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Bootloader启动流程分析

  Bootloader的启动过程可以分为单阶段、多阶段两种。通常多阶段的 Bootloader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 Bootloader大多都是两阶段的启动过程。第一阶段使用汇编来实现，它完成一些依赖于CPU体系结构的初始化，并调用第二阶段的代码；第二阶段则通常使用C语言来实现，这样可以实现更复杂的功能，而且代码会有更好的可读性和可移植性。
  一般而言，这两个阶段完成的功能可以如下分类：

Bootloader第一阶段的功能

硬件设备初始化

  首先需要设置时钟，设置MPLL（具体参见下面的FCLK HCLK PCLK 部分）。接着设置CLKDIVN地址为0x4C000014，写入0x05,表示设置分频系数为FCLK:HCLK:PCLK=1:4:8。接着，关闭看门狗，关中断，启动ICACHE，关闭DCACHE和TLB，关闭MMU（ICACHE为指令缓存，可以不关闭，指令直接操作的硬件，实际的物理地址。但是DCACHE就必须要关闭，此时MMU没有使能，虚拟地址映射不成功，sdram无法访问，DCACHE无数据）。start.s具体代码如下：

    /* 设置时钟 */
        ldr r0, =0x4c000014
        //  mov r1, #0x03;          
        mov r1, #0x05;            // FCLK:HCLK:PCLK=1:4:8
        str r1, [r0]
    
        /* 如果HDIVN非0，CPU的总线模式应该从“fast bus mode”变为“asynchronous bus mode” */
        mrc p15, 0, r1, c1, c0, 0       /* 读出控制寄存器 */ 
        orr r1, r1, #0xc0000000         /* 设置为“asynchronous bus mode” */
        mcr p15, 0, r1, c1, c0, 0       /* 写入控制寄存器 */
    
        /* MPLLCON = S3C2440_MPLL_200MHZ */
        ldr r0, =0x4c000004
        ldr r1, =S3C2440_MPLL_400MHZ
        str r1, [r0]
        /* 启动ICACHE */
        mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0   @ read control reg
        orr r0, r0, #(1<<12)
        mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0   @ write it back

  这里具体讲下是如何设置FCLK HCLK PCLK。
  FCLK又称为内核时钟，是提供给ARM920T 的时钟。
  HCLK又称为总线时钟，是提供给用于存储器控制器，中断控制器，LCD 控制器，DMA 和 USB 主机模块的 AHB总线(advanced high-performance bus)的时钟。
  PCLK又称为I/O接口时钟，是提供给用于外设如WDT，IIS，I2C，PWM 定时器，MMC/SD 接口，ADC，UART，GPIO，RTC 和SPI的 APB (advanced peripherals bus)总线的时钟。

  S3C2440 FLCK值为400MHz，HCLK值为100MHz、PCLK值为50MHz。那么这些值通过什么方法计算出来呢？S3C2440上的时钟源是12MHz，如果想让CPU工作在更高频率上，就需要通过PLL（锁相环）来提高主频。S3C2440上的PLL有两种，一种是MPLL，它是用来产生FCLK、HCLK、PCLK的高频工作时钟；还有一种是UPLL，用来为USB提供工作频率。S3C2440时钟体系如下：

在这里插入图片描述

在这里插入图片描述

  从时序图中，我们可以看到，上电之后，如果什么都不设置，FCLK和晶振的频率相等。当设置PLL后，CPU并不是马上就使用设置好的高频时钟，而是有一段锁定时间，在这段时间里，CPU停止运行，等12MHz变成高频时钟稳定以后，整个系统再重新运行。

  开启MPLL的过程：
  1、设置LOCKTIME变频锁定时间
  2、设置FCLK与晶振输入频率（Fin）的倍数
  3、设置FCLK，HCLK，PCLK三者之间的比例
  从手册上可以看到，LOCKTIME的默认时间是0xFFFFFFFF，控制方法如图：
  （刚设置好PLL时，系统认为这是PLL还没稳定，所有这时不用PLL的时钟，而用外部晶振做时钟，将PLL锁住，过了LOCKTIME后认为PLL已经稳定了，才使用PLL给系统提供时钟）

