进。

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[转] J2me流媒体技术实现讨论[3]

Jffmpeg应该是对 ffmpeg 这个C编写的工具的Java封装。

另一个封装的是
http://fobs.sourceforge.net/
FOBS, the C++ & JMF wrapper for ffmpeg.

Cleverpig said：“

我试验过了，利用ffmpeg的这两个参数，可以控制让ffmpeg来将一个大mp3劈分成许多小段的独立播放的amr文件。
-ss time_off set the start time offset
-t duration set the recording time

比如你写这么个perl文件，然后运行：

@inputFilename = "C:\\opt\\media\\changjin.wma";
@outputFilename = "C:\\opt\\media\\changjin";
for($i=1,$j=1;$i<=1000;$i+=10,$j++)
{
    system("C:\\software\\ffmpeg.exe -i @inputFilename -ac 1 -acodec amr_nb -t 10 -ss $i @outputFilename.$j.\".amr\"");
}

就把一个大文件拆分成许多小amr了，每一个amr文件只有17KB。

Qinjiwy said：“

”

Cleverpig said“

”

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[转] J2me流媒体技术实现讨论[2]

cleverpig said“

”
以及“

”

Huang的Mobcast，确实非常著名，几个月以前，在我写toodouPodcastMidlet时就看过许多人介绍过他，但是就是连不上http://www.geocities.com/tvhuangsg/m…��睹真容。

转换各种格式的video为3gp，转换各种格式的audio为amr，这些在开源软件mplayer手下是随手拈来，只需要看懂mplayer的各种参数即可做到了。所以拜mplayer所赐，我也能够制作手机看交通实况录像，都要感谢那些mplayer的开发人员！

“移动收听必须对中断事件进行管理”，这个确实需要考虑。当进入Paused状态时，需要通知播放线程暂停，同时连接线程暂时就不要去抓取服务器的媒体数据了；等界面切换回来后，播放线程继续replay，连接线程继续下载音乐。

斑竹说“可以通过人工（或者用程序）将文件分割后部署放到服务器上来解决”，我想也是，简单的文件分割是不够的，或者说仅仅适合于wav这种原始数据格 式。应该事先将音乐文件用mencoder分解成一段一段的音乐文件放在服务器上，mencoder将处理每一段的格式问题保证能独立播放，这样手机下载 起来只需要按照编号一段一段地下载即可，服务器不再需要运算和添加头信息。

美中不足，如果两个player切换播放，中间会有一个卡啪声。

cleverpig said“

”以及

“

”

其实，我原来写的toodouPodcast就是这么一个概念，由于那些播客们提供的音乐格式不符合手机播放，所以我都用toodouPodcast这么 个java web service调用ffmpeg工具进行音频转换。转换格式，确实是一个很费CPU资源的事情，而且时间很长，如果用户多的话，对服务器压力极大。
那么现在做做分段也不错，这样，更适合手机用户。
Jffmpeg应该是对ffmpeg这个C编写的工具的Java封装。

另一个封装的是
http://fobs.sourceforge.net/
FOBS, the C++ & JMF wrapper for ffmpeg.

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[转] J2me流媒体技术实现讨论[1]

看到很多很多人持续在问这个问题。

以前我也听说，好像kvm底层实现不太支持j2me来做streaming video/audio，但我不知道那人为什么这么说。

那么现在国外有一个人提出下面这种思路，并且号称在Nokia6260[相关数据：诺基亚 6260 Nokia62602.0 (3.0436.0) SymbianOS7.0s Series602.1 ProfileMIDP-2.0 ConfigurationCLDC-1.0]

上真实实现了(两种网络方式：蓝牙和GPRS都试验过)，但我怀疑他的前提条件是“你的手机必须允许同时实现player的多个实例进入prefetched状态（预读取声音流）”：

第一步：
声明两个Player；

第二步：
HttpConnection开始向服务器请求该audio文件的第一部分字节，我们定这次读取的字节数为18KB；

第三步：
等第一部分数据到位后，Player A开始realize和prefetch，并开始播放；

第四步：
在Player A播放同时，(18KB的amr数据可以播放10秒钟)，HttpConnection继续请求第二部分数据(假设GPRS每秒钟传输3KB，那么18KB需要传输6秒，算上前后通讯损失的时间，应该不会超过10秒钟)；

第五步：
第二部分数据到位后，假设Player A还没有播放完(这需要调整你的每一部份数据字节数来使得假设成立)，那么将数据喂给Player B让它realize和prefetch；

第六步：
Player A播放完后，得到事件通知，于是让Player B开始播放。

如此往复。

大家看看此种理论可否。
我自己在nokia 7610上测试了一下，我上面说的前提被证明是可行的：“你的手机必须允许同时实现player的多个实例进入prefetched状态（预读取声音流）”。真实Nokia手机确实可以如此：
两个线程中各自有一个Player，都开始做m_player.realize();和m_player.prefetch();，然后等候。

先播放线程1的Player，等她播放完后，
通过

/*
   * 本类实现了PlayerListener接口。通过这个事件来告知媒体已经播放完毕
   */
  public void playerUpdate(Player player, String event, Object data){
    if(event == PlayerListener.END_OF_MEDIA){
     try{
     System.out.println("playerUpdate>>PlayerListener.END_OF_MEDIA");
     stopGauge();
     playForeground();
     }catch(Exception e){
     e.printStackTrace();
    }
   }
 }

来通知第二个线程的Player播放。

这样是可以的。
qinjiwy说“可以,不过前提是该音频文件允许分段播放,有些音频文件就是不允许的.”，你说得对。确实有很多格式的媒体文件不支持分段播放。我所知道的是wav可以，mp3也可以。

