-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------  我们知道，bootloader是系统上电后最初加载运行的代码。它提供了处理器上电复位后最开始需要执行的初始化代码。     在PC机上引导程序一般由BIOS开始执行，然后读取硬盘中位于MBR(Main Boot Record，主引导记录)中的Bootloader(例如LILO或GRUB),并进一步引导操作系统的启动。     然而在嵌入式系统中通常没有像BIOS那样的固件程序，因此整个系统的加载启动就完全由bootloader来完成。它主要的功能是加载与引导内核映像    一个嵌入式的存储设备通过通常包括四个分区： 第一分区：存放的当然是u-boot 第二个分区：存放着u-boot要传给系统内核的参数 第三个分区：是系统内核（kernel） 第四个分区：则是根文件系统 如下图所示： ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- -------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------   u-boot是一种普遍用于嵌入式系统中的Bootloader。 Bootloader介绍 Bootloader是进行嵌入式开发必然会接触的一个概念，它是嵌入式学院<嵌入式工程师职业培训班>二期课程中嵌入式linux系统开发方面的重要内容。本篇文章主要讲解Bootloader的基本概念以及内部原理，这部分内容的掌握将对嵌入式linux系统开发的学习非常有帮助！ Bootloader的定义：Bootloader是在操作系统运行之前执行的一小段程序，通过这一小段程序，我们可以初始化硬件设备、建立内存空间的映射表，从而建立适当的系统软硬件环境，为最终调用操作系统内核做好准备。意思就是说如果我们要想让一个操作系统在我们的板子上运转起来，我们就必须首先对我们的板子进行一些基本配置和初始化，然后才可以将操作系统引导进来运行。具体在Bootloader中完成了哪些操作我们会在后面分析到，这里我们先来回忆一下PC的体系结构：PC机中的引导加载程序是由BIOS和位于硬盘MBR中的OS Boot Loader（比如LILO和GRUB等）一起组成的，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，即开始启动操作系统。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0x00000000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。（先想一下，通用PC和嵌入式系统为何会在此处存在如此的差异呢？） Bootloader是基于特定硬件平台来实现的，因此几乎不可能为所有的嵌入式系统建立一个通用的Bootloader，不同的处理器架构都有不同的Bootloader，Bootloader不但依赖于cpu的体系结构，还依赖于嵌入式系统板级设备的配置。对于2块不同的板子而言，即使他们使用的是相同的处理器，要想让运行在一块板子上的Bootloader程序也能运行在另一块板子上，一般也需要修改Bootloader的源程序。 Bootloader的启动方式 Bootloader的启动方式主要有网络启动方式、磁盘启动方式和Flash启动方式。 1、网络启动方式  
图1  Bootloader网络启动方式示意图 如图1所示，里面主机和目标板，他们中间通过网络来连接，首先目标板的DHCP/BIOS通过BOOTP服务来为Bootloader分配IP地址，配置网络参数，这样才能支持网络传输功能。我们使用的u-boot可以直接设置网络参数，因此这里就不用使用DHCP的方式动态分配IP了。接下来目标板的Bootloader通过TFTP服务将内核映像下载到目标板上，然后通过网络文件系统来建立主机与目标板之间的文件通信过程，之后的系统更新通常也是使用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。 2、磁盘启动方式 这种方式主要是用在台式机和服务器上的，这些计算机都使用BIOS引导，并且使用磁盘作为存储介质，这里面两个重要的用来启动linux的有LILO和GRUB，这里就不再具体说明了。 3、Flash启动方式 这是我们最常用的方式。Flash有NOR Flash和NAND Flash两种。NOR Flash可以支持随机访问，所以代码可以直接在Flash上执行，Bootloader一般是存储在Flash芯片上的。另外Flash上还存储着参数、内核映像和文件系统。这种启动方式与网络启动方式之间的不同之处就在于，在网络启动方式中，内核映像和文件系统首先是放在主机上的，然后经过网络传输下载进目标板的，而这种启动方式中内核映像和文件系统则直接是放在Flash中的，这两点在我们u-boot的使用过程中都用到了。 U-boot的定义 U-boot，全称Universal Boot Loader，是由DENX小组的开发的遵循GPL条款的开放源码项目，它的主要功能是完成硬件设备初始化、操作系统代码搬运，并提供一个控制台及一个指令集在操作系统运行前操控硬件设备。U-boot之所以这么通用，原因是他具有很多特点：开放源代码、支持多种嵌入式操作系统内核、支持多种处理器系列、较高的稳定性、高度灵活的功能设置、丰富的设备驱动源码以及较为丰富的开发调试文档与强大的网络技术支持。