在这里插入图片描述

  FCLK与Fin的倍数通过MPLLCON寄存器设置，三者之间有以下关系：
  MPLL(FCLK) = (2 * m * Fin)/(p*2^s)
  其中：m = MDIV + 8, p = PDIV + 2, s = SDIV
  PLL配置寄存器如图：

在这里插入图片描述

在这里插入图片描述

在这里插入图片描述

__asm__(
    "mrc    p15, 0, r1, c1, c0, 0\n"        /* 读出控制寄存器 */ 
    "orr    r1, r1, #0xc0000000\n"          /* 设置为“asynchronous bus mode” */
    "mcr    p15, 0, r1, c1, c0, 0\n"        /* 写入控制寄存器 */
    );

为加载 Bootloader的第二阶段代码准备RAM空间（初始化内存空间）

  lowlevel_init中设置相应BANK地址，主要用来设置SDRAM。内存是被映射在了0x30000000-0x40000000的位置，即bank6与bank7。那么在内存时序设置的时候，主要关心的，就是bank6与bank7。当然，bank0也是需要关注的，因为它是启动时，启动程序存放的位置。但是bank0是由OM[1:0]，即板子上的那几个小开关中的两个来控制的，所以这里程序上是不用管它的。

SMRDATA:
        .long 0x22011110     //BWSCON
        .long 0x00000700     //BANKCON0
        .long 0x00000700     //BANKCON1
        .long 0x00000700     //BANKCON2
        .long 0x00000700     //BANKCON3  
        .long 0x00000740     //BANKCON4
        .long 0x00000700     //BANKCON5
        .long 0x00018005     //BANKCON6
        .long 0x00018005     //BANKCON7
        .long 0x008C04F4     // REFRESH
        .long 0x000000B1     //BANKSIZE
        .long 0x00000030     //MRSRB6
        .long 0x00000030     //MRSRB7

  接下来设置栈地址指向NAND，准备初始化NANDFLASH。

    ldr sp, =(CONFIG_SYS_INIT_SP_ADDR)//等于0x30000f80
    bic sp, sp, #7 /* 8-byte alignment for ABI compliance */

    bl nand_init_ll

  初始化NANDFLASH，其中包括设置时序NFCONF，(参考芯片手册和2440手册设置nandflsh的启动时序)。TACLS表示的建立所用的时间，TWRPH0表示nWE写控制信号的持续时间，TWRPH1表示数据生效所用的时间，什么时候可以读数据。 最后就是使能NFCONT NAND Flash控制器，初始化ECC, 禁止片选。到这里，NANDFLASH的初始化就完成了。下面就可以进行重定位了。

void nand_init_ll(void)
{
#define TACLS   0
#define TWRPH0  1
#define TWRPH1  0
    /* 设置时序 */
    NFCONF = (TACLS<<12)|(TWRPH0<<8)|(TWRPH1<<4);
    /* 使能NAND Flash控制器, 初始化ECC, 禁止片选 */
    NFCONT = (1<<4)|(1<<1)|(1<<0);  
}

复制 Bootloader的第二阶段代码到SDRAM空间中（重定位）

  首先判断是NOR启动还是NAND启动，如果是NAND启动就直接拷贝数据。拷贝代码之前，要传递给拷贝函数三个参数，源，目的，长度。读取NAND的话要参考芯片手册的NAND读取数据的时序，选中NAND，发出读命令，发出地址，发出读命令，判断状态，读取数据，取消选中等。

    bl copy_code_to_sdram
    bl clear_bss                         //清除bss段(参考自制uboot章节)

void copy_code_to_sdram(unsigned char *src, unsigned char *dest, unsigned int len)
{   
    int i = 0;
    