服务端每次只读取这两种媒体文件的某一部分，如果是mp3文件的话，我暂时不知道是否每次需要加上特殊的头信息。

但是如果是WAV文件，那么肯定每次都要加上WAV特定的头，要不然Player也无法播放。

这种形式肯定是可行的。因为以前我在VC++上写Text To Speech程序时，就是这么做的：WAV文件的前若干个字节肯定是头信息，这是一定的，随后跟的全是RAW DATA；我每一次读取WAV的RAW DATA若干字节后，传给我的播放线程，他需要给这段RAW DATA前加上一个WAV HEADER，然后就可以正常播放了。

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[转]内存种类知多少

    终于知道为什么SDRAM都被CPU当做Internal RAM来用。

    凡是对电脑有所了解的朋友都知道内存这玩意，可是，可能有不少朋友对内存的认识仅仅局限在SDRAM和DDR SDRAM这两种类型，事实上，内存的种类是非常多的，从能否写入的角度来分，就可以分为RAM(随机存取存储器)和ROM(只读存储器)这两大类。每一类别里面有分别有许多种类的内存。以下就让我们看看内存到底有些什么种类吧！

　　一、RAM(Random Access Memory，随机存取存储器)

　　RAM的特点是：电脑开机时，操作系统和应用程序的所有正在运行的数据和程序都会放置其中，并且随时可以对存放在里面的数据进行修改和存取。它的工作需要由持续的电力提供，一旦系统断电，存放在里面的所有数据和程序都会自动清空掉，并且再也无法恢复。

　　根据组成元件的不同，RAM内存又分为以下十八种：

　　01.DRAM（Dynamic RAM，动态随机存取存储器）：

　　这是最普通的RAM，一个电子管与一个电容器组成一个位存储单元，DRAM将每个内存位作为一个电荷保存在位存储单元中，用电容的充放电来做储存动作，但因电容本身有漏电问题，因此必须每几微秒就要刷新一次，否则数据会丢失。存取时间和放电时间一致，约为2~4ms。因为成本比较便宜，通常都用作计算机内的主存储器。

　　02.SRAM（Static RAM，静态随机存取存储器）

　　静态，指的是内存里面的数据可以长驻其中而不需要随时进行存取。每6颗电子管组成一个位存储单元，因为没有电容器，因此无须不断充电即可正常运作，因此它可以比一般的动态随机处理内存处理速度更快更稳定，往往用来做高速缓存。

　　03.VRAM（Video RAM，视频内存）

　　它的主要功能是将显卡的视频数据输出到数模转换器中，有效降低绘图显示芯片的工作负担。它采用双数据口设计，其中一个数据口是并行式的数据输出入口，另一个是串行式的数据输出口。多用于高级显卡中的高档内存。

　　04.FPM DRAM（Fast Page Mode DRAM，快速页切换模式动态随机存取存储器）

　　改良版的DRAM，大多数为72Pin或30Pin的模块。传统的DRAM在存取一个BIT的数据时，必须送出行地址和列地址各一次才能读写数据。而FRM DRAM在触发了行地址后，如果CPU需要的地址在同一行内，则可以连续输出列地址而不必再输出行地址了。由于一般的程序和数据在内存中排列的地址是连续的，这种情况下输出行地址后连续输出列地址就可以得到所需要的数据。FPM将记忆体内部隔成许多页数Pages，从512B到数KB不等，在读取一连续区域内的数据时，就可以通过快速页切换模式来直接读取各page内的资料，从而大大提高读取速度。在96年以前，在486时代和PENTIUM时代的初期，FPM DRAM被大量使用。

　　05.EDO DRAM（Extended Data Out DRAM，延伸数据输出动态随机存取存储器）

　　这是继FPM之后出现的一种存储器，一般为72Pin、168Pin的模块。它不需要像FPM DRAM那样在存取每一BIT 数据时必须输出行地址和列地址并使其稳定一段时间，然后才能读写有效的数据，而下一个BIT的地址必须等待这次读写操作完成才能输出。因此它可以大大缩短等待输出地址的时间，其存取速度一般比FPM模式快15%左右。它一般应用于中档以下的Pentium主板标准内存，后期的486系统开始支持EDO DRAM，到96年后期，EDO DRAM开始执行。。

　　06.BEDO DRAM（Burst Extended Data Out DRAM，爆发式延伸数据输出动态随机存取存储器）

　　这是改良型的EDO DRAM，是由美光公司提出的，它在芯片上增加了一个地址计数器来追踪下一个地址。它是突发式的读取方式，也就是当一个数据地址被送出后，剩下的三个数据每一个都只需要一个周期就能读取，因此一次可以存取多组数据，速度比EDO DRAM快。但支持BEDO DRAM内存的主板可谓少之又少，只有极少几款提供支持（如VIA APOLLO VP2），因此很快就被DRAM取代了。

　　07.MDRAM（Multi-Bank DRAM，多插槽动态随机存取存储器）

　　MoSys公司提出的一种内存规格，其内部分成数个类别不同的小储存库 (BANK)，也即由数个属立的小单位矩阵所构成，每个储存库之间以高于外部的资料速度相互连接，一般应用于高速显示卡或加速卡中，也有少数主机板用于L2高速缓存中。

　　08.WRAM（Window RAM，窗口随机存取存储器）

　　韩国Samsung公司开发的内存模式，是VRAM内存的改良版，不同之处是它的控制线路有一、二十组的输入/输出控制器，并采用EDO的资料存取模式,因此速度相对较快，另外还提供了区块搬移功能（BitBlt），可应用于专业绘图工作上。