另外u-boot对操作系统和产品研发提供了灵活丰富的支持，主要表现在：可以引导压缩或非压缩系统内核，可以灵活设置/传递多个关键参数给操作系统，适合系统在不同开发阶段的调试要求与产品发布，支持多种文件系统，支持多种目标板环境参数存储介质，采用CRC32校验，可校验内核及镜像文件是否完好，提供多种控制台接口，使用户可以在不需要ICE的情况下通过串口/以太网/USB等接口下载数据并烧录到存储设备中去（这个功能在实际的产品中是很实用的，尤其是在软件现场升级的时候），以及提供丰富的设备驱动等。 u-boot源代码的目录结构 1、board中存放于开发板相关的配置文件，每一个开发板都以子文件夹的形式出现。 2、Commom文件夹实现u-boot行下支持的命令，每一个命令对应一个文件。 3、cpu中存放特定cpu架构相关的目录，每一款cpu架构都对应了一个子目录。 4、Doc是文档目录，有u-boot非常完善的文档。 5、Drivers中是u-boot支持的各种设备的驱动程序。 6、Fs是支持的文件系统，其中最常用的是JFFS2文件系统。 7、Include文件夹是u-boot使用的头文件，还有各种硬件平台支持的汇编文件，系统配置文件和文件系统支持的文件。 8、Net是与网络协议相关的代码，bootp协议、TFTP协议、NFS文件系统得实现。 9、Tooles是生成U-boot的工具。 对u-boot的目录有了一些了解后，分析启动代码的过程就方便多了，其中比较重要的目录就是/board、/cpu、/drivers和/include目录，如果想实现u-boot在一个平台上的移植，就要对这些目录进行深入的分析。 ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- -------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------                                                                                        什么是《编译地址》？什么是《运行地址》？ （一）编译地址： 32位的处理器，它的每一条指令是4个字节，以4个字节存储顺序，进行顺序执行，CPU是顺序执行的，只要没发生什么跳转，它会顺序进行执行行， 编译器会对每一条指令分配一个编译地址，这是编译器分配的，在编译过程中分配的地址，我们称之为编译地址。
（二）运行地址：是指程序指令真正运行的地址，是由用户指定的，用户将运行地址烧录到哪里，哪里就是运行的地址。       比如有一个指令的编译地址是0x5，实际运行的地址是0x200，如果用户将指令烧到0x200上，那么这条指令的运行地址就是0x200，       当编译地址和运行地址不同的时候会出现什么结果？结果是不能跳转，编译后会产生跳转地址，如果实际地址和编译后产生的地址不相等，那么就不能跳转。      C语言编译地址：都希望把编译地址和实际运行地址放在一起的，但是汇编代码因为不需要做C语言到汇编的转换，可以认为的去写地址，所以直接写的就是他的运行地址这就是为什么任何bootloader刚开始会有一段汇编代码，因为起始代码编译地址和实际地址不相等，这段代码和汇编无关，跳转用的运行地址。                                                                                                                 编译地址和运行地址如何来算呢？    1.    假如有两个编译地址a=0x10，b=0x7，b的运行地址是0x300，那么a的运行地址就是b的运行地址加上两者编译地址的差值，a-b=0x10-0x7=0x3，        a的运行地址就是0x300+0x3=0x303。
    2.   假设uboot上两条指令的编译地址为a=0x33000007和b=0x33000001，这两条指令都落在bank6上，现在要计算出他们对应的运行地址，要找出运行地址的始地址，这个是由用户烧录进去的，假设运行地址的首地址是0x0，则a的运行地址为0x7，b为0x1，就是这样算出来的。

                                             为什么要分配编译地址？这样做有什么好处，有什么作用？
        比如在函数a中定义了函数b，当执行到函数b时要进行指令跳转，要跳转到b函数所对应的起始地址上去，编译时，编译器给每条指令都分配了编译地址，如果编译器已经给分配了地址就可以直接进行跳转，查找b函数跳转指令所对应的表，进行直接跳转，因为有个编译地址和指令对应的一个表，如果没有分配，编译器就查找不到这个跳转地址，要进行计算，非常麻烦。

                                                                       什么是《相对地址》？