    /* 如果是NOR启动 */
    if (isBootFromNorFlash())
    {
        while (i < len)
        {
            dest[i] = src[i];
            i++;
        }
    }
    else
    {
        //nand_init();
        nand_read_ll((unsigned int)src, dest, len);
    }
}

void clear_bss(void)
{
    extern int __bss_start, __bss_end__;
    int *p = &__bss_start;
    
    for (; p < &__bss_end__; p++)
        *p = 0;
}

  最后要清除bss。bss段不占用空间，都是未初始化的全局变量或者已经初始化为零的变量，本来就是零，直接清零就好。不清零的话未初始化的变量可能会存在未知的数值。

设置好栈

  设置栈跳转到SDRAM执行。

ldr pc,=call_board_init_f            //绝对跳转,跳到SDRAM上执行

跳转到第二阶段代码的C入口点

  跳转到SDRAM执行剩下的程序。

call_board_init_f:
.globl base_sp
base_sp:
    .long 0

    ldr r0,=0x00000000
    bl  board_init_f
    
    /*unsigned int id 的值存在r0中，正好给board_init_r使用*/
    ldr r1, =_TEXT_BASE
    /*重新设置栈到之前的位置 指向原来addr_sp += 128;*/
    ldr sp,base_sp  
    /*调用第二阶段代码*/
    bl  board_init_r

Bootloader第二阶段的功能

初始化本阶段要使用到的硬件设备

  为了方便开发，至少要初始化一个串口以便程序员与 Bootloader进行交互。

检测系统内存映射（ memory map）

  所谓检测内存映射，就是确定板上使用了多少内存、它们的地址空间是什么。由于嵌入式开发中 Bootloader多是针对某类板子进行编写，所以可以根据板子的情况直接设置，不需要考虑可以适用于各类情况的复杂算法。

将内核映象和根文件系统映象从 Flash上读到SDRAM空间中

  Flash上的内核映象有可能是经过压缩的，在读到SDRAM之后，还需要进行解压。当然，对于有自解压功能的内核，不需要 Bootloader来解压。将根文件系统映象复制到SDRAM中，这不是必需的。这取决于是什么类型的根文件系统以及内核访问它的方法。

  将内核存放在适当的位置后，直接跳到它的入口点即可调用内核。调用内核之前，下列条件要满足：
  （1）CPU寄存器的设置
  R0=0（规定）。
  R1=机器类型ID；对于ARM结构的CPU，其机器类型ID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（下面会详细介绍如何传递参数）。
  （2）CPU工作模式
  必须禁止中断（IRQ和FIQ，uboot启动是一个完整的过程，没有必要也不能被打断）
  CPU必须为SVC模式（为什么呢？主要是像异常模式、用户模式都不合适。具体深入的原因自己可以查下资料）。
  （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。

为内核设置启动参数

  Bootloader与内核的交互是单向的， Bootloader将各类参数传给内核。由于它们不能同时行，传递办法只有一个：Bootloader将参数放在某个约定的地方之后，再启动内核，内核启动后从这个地方获得参数。

  除了约定好参数存放的地址外，还要规定参数的结构。Linu2.4x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。标记，就是一种数据结构；标记列表，就是挨着存放的多个标记。标记列表以标记 ATAG CORE开始，以标记 ATAG NONE结束。

  标记的数据结构为tag，它由一个 tag_header结构和一个联合(union)组成。 tag_ header结构表小标记的类型及长度，比如是表示内存还是表示命令行参数等。对于不同类型的标记使用不同的联合(union)，比如表示内存时使用 tag_mem32，表示命令行时使用 tag_cmdline。

  bootloader与内核约定的参数地址，设置内存的起始地址和大小，指定根文件系统在那个分区，系统启动后执行的第一个程序linuxrc，控制台ttySAC0等。

调用内核

  调用内核就是uboot启动的最后一步了。到这里就uboot就完成了他的使命。

uboot启动内核详解

  下面我们来展开说下uboot具体是如何调用内核的，引导内核启动的。

uboot与Linux内核之间的参数传递

  我们知道，uboot启动后已经完成了基本的硬件初始化（如：内存、串口等），接下来它的主要任务就是加载Linux内核到开发板的内存，然后跳转到Linux内核所在的地址运行。