　　09.RDRAM（Rambus DRAM，高频动态随机存取存储器）

　　Rambus公司独立设计完成的一种内存模式，速度一般可以达到500~530MB/s，是DRAM的10倍以上。但使用该内存后内存控制器需要作相当大的改变，因此它们一般应用于专业的图形加速适配卡或者电视游戏机的视频内存中。

　　10.SDRAM（Synchronous DRAM，同步动态随机存取存储器）

　　这是一种与CPU实现外频Clock同步的内存模式，一般都采用168Pin的内存模组，工作电压为3.3V。 所谓clock同步是指内存能够与CPU同步存取资料，这样可以取消等待周期，减少数据传输的延迟，因此可提升计算机的性能和效率。

　　11.SGRAM（Synchronous Graphics RAM，同步绘图随机存取存储器）

　　SDRAM的改良版，它以区块Block，即每32bit为基本存取单位，个别地取回或修改存取的资料，减少内存整体读写的次数，另外还针对绘图需要而增加了绘图控制器，并提供区块搬移功能（BitBlt），效率明显高于SDRAM。

　　12.SB SRAM（Synchronous Burst SRAM，同步爆发式静态随机存取存储器）

　　一般的SRAM是非同步的，为了适应CPU越来越快的速度，需要使它的工作时脉变得与系统同步，这就是SB SRAM产生的原因。

　　13.PB SRAM（Pipeline Burst SRAM，管线爆发式静态随机存取存储器）

　　CPU外频速度的迅猛提升对与其相搭配的内存提出了更高的要求，管线爆发式SRAM取代同步爆发式SRAM成为必然的选择，因为它可以有效地延长存取时脉，从而有效提高访问速度。

　　14.DDR SDRAM（Double Data Rate二倍速率同步动态随机存取存储器）

　　作为SDRAM的换代产品，它具有两大特点：其一，速度比SDRAM有一倍的提高；其二，采用了DLL（Delay Locked Loop：延时锁定回路）提供一个数据滤波信号。这是目前内存市场上的主流模式。

　　15.SLDRAM （Synchronize Link，同步链环动态随机存取存储器）

　　这是一种扩展型SDRAM结构内存，在增加了更先进同步电路的同时，还改进了逻辑控制电路，不过由于技术显示，投入实用的难度不小。

　　16.CDRAM（CACHED DRAM，同步缓存动态随机存取存储器）

　　这是三菱电气公司首先研制的专利技术，它是在DRAM芯片的外部插针和内部DRAM之间插入一个SRAM作为二级CACHE使用。当前，几乎所有的CPU都装有一级CACHE来提高效率，随着CPU时钟频率的成倍提高，CACHE不被选中对系统性能产生的影响将会越来越大，而CACHE DRAM所提供的二级CACHE正好用以补充CPU一级CACHE之不足，因此能极大地提高CPU效率。

　　17.DDRII (Double Data Rate Synchronous DRAM，第二代同步双倍速率动态随机存取存储器)

　　DDRII 是DDR原有的SLDRAM联盟于1999年解散后将既有的研发成果与DDR整合之后的未来新标准。DDRII的详细规格目前尚未确定。

　　18.DRDRAM (Direct Rambus DRAM)

　　是下一代的主流内存标准之一，由Rambus 公司所设计发展出来，是将所有的接脚都连结到一个共同的Bus，这样不但可以减少控制器的体积，已可以增加资料传送的效率。

　　二、ROM(READ Only Memory，只读存储器)

　　ROM是线路最简单半导体电路，通过掩模工艺，一次性制造，在元件正常工作的情况下，其中的代码与数据将永久保存，并且不能够进行修改。一般应用于PC系统的程序码、主机板上的 BIOS (基本输入/输出系统Basic Input/Output System)等。它的读取速度比RAM慢很多。

　　根据组成元件的不同，ROM内存又分为以下五种：

　　1.MASK ROM（掩模型只读存储器）

　　制造商为了大量生产ROM内存，需要先制作一颗有原始数据的ROM或EPROM作为样本，然后再大量复制，这一样本就是MASK ROM，而烧录在MASK ROM中的资料永远无法做修改。它的成本比较低。

　　2.PROM（Programmable ROM，可编程只读存储器）

　　这是一种可以用刻录机将资料写入的ROM内存，但只能写入一次，所以也被称为“一次可编程只读存储器”(One Time Progarmming ROM，OTP-ROM)。PROM在出厂时，存储的内容全为1，用户可以根据需要将其中的某些单元写入数据0(部分的PROM在出厂时数据全为0，则用户可以将其中的部分单元写入1)， 以实现对其“编程”的目的。

　　3.EPROM（Erasable Programmable，可擦可编程只读存储器）

　　这是一种具有可擦除功能，擦除后即可进行再编程的ROM内存，写入前必须先把里面的内容用紫外线照射它的IC卡上的透明视窗的方式来清除掉。这一类芯片比较容易识别，其封装中包含有“石英玻璃窗”，一个编程后的EPROM芯片的“石英玻璃窗”一般使用黑色不干胶纸盖住， 以防止遭到阳光直射。

　　4.EEPROM（Electrically Erasable Programmable，电可擦可编程只读存储器）

　　功能与使用方式与EPROM一样，不同之处是清除数据的方式，它是以约20V的电压来进行清除的。另外它还可以用电信号进行数据写入。这类ROM内存多应用于即插即用（PnP）接口中。

　　5.Flash Memory（快闪存储器）

　　这是一种可以直接在主机板上修改内容而不需要将IC拔下的内存，当电源关掉后储存在里面的资料并不会流失掉，在写入资料时必须先将原本的资料清除掉，然后才能再写入新的资料，缺点为写入资料的速度太慢。