        以NOR Flash为例，NOR Falsh是映射到bank0上面，SDRAM是映射到bank6上面，uboot和内核最终是在SDRAM上面运行，最开始我们是从Nor Flash的零地址开始往后烧录，uboot中至少有一段代码编译地址和运行地址是不一样的，编译uboot或内核时，都会将编译地址放入到SDRAM中，他们最终都会在SDRAM中执行，刚开始uboot在Nor Flash中运行，运行地址是一个低端地址，是bank0中的一个地址，但编译地址是bank6中的地址，这样就会导致绝对跳转指令执行的失败，所以就引出了相对地址的概念。                                                                       那么什么是相对地址呢？      至少在bank0中uboot这段代码要知道不能用b+编译地址这样的方法去跳转指令，因为这段代码的编译地址和运行地址不一样，那如何去做呢？     要去计算这个指令运行的真实地址，计算出来后再做跳转，应该是b+运行地址，不能出现b+编译地址，而是b+运行地址，而运行地址是算出来的。

   _TEXT_BASE:
  .word TEXT_BASE //0x33F80000,在board/config.mk中
这段话表示，用户告诉编译器编译地址的起始地址
------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- -------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------         U-Boot工作过程           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。
     (一)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。
（二）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 BootLoader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。这种工作模式通常在第一次安装内核与跟文件系统时使用。或者在系统更新时使用。进行嵌入式系统调试时一般也让bootloader工作在这一模式下。
          U­Boot 这样功能强大的 Boot Loader 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。          大多数 bootloader 都分为阶段 1(stage1)和阶段 2(stage2)两大部分,u­boot 也不例外。依赖于 CPU 体系结构的代码(如 CPU 初始化代码等)通常都放在阶段 1 中且通常用汇编语言实现,而阶段 2 则通常用 C 语言来实现,这样可以实现复杂的功能,而且有更好的可读性和移植性。
------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- 第一、大概总结性得的分析        系统启动的入口点。既然我们现在要分析u-boot的启动过程，就必须先找到u-boot最先实现的是哪些代码，最先完成的是哪些任务。        另一方面一个可执行的image必须有一个入口点，并且只能有一个全局入口点，所以要通知编译器这个入口在哪里。由此我们可以找到程序的入口点是在/board/lpc2210/u-boot.lds中指定的，其中ENTRY(_start)说明程序从_start开始运行，而他指向的是cpu/arm7tdmi/start.o文件。 因为我们用的是ARM7TDMI的cpu架构，在复位后从地址0x00000000取它的第一条指令，所以我们将Flash映射到这个地址上， 这样在系统加电后，cpu将首先执行u-boot程序。u-boot的启动过程是多阶段实现的，分了两个阶段。 依赖于cpu体系结构的代码（如设备初始化代码等）通常都放在stage1中，而且通常都是用汇编语言来实现，以达到短小精悍的目的。 而stage2则通常是用C语言来实现的，这样可以实现复杂的功能，而且代码具有更好的可读性和可移植性。 下面我们先详细分析下stage1中的代码，如图2所示：  
图2  Start.s程序流程           代码真正开始是在_start，设置异常向量表，这样在cpu发生异常时就跳转到/cpu/arm7tdmi/interrupts中去执行相应得中断代码。          在interrupts文件中大部分的异常代码都没有实现具体的功能，只是打印一些异常消息，其中关键的是reset中断代码，跳到reset入口地址。           reset复位入口之前有一些段的声明。           1.在reset中，首先是将cpu设置为svc32模式下，并屏蔽所有irq和fiq。           2.在u-boot中除了定时器使用了中断外，其他的基本上都不需要使用中断，比如串口通信和网络等通信等，在u-boot中只要完成一些简单的通信就可以了，所以在这里屏蔽掉了所有的中断响应。          3.初始化外部总线。这部分首先设置了I/O口功能，包括串口、网络接口等的设置，其他I/O口都设置为GPIO。然后设置BCFG0~BCFG3，即外部总线控制器。这里bank0对应Flash，设置为16位宽度，总线速度设为最慢，以实现稳定的操作；Bank1对应DRAM，设置和Flash相同；Bank2对应RTL8019。          4.接下来是cpu关键设置，包括系统重映射（告诉处理器在系统发生中断的时候到外部存储器中去读取中断向量表）和系统频率。          5.lowlevel_init，设定RAM的时序，并将中断控制器清零。这些部分和特定的平台有关，但大致的流程都是一样的。         下面就是代码的搬移阶段了。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。