  具体是如何跳转呢？做法很简单，直接修改PC寄存器的值为Linux内核所在的地址，这样CPU就会从Linux内核所在的地址去取指令，从而执行内核代码。

  在前面我们已经知道，在跳转到内核以前，uboot需要做好以下三件事情：

  (1) CPU寄存器的设置
  R0=0。
  R1=机器类型ID；对于ARM结构的CPU，其机器类型ID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工作模式
  必须禁止中断（IRQs和FIQs）
  CPU必须为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

  其中上面第一步CPU寄存器的设置中，就是通过R0,R1,R2三个参数给内核传递参数的。（ATPCS规则可以参考）

为什么要给内核传递参数呢？

  在此之前，uboot已经完成了硬件的初始化，可以说已经”适应了“这块开发板。然而，内核并不是对于所有的开发板都能完美适配的（如果适配了，可想而知这个内核有多庞大，又或者有新技术发明了，可以完美的适配各种开发板），此时对于开发板的环境一无所知。所以，要想启动Linux内核，uboot必须要给内核传递一些必要的信息来告诉内核当前所处的环境。

如何给内核传递参数？

  因此，uboot就把机器ID通过R1传递给内核，Linux内核运行的时候首先就从R1中读取机器ID来判断是否支持当前机器。这个机器ID实际上就是开发板CPU的ID，每个厂家生产出一款CPU的时候都会给它指定一个唯一的ID，大家可以到uboot源码的arch\arm\include\asm\mach-type.h文件中去查看。

在这里插入图片描述

  除了约定好参数存放的地址外，还要规定参数的结构。Linux2.4.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。标记，就是一种数据结构；标记列表，就是挨着存放的多个标记。标记列表以标记ATAG_CORE开始，以标记ATAG_NONE结束。

  标记的数据结构为tag，它由一个tag_header结构和一个联合（union）组成。tag_header结构表示标记的类型及长度，比如是表示内存还是表示命令行参数等。对于不同类型的标记使用不同的联合（union），比如表示内存时使用tag_ mem32，表示命令行时使用 tag_cmdline。具体代码见arch\arm\include\asm\setup.h。

在这里插入图片描述

    tag->hdr.tag  = ATAG_CORE;
    tag->hdr.size = tag_size(tag_core);
    tag->u.core.flags = params->u1.s.flags & FLAG_READONLY;
    tag->u.core.pagesize = params->u1.s.page_size;
    tag->u.core.rootdev = params->u1.s.rootdev;

    tag = tag_next(tag);

  涉及到的结构体定义如下

struct tag_header {
    __u32 size;
    __u32 tag;
};

/* The list must start with an ATAG_CORE node */
#define ATAG_CORE   0x54410001

struct tag_core {
    __u32 flags;        /* bit 0 = read-only */
    __u32 pagesize;
    __u32 rootdev;
};

  其中tag_next，tag_size定义如下，指向当前标记的结尾

#define tag_next(t) ((struct tag *)((u32 *)(t) + (t)->hdr.size))
#define tag_size(type)  ((sizeof(struct tag_header) + sizeof(struct type)) >> 2)

  (2)设置内存标记

    t->hdr.tag = ATAG_MEM;
    t->hdr.size = tag_size(tag_mem32);
    t->u.mem.start = CFG_GLOBAL_RAM_BASE;
    t->u.mem.size = CFG_GLOBAL_RAM_SIZE;

    t = tag_next(t);

  相关结构体定义如下

#define ATAG_MEM    0x54410002

struct tag_mem32 {
    __u32   size;
    __u32   start;  /* physical start address */
};

  (3)设置命令行参数标记

  命令行参数是一个字符串，一般用它来告诉内核挂载根文件系统的方式。由uboot的bootargs环境变量提供，它的内容有如下两种格式

root=nfs nfsroot=202.193.61.237:/work/nfs_root/first_fs ip=202.193.61.196 init=/linuxrc console=ttySAC0,115200

root=/dev/mtdblock2 ip=202.193.61.196 init=/linuxrc console=ttySAC0,115200

tag = tag_next(tag);
tag->hdr.tag = ATAG_CMDLINE;
tag->hdr.size = (strlen(params->commandline) + 3 +
         sizeof(struct tag_header)) >> 2;
strcpy(tag->u.cmdline.cmdline, params->commandline);

tag = tag_next(tag);