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[转]嵌入式系统 Boot Loader 技术内幕

级别： 初级

詹荣开 (zhanrk@sohu.com), Linux爱好者

2003 年 12 月 01 日

本文详细地介绍了基于嵌入式系统中的 OS 启动加载程序 ―― Boot Loader 的概念、软件设计的主要任务以及结构框架等内容。

1. 引言

在专用的嵌入式板子运行 GNU/Linux 系统已经变得越来越流行。一个嵌入式 Linux 系统从软件的角度看通常可以分为四个层次：

1. 引导加载程序。包括固化在固件(firmware)中的 boot 代码(可选)，和 Boot Loader 两大部分。

2. Linux 内核。特定于嵌入式板子的定制内核以及内核的启动参数。

3. 文件系统。包括根文件系统和建立于 Flash 内存设备之上文件系统。通常用 ram disk 来作为 root fs。

4. 用户应用程序。特定于用户的应用程序。有时在用户应用程序和内核层之间可能还会包括一个嵌入式图形用户界面。常用的嵌入式 GUI 有：MicroWindows 和 MiniGUI 懂。

引导加载程序是系统加电后运行的第一段软件代码。回忆一下 PC 的体系结构我们可以知道，PC 机中的引导加载程序由 BIOS(其本质就是一段固件程序)和位于硬盘 MBR 中的 OS Boot Loader（比如，LILO 和 GRUB 等）一起组成。BIOS 在完成硬件检测和资源分配后，将硬盘 MBR 中的 Boot Loader 读到系统的 RAM 中，然后将控制权交给 OS Boot Loader。Boot Loader 的主要运行任务就是将内核映象从硬盘上读到 RAM 中，然后跳转到内核的入口点去运行，也即开始启动操作系统。

而在嵌入式系统中，通常并没有像 BIOS 那样的固件程序（注，有的嵌入式 CPU 也会内嵌一段短小的启动程序），因此整个系统的加载启动任务就完全由 Boot Loader 来完成。比如在一个基于 ARM7TDMI core 的嵌入式系统中，系统在上电或复位时通常都从地址 0×00000000 处开始执行，而在这个地址处安排的通常就是系统的 Boot Loader 程序。

本文将从 Boot Loader 的概念、Boot Loader 的主要任务、Boot Loader 的框架结构以及 Boot Loader 的安装等四个方面来讨论嵌入式系统的 Boot Loader。

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2. Boot Loader 的概念

简单地说，Boot Loader 就是在操作系统内核运行之前运行的一段小程序。通过这段小程序，我们可以初始化硬件设备、建立内存空间的映射图，从而将系统的软硬件环境带到一个合适的状态，以便为最终调用操作系统内核准备好正确的环境。

通常，Boot Loader 是严重地依赖于硬件而实现的，特别是在嵌入式世界。因此，在嵌入式世界里建立一个通用的 Boot Loader 几乎是不可能的。尽管如此，我们仍然可以对 Boot Loader 归纳出一些通用的概念来，以指导用户特定的 Boot Loader 设计与实现。

1. Boot Loader 所支持的 CPU 和嵌入式板

每种不同的 CPU 体系结构都有不同的 Boot Loader。有些 Boot Loader 也支持多种体系结构的 CPU，比如 U-Boot 就同时支持 ARM 体系结构和MIPS 体系结构。除了依赖于 CPU 的体系结构外，Boot Loader 实际上也依赖于具体的嵌入式板级设备的配置。这也就是说，对于两块不同的嵌入式板而言，即使它们是基于同一种 CPU 而构建的，要想让运行在一块板子上的 Boot Loader 程序也能运行在另一块板子上，通常也都需要修改 Boot Loader 的源程序。

2. Boot Loader 的安装媒介（Installation Medium）

系统加电或复位后，所有的 CPU 通常都从某个由 CPU 制造商预先安排的地址上取指令。比如，基于 ARM7TDMI core 的 CPU 在复位时通常都从地址 0×00000000 取它的第一条指令。而基于 CPU 构建的嵌入式系统通常都有某种类型的固态存储设备(比如：ROM、EEPROM 或 FLASH 等)被映射到这个预先安排的地址上。因此在系统加电后，CPU 将首先执行 Boot Loader 程序。

下图1就是一个同时装有 Boot Loader、内核的启动参数、内核映像和根文件系统映像的固态存储设备的典型空间分配结构图。
图1 固态存储设备的典型空间分配结构

3. 用来控制 Boot Loader 的设备或机制

主机和目标机之间一般通过串口建立连接，Boot Loader 软件在执行时通常会通过串口来进行 I/O，比如：输出打印信息到串口，从串口读取用户控制字符等。

4. Boot Loader 的启动过程是单阶段（Single Stage）还是多阶段（Multi-Stage）

通常多阶段的 Boot Loader 能提供更为复杂的功能，以及更好的可移植性。从固态存储设备上启动的 Boot Loader 大多都是 2 阶段的启动过程，也即启动过程可以分为 stage 1 和 stage 2 两部分。而至于在 stage 1 和 stage 2 具体完成哪些任务将在下面讨论。

5. Boot Loader 的操作模式 (Operation Mode)

大多数 Boot Loader 都包含两种不同的操作模式：”启动加载”模式和”下载”模式，这种区别仅对于开发人员才有意义。但从最终用户的角度看，Boot Loader 的作用就是用来加载操作系统，而并不存在所谓的启动加载模式与下载工作模式的区别。

启动加载（Boot loading）模式：这种模式也称为”自主”（Autonomous）模式。也即 Boot Loader 从目标机上的某个固态存储设备上将操作系统加载到 RAM 中运行，整个过程并没有用户的介入。这种模式是 Boot Loader 的正常工作模式，因此在嵌入式产品发布的时侯，Boot Loader 显然必须工作在这种模式下。