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。         flash中存储的u-boot可执行文件中，代码段、数据段以及BSS段都是首尾相连存储的，         所以在计算搬移大小的时候就是利用了用BSS段的首地址减去代码的首地址，这样算出来的就是实际使用的空间。         程序用一个循环将代码搬移到0x81180000，即RAM底端1M空间用来存储代码。         然后程序继续将中断向量表搬到RAM的顶端。由于stage2通常是C语言执行代码，所以还要建立堆栈去。        在堆栈区之前还要将malloc分配的空间以及全局数据所需的空间空下来，他们的大小是由宏定义给出的，可以在相应位置修改。 基本内存分布图：
图3  搬移后内存分布情况图      下来是u-boot启动的第二个阶段，是用c代码写的，      这部分是一些相对变化不大的部分，我们针对不同的板子改变它调用的一些初始化函数，并且通过设置一些宏定义来改变初始化的流程，      所以这些代码在移植的过程中并不需要修改，也是错误相对较少出现的文件。      在文件的开始先是定义了一个函数指针数组，通过这个数组，程序通过一个循环来按顺序进行常规的初始化，并在其后通过一些宏定义来初始化一些特定的设备。      在最后程序进入一个循环，main_loop。这个循环接收用户输入的命令，以设置参数或者进行启动引导。 本篇文章将分析重点放在了前面的start.s上，是因为这部分无论在移植还是在调试过程中都是最容易出问题的地方，要解决问题就需要程序员对代码进行修改，所以在这里简单介绍了一下start.s的基本流程，希望能对大家有所帮助 ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- 第二、代码分析   2.2 阶段 1 介绍
u­boot 的 stage1 代码通常放在 start.s 文件中,它用汇编语言写成,其主要代码部分如下:
2.2.1 定义入口
由于一个可执行的 Image 必须有一个入口点,并且只能有一个全局入口,通常这个入口放在 ROM(Flash)的 0x0
地址,因此,必须通知编译器以使其知道这个入口,该工作可通过修改连接器脚本来完成。
1. board/crane2410/u­boot.lds:  ENTRY(_start)   ==> cpu/arm920t/start.S: .globl _start
2. uboot 代码区(TEXT_BASE = 0x33F80000)定义在 board/crane2410/config.mk U-Boot启动内核的过程可以分为两个阶段，两个阶段的功能如下：        （1）第一阶段的功能 Ø  硬件设备初始化 Ø  加载U-Boot第二阶段代码到RAM空间 Ø  设置好栈 Ø  跳转到第二阶段代码入口        （2）第二阶段的功能 Ø  初始化本阶段使用的硬件设备 Ø  检测系统内存映射 Ø  将内核从Flash读取到RAM中 Ø  为内核设置启动参数 Ø  调用内核

1.1.1             U-Boot启动第一阶段代码分析

       第一阶段对应的文件是cpu/arm920t/start.S和board/samsung/mini2440/lowlevel_init.S。        U-Boot启动第一阶段流程如下：   详细分析 图 2.1 U-Boot启动第一阶段流程        根据cpu/arm920t/u-boot.lds中指定的连接方式：      看一下uboot.lds文件，在board/smdk2410目录下面，uboot.lds是告诉编译器这些段改怎么划分，GUN编译过的段，最基本的三个段是RO，RW，ZI，RO表示只读，对应于具体的指代码段，RW是数据段，ZI是归零段，就是全局变量的那段。Uboot代码这么多，如何保证start.s会第一个执行，编译在最开始呢？就是通过uboot.lds链接文件进行

OUTPUT_FORMAT("elf32-littlearm", "elf32-littlearm", "elf32-littlearm")
/*OUTPUT_FORMAT("elf32-arm", "elf32-arm", "elf32-arm")*/
OUTPUT_ARCH(arm)
ENTRY(_start)
SECTIONS
{
. = 0x00000000; //起始地址

. = ALIGN(4); //4字节对齐
.text : //test指代码段，上面3行标识是不占用任何空间的
{
cpu/arm920t/start.o (.text) //这里把start.o放在第一位就表示把start.s编
译时放到最开始，这就是为什么把uboot烧到起始地址上它肯定运行的是start.s
*(.text)
}

. = ALIGN(4); //前面的 “.” 代表当前值，是计算一个当前的值，是计算上
面占用的整个空间，再加一个单元就表示它现在的位置
.rodata : { *(.rodata) }

. = ALIGN(4);
.data : { *(.data) }

. = ALIGN(4);
.got : { *(.got) }

. = .;
__u_boot_cmd_start = .;
.u_boot_cmd : { *(.u_boot_cmd) }
__u_boot_cmd_end = .;

. = ALIGN(4);