  相关结构体定义如下

/* command line: \0 terminated string */
#define ATAG_CMDLINE    0x54410003

struct tag_cmdline {
    char    cmdline[1]; /* this is the minimum size */
};

  (4)设置结束标记

    tag->hdr.tag = ATAG_NONE;
    tag->hdr.size = 0;

  我们明白了运行Linux区内核的时候，uboot需要给内核的传递的参数，接下来我们就来看看如何从uboot中跳到Linux内核。

uboot跳转到Linux内核

  在uboot中可以使用go和bootm来跳转到内核，这两个命令的区别如下：

  (1) go命令仅仅修改pc的值到指定地址

  格式：go addr

  (2) bootm命令是uboot专门用来启动uImage格式的Linux内核，它在修改pc的值到指定地址之前，会设置传递给Linux内核的参数，用法如下：

  格式：bootm addr

uboot中bootm命令实现

  bootm命令在uboot源码common/cmd_bootm.c中实现，它的功能如下：

  （1）读取uImage头部，把内核拷贝到合适的地方。

  （2）把参数给内核准备好。

  （3）引导内核。

  当我们使用我们在uboot使用bootm命令后，bootm命令会从uImage头中读取信息后，发现是Linux内核，就会调用do_bootm_linux()函数，函数的具体实现bootm.c中

int do_bootm_linux(int flag, int argc, char *argv[], bootm_headers_t *images)
{
    /* No need for those on ARM */
    if (flag & BOOTM_STATE_OS_BD_T || flag & BOOTM_STATE_OS_CMDLINE)
        return -1;

    if (flag & BOOTM_STATE_OS_PREP) {
        boot_prep_linux(images);
        return 0;
    }

    if (flag & BOOTM_STATE_OS_GO) {
        boot_jump_linux(images);
        return 0;
    }

    boot_prep_linux(images);
    boot_jump_linux(images);
    return 0;
}

  do_bootm_linux 函数最终会 跳转执行 boot_prep_linux 和 boot_jump_linux 函数，首先分析 boot_prep_linux 函数(位于 bootm.c 文件中)：

static void boot_prep_linux(bootm_headers_t *images)
{
    char *commandline = getenv("bootargs");　　　　　　//从环境变量中获取 bootargs 的值

　　。。。。。。。
        setup_board_tags(&params);　　　　　　
        setup_end_tag(gd->bd);　　　　//将 tag 参数保存在指定位置
    } else {
        printf("FDT and ATAGS support not compiled in - hanging\n");
        hang();
    }
    do_nonsec_virt_switch();
}

   从代码可以看出来，boot_prep_linux，主要功能是将 tag 参数保存到指定位置，比如 bootargs 环境变量 tag，串口 tag，接下来分析 boot_jump_linux 函数(位于 bootm.c 文件中)：

static void boot_jump_linux(bootm_headers_t *images, int flag)
{
    unsigned long machid = gd->bd->bi_arch_number;　　　　　　//获取机器id (在 board/samsung/jz2440/jz2440.c 中设置，为 MACH_TYPE_SMDK2410(193))
    char *s;
    void (*kernel_entry)(int zero, int arch, uint params);
    unsigned long r2;
    int fake = (flag & BOOTM_STATE_OS_FAKE_GO);

    kernel_entry = (void (*)(int, int, uint))images->ep;　　　　//获取 kernel的入口地址，此处应为 30000000

    s = getenv("machid");　　　　　　　　//从环境变量里获取机器id　(本例中还未在环境变量里设置过机器 id)
    if (s) {　　　　　　　　　　　　//判断环境变量里是否设置机器id
        strict_strtoul(s, 16, &machid);　　　　//如果设置则用环境变量里的机器id
        printf("Using machid 0x%lx from environment\n", machid);
    }

    debug("## Transferring control to Linux (at address %08lx)" \
        "...\n", (ulong) kernel_entry);
    bootstage_mark(BOOTSTAGE_ID_RUN_OS);
    announce_and_cleanup(fake);

    if (IMAGE_ENABLE_OF_LIBFDT && images->ft_len)
        r2 = (unsigned long)images->ft_addr;
    else
        r2 = gd->bd->bi_boot_params;　　　　//获取 tag参数地址，gd->bd->bi_boot_params在 setup_start_tag 函数里设置
if (!fake) kernel_entry(0, machid, r2); }　　//进入内核