下载（Downloading）模式：在这种模式下，目标机上的 Boot Loader 将通过串口连接或网络连接等通信手段从主机（Host）下载文件，比如：下载内核映像和根文件系统映像等。从主机下载的文件通常首先被 Boot Loader 保存到目标机的 RAM 中，然后再被 Boot Loader 写到目标机上的FLASH 类固态存储设备中。Boot Loader 的这种模式通常在第一次安装内核与根文件系统时被使用；此外，以后的系统更新也会使用 Boot Loader 的这种工作模式。工作于这种模式下的 Boot Loader 通常都会向它的终端用户提供一个简单的命令行接口。

像 Blob 或 U-Boot 等这样功能强大的 Boot Loader 通常同时支持这两种工作模式，而且允许用户在这两种工作模式之间进行切换。比如，Blob 在启动时处于正常的启动加载模式，但是它会延时 10 秒等待终端用户按下任意键而将 blob 切换到下载模式。如果在 10 秒内没有用户按键，则 blob 继续启动 Linux 内核。

6. BootLoader 与主机之间进行文件传输所用的通信设备及协议

最常见的情况就是，目标机上的 Boot Loader 通过串口与主机之间进行文件传输，传输协议通常是 xmodem／ymodem／zmodem 协议中的一种。但是，串口传输的速度是有限的，因此通过以太网连接并借助 TFTP 协议来下载文件是个更好的选择。

此外，在论及这个话题时，主机方所用的软件也要考虑。比如，在通过以太网连接和 TFTP 协议来下载文件时，主机方必须有一个软件用来的提供 TFTP 服务。

在讨论了 BootLoader 的上述概念后，下面我们来具体看看 BootLoader 的应该完成哪些任务。

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3. Boot Loader 的主要任务与典型结构框架

在继续本节的讨论之前，首先我们做一个假定，那就是：假定内核映像与根文件系统映像都被加载到 RAM 中运行。之所以提出这样一个假设前提是因为，在嵌入式系统中内核映像与根文件系统映像也可以直接在 ROM 或 Flash 这样的固态存储设备中直接运行。但这种做法无疑是以运行速度的牺牲为代价的。

从操作系统的角度看，Boot Loader 的总目标就是正确地调用内核来执行。

另外，由于 Boot Loader 的实现依赖于 CPU 的体系结构，因此大多数 Boot Loader 都分为 stage1 和 stage2 两大部分。依赖于 CPU 体系结构的代码，比如设备初始化代码等，通常都放在 stage1 中，而且通常都用汇编语言来实现，以达到短小精悍的目的。而 stage2 则通常用C语言来实现，这样可以实现给复杂的功能，而且代码会具有更好的可读性和可移植性。

Boot Loader 的 stage1 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)：

• 硬件设备初始化。
• 为加载 Boot Loader 的 stage2 准备 RAM 空间。
• 拷贝 Boot Loader 的 stage2 到 RAM 空间中。
• 设置好堆栈。
• 跳转到 stage2 的 C 入口点。

Boot Loader 的 stage2 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)：

• 初始化本阶段要使用到的硬件设备。
• 检测系统内存映射(memory map)。
• 将 kernel 映像和根文件系统映像从 flash 上读到 RAM 空间中。
• 为内核设置启动参数。
• 调用内核。

3.1 Boot Loader 的 stage1

3.1.1 基本的硬件初始化

这是 Boot Loader 一开始就执行的操作，其目的是为 stage2 的执行以及随后的 kernel 的执行准备好一些基本的硬件环境。它通常包括以下步骤（以执行的先后顺序）：

1． 屏蔽所有的中断。为中断提供服务通常是 OS 设备驱动程序的责任，因此在 Boot Loader 的执行全过程中可以不必响应任何中断。中断屏蔽可以通过写 CPU 的中断屏蔽寄存器或状态寄存器（比如 ARM 的 CPSR 寄存器）来完成。

2． 设置 CPU 的速度和时钟频率。

3． RAM 初始化。包括正确地设置系统的内存控制器的功能寄存器以及各内存库控制寄存器等。

4． 初始化 LED。典型地，通过 GPIO 来驱动 LED，其目的是表明系统的状态是 OK 还是 Error。如果板子上没有 LED，那么也可以通过初始化 UART 向串口打印 Boot Loader 的 Logo 字符信息来完成这一点。

5． 关闭 CPU 内部指令／数据 cache。

3.1.2 为加载 stage2 准备 RAM 空间

为了获得更快的执行速度，通常把 stage2 加载到 RAM 空间中来执行，因此必须为加载 Boot Loader 的 stage2 准备好一段可用的 RAM 空间范围。

由于 stage2 通常是 C 语言执行代码，因此在考虑空间大小时，除了 stage2 可执行映象的大小外，还必须把堆栈空间也考虑进来。此外，空间大小最好是 memory page 大小(通常是 4KB)的倍数。一般而言，1M 的 RAM 空间已经足够了。具体的地址范围可以任意安排，比如 blob 就将它的 stage2 可执行映像安排到从系统 RAM 起始地址 0xc0200000 开始的 1M 空间内执行。但是，将 stage2 安排到整个 RAM 空间的最顶 1MB(也即(RamEnd-1MB) – RamEnd)是一种值得推荐的方法。