__bss_start = .; //bss表示归零段
.bss : { *(.bss) }
_end = .;
}
       第一个链接的是cpu/arm920t/start.o，因此u-boot.bin的入口代码在cpu/arm920t/start.o中，其源代码在cpu/arm920t/start.S中。下面我们来分析cpu/arm920t/start.S的执行。 1.      硬件设备初始化 （1）设置异常向量           下面代码是系统启动后U-boot上电后运行的第一段代码，它是什么意思？           u-boot对应的第一阶段代码放在cpu/arm920t/start.S文件中，入口代码如下：. globl _startglobal                                    /*声明一个符号可被其它文件引用，相当于声明了一个全局变量，.globl与.global相同*/ _start:    b     start_code                    /* 复位 */b是不带返回的跳转(bl是带返回的跳转)，意思是无条件直接跳转到start_code标号出执行程序        ldr   pc, _undefined_instruction      /* 未定义指令向量 l---dr相当于mov操作*/        ldr   pc, _software_interrupt            /*  软件中断向量 */        ldr   pc, _prefetch_abort                  /*  预取指令异常向量 */        ldr   pc, _data_abort                        /*  数据操作异常向量 */        ldr   pc, _not_used                           /*  未使用   */        ldr   pc, _irq                                     /*  irq中断向量  */        ldr   pc, _fiq                                     /*  fiq中断向量  */ /*  中断向量表入口地址 */ _undefined_instruction:    .word undefined_instruction  /*就是在当前地址，即_undefined_instruction 处存放 undefined_instruction*/ _software_interrupt:  .word software_interrupt _prefetch_abort:  .word prefetch_abort _data_abort:        .word data_abort _not_used:          .word not_used _irq:                     .word irq _fiq:                     .word fiq  word伪操作用于分配一段字内存单元(分配的单元都是字对齐的)，并用伪操作中的expr初始化        .balignl 16,0xdeadbeef        他们是系统定义的异常，一上电程序跳转到start_code异常处执行相应的汇编指令，下面定义出的都是不同的异常，比如软件发生软中断时，CPU就会去执行软中断的指令，这些异常中断在CUP中地址是从0开始，每个异常占4个字节        ldr pc, _undefined_instruction表示把_undefined_instruction存放的数值存放到pc指针上                    _undefined_instruction: .word undefined_instruction表示未定义的这个异常是由.word来定义的，它表示定义一个字，一个32位的数 .  word后面的数：表示把该标识的编译地址写入当前地址，标识是不占用任何指令的。把标识存放的数值copy到指针pc上面，那么标识上存放的值是什么？ 是由.word undefined_instruction来指定的，pc就代表你运行代码的地址，她就实现了CPU要做一次跳转时的工作。

       以上代码设置了ARM异常向量表，各个异常向量介绍如下： 表 2.1 ARM异常向量表        地址    异常      进入模式 描述 0x00000000  复位    管理模式     复位电平有效时，产生复位异常，程序跳转到复位处理程序处执行 0x00000004  未定义指令    未定义模式    遇到不能处理的指令时，产生未定义指令异常 0x00000008 软件中断    管理模式     执行SWI指令产生，用于用户模式下的程序调用特权操作指令 0x0000000c 预存指令    中止模式    处理器预取指令的地址不存在，或该地址不允许当前指令访问，产生指令预取中止异常 0x00000010 数据操作    中止模式    处理器数据访问指令的地址不存在，或该地址不允许当前指令访问时，产生数据中止异常 0x00000014 未使用    未使用    未使用 0x00000018 IRQ    IRQ     外部中断请求有效，且CPSR中的I位为0时，产生IRQ异常 0x0000001c FIQ    FIQ     快速中断请求引脚有效，且CPSR中的F位为0时，产生FIQ异常              在cpu/arm920t/start.S中还有这些异常对应的异常处理程序。