  通过分析可以看出，最终进入内核的函数为 ：

kernel_entry(0, machid, r2)

  到这里bootm就成功给内核传递了参数，并跳转到了内核。关于go命令的实现可以自己参考内核，在cmd_boot.c文件中，所不同的是，go命令实现的时候没有设置参数，只是简单的跳转执行。如果想要使用go来跳转到Linux内核，我们需要做简单的修改，有兴趣的可以自己研究下，这里就不展开讲了。

  至此，uboot就启动了内核。启动内核后就是挂载根文件系统了，下篇将具体介绍是如何挂载根文件系统的。
  构建根文件系统

内核镜像格式vmlinuz和zImage和uImage

  最后插讲下内核的不同映像格式的区别：

  （1）uboot经过编译直接生成的elf格式的可执行程序是u-boot，这个程序类似于windows下的exe格式，在操作系统下是可以直接执行的。但是这种格式不能用来烧录下载。我们用来烧录下载的是u-boot.bin，这个东西是由u-boot使用arm-linux-objcopy工具进行加工（主要目的是去掉一些无用的）得到的。这个u-boot.bin就叫镜像（image），镜像就是用来烧录到iNand中执行的。

  （2）linux内核经过编译后也会生成一个elf格式的可执行程序，叫vmlinux或vmlinuz，这个就是原始的未经任何处理加工的原版内核elf文件；嵌入式系统部署时烧录的一般不是这个vmlinuz/vmlinux，而是要用objcopy工具去制作成烧录镜像格式（就是u-boot.bin这种，但是内核没有.bin后缀），经过制作加工成烧录镜像的文件就叫Image（制作把78M大的精简成了7.5M，因此这个制作烧录镜像主要目的就是缩减大小，节省磁盘）。

  （3）原则上Image就可以直接被烧录到Flash上进行启动执行（类似于u-boot.bin），但是实际上并不是这么简单。实际上linux的作者们觉得Image还是太大了所以对Image进行了压缩，并且在image压缩后的文件的前端附加了一部分解压缩代码。构成了一个压缩格式的镜像就叫zImage。（因为当年Image大小刚好比一张软盘（软盘有2种，1.2M的和1.44MB两种）大，为了节省1张软盘的钱于是乎设计了这种压缩Image成zImage的技术）。

  （4）uboot为了启动linux内核，还发明了一种内核格式叫uImage。uImage是由zImage加工得到的，uboot中有一个工具，可以将zImage加工生成uImage。注意：uImage不关linux内核的事，linux内核只管生成zImage即可，然后uboot中的mkimage工具再去由zImage加工生成uImage来给uboot启动。这个加工过程其实就是在zImage前面加上64字节的uImage的头信息即可。

  （5）原则上uboot启动时应该给他uImage格式的内核镜像，但是实际上uboot中也可以支持zImage，是否支持就看x210_sd.h中是否定义了LINUX_ZIMAGE_MAGIC这个宏。所以大家可以看出：有些uboot是支持zImage启动的，有些则不支持。但是所有的uboot肯定都支持uImage启动。

  （6）如果直接在kernel底下去make uImage会提供mkimage command not found。解决方案是去uboot/tools下cp mkimage /usr/local/bin/，复制mkimage工具到系统目录下。再去make uImage即可。

  通过上面的介绍我们了解了内核镜像的各种格式，如果通过uboot启动内核，Linux必须为uImage格式。

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在这里插入图片描述

本文参考：<嵌入式Linux应用开发完全手册>

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