为了后面的叙述方便，这里把所安排的 RAM 空间范围的大小记为：stage2_size(字节)，把起始地址和终止地址分别记为：stage2_start 和 stage2_end(这两个地址均以 4 字节边界对齐)。因此：

stage2_end＝stage2_start＋stage2_size

另外，还必须确保所安排的地址范围的的确确是可读写的 RAM 空间，因此，必须对你所安排的地址范围进行测试。具体的测试方法可以采用类似于 blob 的方法，也即：以 memory page 为被测试单位，测试每个 memory page 开始的两个字是否是可读写的。为了后面叙述的方便，我们记这个检测算法为：test_mempage，其具体步骤如下：

1． 先保存 memory page 一开始两个字的内容。

2． 向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0×55，第 2 个字写入 0xaa。

3． 然后，立即将这两个字的内容读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0×55 和 0xaa。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。

4． 再向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0xaa，第 2 个字中写入 0×55。

5． 然后，立即将这两个字的内容立即读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0xaa 和 0×55。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。

6． 恢复这两个字的原始内容。测试完毕。

为了得到一段干净的 RAM 空间范围，我们也可以将所安排的 RAM 空间范围进行清零操作。

3.1.3 拷贝 stage2 到 RAM 中

拷贝时要确定两点：(1) stage2 的可执行映象在固态存储设备的存放起始地址和终止地址；(2) RAM 空间的起始地址。

3.1.4 设置堆栈指针 sp

堆栈指针的设置是为了执行 C 语言代码作好准备。通常我们可以把 sp 的值设置为(stage2_end-4)，也即在 3.1.2 节所安排的那个 1MB 的 RAM 空间的最顶端(堆栈向下生长)。

此外，在设置堆栈指针 sp 之前，也可以关闭 led 灯，以提示用户我们准备跳转到 stage2。

经过上述这些执行步骤后，系统的物理内存布局应该如下图2所示。

3.1.5 跳转到 stage2 的 C 入口点

在上述一切都就绪后，就可以跳转到 Boot Loader 的 stage2 去执行了。比如，在 ARM 系统中，这可以通过修改 PC 寄存器为合适的地址来实现。
图2 bootloader 的 stage2 可执行映象刚被拷贝到 RAM 空间时的系统内存布局

3.2 Boot Loader 的 stage2

正如前面所说，stage2 的代码通常用 C 语言来实现，以便于实现更复杂的功能和取得更好的代码可读性和可移植性。但是与普通 C 语言应用程序不同的是，在编译和链接 boot loader 这样的程序时，我们不能使用 glibc 库中的任何支持函数。其原因是显而易见的。这就给我们带来一个问题，那就是从那里跳转进 main() 函数呢？直接把 main() 函数的起始地址作为整个 stage2 执行映像的入口点或许是最直接的想法。但是这样做有两个缺点：1)无法通过main() 函数传递函数参数；2)无法处理 main() 函数返回的情况。一种更为巧妙的方法是利用 trampoline(弹簧床)的概念。也即，用汇编语言写一段trampoline 小程序，并将这段 trampoline 小程序来作为 stage2 可执行映象的执行入口点。然后我们可以在 trampoline 汇编小程序中用 CPU 跳转指令跳入 main() 函数中去执行；而当 main() 函数返回时，CPU 执行路径显然再次回到我们的 trampoline 程序。简而言之，这种方法的思想就是：用这段 trampoline 小程序来作为 main() 函数的外部包裹(external wrapper)。

下面给出一个简单的 trampoline 程序示例(来自blob)：

.text .globl _trampoline _trampoline: 	bl	main 	/* if main ever returns we just call it again */ 	b	_trampoline

可以看出，当 main() 函数返回后，我们又用一条跳转指令重新执行 trampoline 程序――当然也就重新执行 main() 函数，这也就是 trampoline(弹簧床)一词的意思所在。

3.2.1初始化本阶段要使用到的硬件设备

这通常包括：（1）初始化至少一个串口，以便和终端用户进行 I/O 输出信息；（2）初始化计时器等。

在初始化这些设备之前，也可以重新把 LED 灯点亮，以表明我们已经进入 main() 函数执行。

设备初始化完成后，可以输出一些打印信息，程序名字字符串、版本号等。

3.2.2 检测系统的内存映射（memory map）

所谓内存映射就是指在整个 4GB 物理地址空间中有哪些地址范围被分配用来寻址系统的 RAM 单元。比如，在 SA-1100 CPU 中，从 0xC000,0000 开始的 512M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间，而在 Samsung S3C44B0X CPU 中，从 0x0c00,0000 到 0×1000,0000 之间的 64M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间。虽然 CPU 通常预留出一大段足够的地址空间给系统 RAM，但是在搭建具体的嵌入式系统时却不一定会实现 CPU 预留的全部 RAM 地址空间。也就是说，具体的嵌入式系统往往只把 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的一部分映射到 RAM 单元上，而让剩下的那部分预留 RAM 地址空间处于未使用状态。 由于上述这个事实，因此 Boot Loader 的 stage2 必须在它想干点什么 (比如，将存储在 flash 上的内核映像读到 RAM 空间中) 之前检测整个系统的内存映射情况，也即它必须知道 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的哪些被真正映射到 RAM 地址单元，哪些是处于 “unused” 状态的。

(1) 内存映射的描述

可以用如下数据结构来描述 RAM 地址空间中的一段连续(continuous)的地址范围：

typedef struct memory_area_struct { 	u32 start; /* the base address of the memory region */ 	u32 size; /* the byte number of the memory region */ 	int used; } memory_area_t;

这段 RAM 地址空间中的连续地址范围可以处于两种状态之一：(1)used=1，则说明这段连续的地址范围已被实现，也即真正地被映射到 RAM 单元上。(2)used=0，则说明这段连续的地址范围并未被系统所实现，而是处于未使用状态。