当一个异常产生时，CPU根据异常号在异常向量表中找到对应的异常向量，然后执行异常向量处的跳转指令，CPU就跳转到对应的异常处理程序执行。        其中复位异常向量的指令“b start_code”决定了U-Boot启动后将自动跳转到标号“start_code”处执行。 （2）CPU进入SVC模式 start_code:        /*         * set the cpu to SVC32 mode         */        mrs r0, cpsr        bic  r0, r0, #0x1f        /*工作模式位清零 */        orr   r0, r0, #0xd3              /*工作模式位设置为“10011”（管理模式），并将中断禁止位和快中断禁止位置1 */        msr cpsr, r0        以上代码将CPU的工作模式位设置为管理模式，即设置相应的CPSR程序状态字，并将中断禁止位和快中断禁止位置一，从而屏蔽了IRQ和FIQ中断。        操作系统先注册一个总的中断，然后去查是由哪个中断源产生的中断，再去查用户注册的中断表，查出来后就去执行用户定义的用户中断处理函数。
（3）设置控制寄存器地址 # if defined(CONFIG_S3C2400)        /*关闭看门狗*/
#  define pWTCON 0x15300000       /*;看门狗寄存器*/
#  define INTMSK  0x14400008        /*;中断屏蔽寄存器*/ #  define CLKDIVN      0x14800014 /*;时钟分频寄存器*/
#else      /* s3c2410与s3c2440下面4个寄存器地址相同 */ #  define pWTCON 0x53000000               /* WATCHDOG控制寄存器地址 */ #  define INTMSK  0x4A000008                     /* INTMSK寄存器地址  */ #  define INTSUBMSK 0x4A00001C      /* INTSUBMSK寄存器地址 次级中断屏蔽寄存器*/ #  define CLKDIVN      0x4C000014                   /* CLKDIVN寄存器地址 ;时钟分频寄存器*/ # endif        对与s3c2440开发板，以上代码完成了WATCHDOG，INTMSK，INTSUBMSK，CLKDIVN四个寄存器的地址的设置。各个寄存器地址参见参考文献[4] 。 （4）关闭看门狗        ldr   r0, =pWTCON   /*将pwtcon寄存器地址赋给R0*/        mov       r1, #0x0      /*r1的内容为0*/
       str   r1, [r0]                /* 看门狗控制器的最低位为0时，看门狗不输出复位信号 */        以上代码向看门狗控制寄存器写入0，关闭看门狗。否则在U-Boot启动过程中，CPU将不断重启。 为什么要关看门狗？          就是防止，不同得两个以上得CPU，进行喂狗的时间间隔问题：说白了，就是你运行的代码如果超出喂狗时间，而你不关狗，就会导致，你代码还没运行完又得去喂狗，就这样反复得重启CPU，那你代码永远也运行不完，所以，得先关看门狗得原因，就是这样。 关狗---详细的原因：       关闭看门狗，关闭中断，所谓的喂狗是每隔一段时间给某个寄存器置位而已，在实际中会专门启动一个线程或进程会专门喂狗，当上层软件出现故障时就会停止喂狗，       停止喂狗之后，cpu会自动复位，一般都在外部专门有一个看门狗，做一个外部的电路，不在cpu内部使用看门狗，cpu内部的看门狗是复位的cpu        当开发板很复杂时，有好几个cpu时，就不能完全让板子复位，但我们通常都让整个板子复位。看门狗每隔短时间就会喂狗，问题是在两次喂狗之间的时间间隔内，运行的代码的时间是否够用，两次喂狗之间的代码是否在两次喂狗的时间延迟之内，如果在延迟之外的话，代码还没改完就又进行喂狗，代码永远也改不完 （5）屏蔽中断        /*         * mask all IRQs by setting all bits in the INTMR - default         */        mov       r1, #0xffffffff     /*屏蔽所有中断， 某位被置1则对应的中断被屏蔽 */ /*寄存器中的值*/        ldr   r0, =INTMSK       /*将管理中断的寄存器地址赋给ro*/        str   r1, [r0]                  /*将全r1的值赋给ro地址中的内容*/        INTMSK是主中断屏蔽寄存器，每一位对应SRCPND（中断源引脚寄存器）中的一位，表明SRCPND相应位代表的中断请求是否被CPU所处理。          根据参考文献4，INTMSK寄存器是一个32位的寄存器，每位对应一个中断，向其中写入0xffffffff就将INTMSK寄存器全部位置一，从而屏蔽对应的中断。 # if defined(CONFIG_S3C2440)           ldr  r1, =0x7fff                            ldr  r0, =INTSUBMSK            str  r1, [r0]              # endif        INTSUBMSK每一位对应SUBSRCPND中的一位，表明SUBSRCPND相应位代表的中断请求是否被CPU所处理。        根据参考文献4，INTSUBMSK寄存器是一个32位的寄存器，但是只使用了低15位。向其中写入0x7fff就是将INTSUBMSK寄存器全部有效位（低15位）置一，从而屏蔽对应的中断。 屏蔽所有中断，为什么要关中断？ 中断处理中ldr pc是将代码的编译地址放在了指针上，而这段时间还没有搬移代码，所以编译地址上面没有这个代码，如果进行跳转就会跳转到空指针上面
（6）设置MPLLCON,UPLLCON, CLKDIVN # if defined(CONFIG_S3C2440)  #define MPLLCON   0x4C000004 #define UPLLCON   0x4C000008             ldr  r0, =CLKDIVN   ;设置时钟
          mov  r1, #5           str  r1, [r0]             ldr  r0, =MPLLCON           ldr  r1, =0x7F021            str  r1, [r0]       ldr  r0, =UPLLCON            ldr  r1, =0x38022           str  r1, [r0] # else        /* FCLK:HCLK:PCLK = 1:2:4 */        /* default FCLK is 120 MHz ! */        ldr   r0, =CLKDIVN        mov       r1, #3        str   r1, [r0] #endif        CPU上电几毫秒后，晶振输出稳定，FCLK=Fin（晶振频率），CPU开始执行指令。但实际上，FCLK可以高于Fin，为了提高系统时钟，需要用软件来启用PLL。这就需要设置CLKDIVN，MPLLCON，UPLLCON这3个寄存器。        CLKDIVN寄存器用于设置FCLK，HCLK，PCLK三者间的比例，可以根据表2.2来设置。 表 2.2 S3C2440 的CLKDIVN寄存器格式                            CLKDIVN                                          位                  说明                            初始值                     HDIVN [2:1]       00 : HCLK = FCLK/1.       01 : HCLK = FCLK/2.       10 : HCLK = FCLK/4 （当 CAMDIVN[9] = 0 时）       HCLK= FCLK/8  （当 CAMDIVN[9] = 1 时）       11 : HCLK = FCLK/3 （当 CAMDIVN[8] = 0 时）       HCLK = FCLK/6 （当 CAMDIVN[8] = 1时） 00 PDIVN [0] 0: PCLK = HCLK/1   1: PCLK = HCLK/2 0          设置CLKDIVN为5，就将HDIVN设置为二进制的10，由于CAMDIVN[9]没有被改变过，取默认值0，因此HCLK = FCLK/4。PDIVN被设置为1，因此PCLK= HCLK/2。因此分频比FCLK:HCLK:PCLK = 1:4:8 。        MPLLCON寄存器用于设置FCLK与Fin的倍数。MPLLCON的位[19:12]称为MDIV，位[9:4]称为PDIV，位[1:0]称为SDIV。        对于S3C2440，FCLK与Fin的关系如下面公式：        MPLL(FCLK) = (2×m×Fin)/(p× )        其中： m=MDIC+8，p=PDIV+2，s=SDIV        MPLLCON与UPLLCON的值可以根据参考文献4中“PLL VALUE SELECTION TABLE”设置。该表部分摘录如下： 表 2.3 推荐PLL值        输入频率                                输出频率                                                 MDIV                                             PDIV                                            SDIV                      12.0000MHz 48.00 MHz 56(0x38) 2 2 12.0000MHz 405.00 MHz 127(0x7f) 2 1        当mini2440系统主频设置为405MHZ，USB时钟频率设置为48MHZ时，系统可以稳定运行，因此设置MPLLCON与UPLLCON为：        MPLLCON=(0x7f<<12) | (0x02<<4) | (0x01) = 0x7f021        UPLLCON=(0x38<<12) | (0x02<<4) | (0x02) = 0x38022 默认频率为      FCLK:HCLK:PCLK = 1:2:4,默认 FCLK 的值为 120 MHz,该值为 S3C2410 手册的推荐值。 设置时钟分频，为什么要设置时钟？ 起始可以不设，系统能不能跑起来和频率没有任何关系，频率的设置是要让外围的设备能承受所设置的频率，如果频率过高则会导致cpu操作外围设备失败 说白了：设置频率，就为了CPU能去操作外围设备 （7）关闭MMU，cache  ------（也就是做bank的设置）