基于上述 memory_area_t 数据结构，整个 CPU 预留的 RAM 地址空间可以用一个 memory_area_t 类型的数组来表示，如下所示：

memory_area_t memory_map[NUM_MEM_AREAS] = { 	[0 ... (NUM_MEM_AREAS - 1)] = { 		.start = 0, 		.size = 0, 		.used = 0 	}, };

(2) 内存映射的检测

下面我们给出一个可用来检测整个 RAM 地址空间内存映射情况的简单而有效的算法：

/* 数组初始化 */ for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++) 	memory_map[i].used = 0; /* first write a 0 to all memory locations */ for(addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) 	* (u32 *)addr = 0; for(i = 0, addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) {      /*       * 检测从基地址 MEM_START+i*PAGE_SIZE 开始,大小为 * PAGE_SIZE 的地址空间是否是有效的RAM地址空间。       */      调用3.1.2节中的算法test_mempage()；      if ( current memory page isnot a valid ram page) { 		/* no RAM here */ 		if(memory_map[i].used ) 			i++; 		continue; 	} 	 	/* 	 * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围 	 * 但是还要看看当前页是否只是 4GB 地址空间中某个地址页的别名？ 	 */ 	if(* (u32 *)addr != 0) { /* alias? */ 		/* 这个内存页是 4GB 地址空间中某个地址页的别名 */ 		if ( memory_map[i].used ) 			i++; 		continue; 	} 	 	/* 	 * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围 	 * 而且它也不是 4GB 地址空间中某个地址页的别名。 	 */ 	if (memory_map[i].used == 0) { 		memory_map[i].start = addr; 		memory_map[i].size = PAGE_SIZE; 		memory_map[i].used = 1; 	} else { 		memory_map[i].size += PAGE_SIZE; 	} } /* end of for (…) */

在用上述算法检测完系统的内存映射情况后，Boot Loader 也可以将内存映射的详细信息打印到串口。

3.2.3 加载内核映像和根文件系统映像

(1) 规划内存占用的布局

这里包括两个方面：(1)内核映像所占用的内存范围；（2）根文件系统所占用的内存范围。在规划内存占用的布局时，主要考虑基地址和映像的大小两个方面。

对于内核映像，一般将其拷贝到从(MEM_START＋0×8000) 这个基地址开始的大约1MB大小的内存范围内(嵌入式 Linux 的内核一般都不操过 1MB)。为什么要把从 MEM_START 到 MEM_START＋0×8000 这段 32KB 大小的内存空出来呢？这是因为 Linux 内核要在这段内存中放置一些全局数据结构，如：启动参数和内核页表等信息。

而对于根文件系统映像，则一般将其拷贝到 MEM_START+0×0010,0000 开始的地方。如果用 Ramdisk 作为根文件系统映像，则其解压后的大小一般是1MB。

（2）从 Flash 上拷贝

由于像 ARM 这样的嵌入式 CPU 通常都是在统一的内存地址空间中寻址 Flash 等固态存储设备的，因此从 Flash 上读取数据与从 RAM 单元中读取数据并没有什么不同。用一个简单的循环就可以完成从 Flash 设备上拷贝映像的工作：

  while(count) { 	*dest++ = *src++; /* they are all aligned with word boundary */ 	count -= 4; /* byte number */ };

3.2.4 设置内核的启动参数

应该说，在将内核映像和根文件系统映像拷贝到 RAM 空间中后，就可以准备启动 Linux 内核了。但是在调用内核之前，应该作一步准备工作，即：设置 Linux 内核的启动参数。

Linux 2.4.x 以后的内核都期望以标记列表(tagged list)的形式来传递启动参数。启动参数标记列表以标记 ATAG_CORE 开始，以标记 ATAG_NONE 结束。每个标记由标识被传递参数的 tag_header 结构以及随后的参数值数据结构来组成。数据结构 tag 和 tag_header 定义在 Linux 内核源码的include/asm/setup.h 头文件中：

/* The list ends with an ATAG_NONE node. */ #define ATAG_NONE	0x00000000 struct tag_header { 	u32 size; /* 注意，这里size是字数为单位的 */ 	u32 tag; }; …… struct tag { 	struct tag_header hdr; 	union { 		struct tag_core		core; 		struct tag_mem32	mem; 		struct tag_videotext	videotext; 		struct tag_ramdisk	ramdisk; 		struct tag_initrd	initrd; 		struct tag_serialnr	serialnr; 		struct tag_revision	revision; 		struct tag_videolfb	videolfb; 		struct tag_cmdline	cmdline; 		/* 		 * Acorn specific 		 */ 		struct tag_acorn	acorn; 		/* 		 * DC21285 specific 		 */ 		struct tag_memclk	memclk; 	} u; };

在嵌入式 Linux 系统中，通常需要由 Boot Loader 设置的常见启动参数有：ATAG_CORE、ATAG_MEM、ATAG_CMDLINE、ATAG_RAMDISK、ATAG_INITRD等。

比如，设置 ATAG_CORE 的代码如下：

params = (struct tag *)BOOT_PARAMS; 	params->hdr.tag = ATAG_CORE; 	params->hdr.size = tag_size(tag_core); 	params->u.core.flags = 0; 	params->u.core.pagesize = 0; 	params->u.core.rootdev = 0; 	params = tag_next(params);

其中，BOOT_PARAMS 表示内核启动参数在内存中的起始基地址，指针 params 是一个 struct tag 类型的指针。宏 tag_next() 将以指向当前标记的指针为参数，计算紧临当前标记的下一个标记的起始地址。注意，内核的根文件系统所在的设备ID就是在这里设置的。

下面是设置内存映射情况的示例代码：

for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++) { 		if(memory_map[i].used) { 			params->hdr.tag = ATAG_MEM; 			params->hdr.size = tag_size(tag_mem32); 			params->u.mem.start = memory_map[i].start; 			params->u.mem.size = memory_map[i].size; 			 			params = tag_next(params); 		} }

可以看出，在 memory_map［］数组中，每一个有效的内存段都对应一个 ATAG_MEM 参数标记。

Linux 内核在启动时可以以命令行参数的形式来接收信息，利用这一点我们可以向内核提供那些内核不能自己检测的硬件参数信息，或者重载(override)内核自己检测到的信息。比如，我们用这样一个命令行参数字符串”console=ttyS0,115200n8″来通知内核以 ttyS0 作为控制台，且串口采用 “115200bps、无奇偶校验、8位数据位”这样的设置。下面是一段设置调用内核命令行参数字符串的示例代码：

char *p; 	/* eat leading white space */ 	for(p = commandline; *p == ' '; p++) 		; 	/* skip non-existent command lines so the kernel will still     * use its default command line. 	 */ 	if(*p == '\0') 		return; 	params->hdr.tag = ATAG_CMDLINE; 	params->hdr.size = (sizeof(struct tag_header) + strlen(p) + 1 + 4) >> 2; 	strcpy(params->u.cmdline.cmdline, p); 	params = tag_next(params);

请注意在上述代码中，设置 tag_header 的大小时，必须包括字符串的终止符’\0′，此外还要将字节数向上圆整4个字节，因为 tag_header 结构中的size 成员表示的是字数。

下面是设置 ATAG_INITRD 的示例代码，它告诉内核在 RAM 中的什么地方可以找到 initrd 映象(压缩格式)以及它的大小：

	params->hdr.tag = ATAG_INITRD2; 	params->hdr.size = tag_size(tag_initrd); 	 	params->u.initrd.start = RAMDISK_RAM_BASE; 	params->u.initrd.size = INITRD_LEN; 	 	params = tag_next(params);

下面是设置 ATAG_RAMDISK 的示例代码，它告诉内核解压后的 Ramdisk 有多大（单位是KB）：

params->hdr.tag = ATAG_RAMDISK; params->hdr.size = tag_size(tag_ramdisk); 	 params->u.ramdisk.start = 0; params->u.ramdisk.size = RAMDISK_SIZE; /* 请注意，单位是KB */ params->u.ramdisk.flags = 1; /* automatically load ramdisk */ 	 params = tag_next(params);

最后，设置 ATAG_NONE 标记，结束整个启动参数列表：

static void setup_end_tag(void) { 	params->hdr.tag = ATAG_NONE; 	params->hdr.size = 0; }

3.2.5 调用内核

Boot Loader 调用 Linux 内核的方法是直接跳转到内核的第一条指令处，也即直接跳转到 MEM_START＋0×8000 地址处。在跳转时，下列条件要满足：

1． CPU 寄存器的设置：

• R0＝0；
• R1＝机器类型 ID；关于 Machine Type Number，可以参见 linux/arch/arm/tools/mach-types。
• R2＝启动参数标记列表在 RAM 中起始基地址；

2． CPU 模式：

• 必须禁止中断（IRQs和FIQs）；
• CPU 必须 SVC 模式；

3． Cache 和 MMU 的设置：

• MMU 必须关闭；
• 指令 Cache 可以打开也可以关闭；
• 数据 Cache 必须关闭；

如果用 C 语言，可以像下列示例代码这样来调用内核：

void (*theKernel)(int zero, int arch, u32 params_addr) = (void (*)(int, int, u32))KERNEL_RAM_BASE; …… theKernel(0, ARCH_NUMBER, (u32) kernel_params_start);

注意，theKernel()函数调用应该永远不返回的。如果这个调用返回，则说明出错。

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4. 关于串口终端

在 boot loader 程序的设计与实现中，没有什么能够比从串口终端正确地收到打印信息能更令人激动了。此外，向串口终端打印信息也是一个非常重要而又有效的调试手段。但是，我们经常会碰到串口终端显示乱码或根本没有显示的问题。造成这个问题主要有两种原因：(1) boot loader 对串口的初始化设置不正确。(2) 运行在 host 端的终端仿真程序对串口的设置不正确，这包括：波特率、奇偶校验、数据位和停止位等方面的设置。

此外，有时也会碰到这样的问题，那就是：在 boot loader 的运行过程中我们可以正确地向串口终端输出信息，但当 boot loader 启动内核后却无法看到内核的启动输出信息。对这一问题的原因可以从以下几个方面来考虑：

(1) 首先请确认你的内核在编译时配置了对串口终端的支持，并配置了正确的串口驱动程序。

(2) 你的 boot loader 对串口的初始化设置可能会和内核对串口的初始化设置不一致。此外，对于诸如 s3c44b0x 这样的 CPU，CPU 时钟频率的设置也会影响串口，因此如果 boot loader 和内核对其 CPU 时钟频率的设置不一致，也会使串口终端无法正确显示信息。

(3) 最后，还要确认 boot loader 所用的内核基地址必须和内核映像在编译时所用的运行基地址一致，尤其是对于 uClinux 而言。假设你的内核映像在编译时用的基地址是 0xc0008000，但你的 boot loader 却将它加载到 0xc0010000 处去执行，那么内核映像当然不能正确地执行了。

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5. 结束语

Boot Loader 的设计与实现是一个非常复杂的过程。如果不能从串口收到那激动人心的”uncompressing linux……………… done, booting the kernel……”内核启动信息，恐怕谁也不能说：”嗨，我的 boot loader 已经成功地转起来了！”。

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