       接着往下看： #ifndef CONFIG_SKIP_LOWLEVEL_INIT        bl    cpu_init_crit  /* ;跳转并把转移后面紧接的一条指令地址保存到链接寄存器LR(R14)中，以此来完成子程序的调用*/
#endif        cpu_init_crit这段代码在U-Boot正常启动时才需要执行，若将U-Boot从RAM中启动则应该注释掉这段代码。        下面分析一下cpu_init_crit到底做了什么： 320  #ifndef CONFIG_SKIP_LOWLEVEL_INIT 321  cpu_init_crit: 322      /* 323       * 使数据cache与指令cache无效 */ 324       */  325      mov       r0, #0 326      mcr p15, 0, r0, c7, c7, 0    /* 向c7写入0将使ICache与DCache无效*/ 327      mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0    /* 向c8写入0将使TLB失效 ，协处理器*/  
328  329      /* 330       * disable MMU stuff and caches 331       */ 332      mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0    /*  读出控制寄存器到r0中  */ 333      bic  r0, r0, #0x00002300   @ clear bits 13, 9:8 (--V- --RS) 334      bic  r0, r0, #0x00000087   @ clear bits 7, 2:0 (B--- -CAM) 335      orr   r0, r0, #0x00000002   @ set bit 2 (A) Align 336      orr   r0, r0, #0x00001000   @ set bit 12 (I) I-Cache 337      mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0    /*  保存r0到控制寄存器  */ 338  339      /* 340       * before relocating, we have to setup RAM timing 341       * because memory timing is board-dependend, you will 342       * find a lowlevel_init.S in your board directory. 343       */ 344      mov       ip, lr 345  346      bl    lowlevel_init 347  348      mov       lr, ip 349      mov       pc, lr 350  #endif /* CONFIG_SKIP_LOWLEVEL_INIT */
               代码中的c0，c1，c7，c8都是ARM920T的协处理器CP15的寄存器。其中c7是cache控制寄存器，c8是TLB控制寄存器。325~327行代码将0写入c7、c8，使Cache，TLB内容无效。        第332~337行代码关闭了MMU。这是通过修改CP15的c1寄存器来实现的，先看CP15的c1寄存器的格式（仅列出代码中用到的位）： 表 2.3 CP15的c1寄存器格式（部分）       15               14          13             12            11           10             9               8              7            6               5             4             3               2           1             0         . . V I . . R S B . . . . C A M        各个位的意义如下： V :  表示异常向量表所在的位置，0：异常向量在0x00000000；1：异常向量在 0xFFFF0000
I :  0 ：关闭ICaches；1 ：开启ICaches
R、S : 用来与页表中的描述符一起确定内存的访问权限
B :  0 ：CPU为小字节序；1 ： CPU为大字节序
C :  0：关闭DCaches；1：开启DCaches
A