ARM uboot源码分析3-启动第一阶段
一、start.S 解析7
总结回顾：lowlevel_init.S 中总共做了哪些事情：
检查复位状态、IO 恢复、关看门狗、开发板供电锁存、时钟初始化、DDR 初始化、串口初始化并打印 ‘O’、tzpc 初始化、打印 ‘K’。
其中值得关注的：关看门狗、开发板供电锁存、时钟初始化、DDR初始化、打印"OK"。
1、再次设置栈（DDR 中的栈）
(1) 再次开发板供电锁存。第一，做 2 次供电锁存是不会错的；第二，做 2 次则第 2 次无意义；做代码移植时有一个古怪谨慎保守策略：就是尽量添加代码而不要删除代码。
(2) 之前在调用 lowlevel_init 程序前，设置过 1 次栈（start.S 284-287行），那时候因为 DDR 尚未初始化，因此程序执行都是在 SRAM 中，所以在 SRAM 中分配了一部分内存作为栈。
本次因为 DDR 已经被初始化了，因此要把栈挪移到 DDR 中，所以要重新设置栈，这是第二次（start.S 297-299 行）；这里实际设置的栈的地址是 33E00000，刚好在 uboot 的代码段的下面紧挨着。
(3) 为什么要再次设置栈？因为 DDR 已经初始化了，已经有大片内存可以用了，没必要再把栈放在 SRAM 中可怜兮兮的了；原来 SRAM 中内存大小空间有限，栈放在那里要注意不能使用过多的栈，否则栈会溢出，我们及时将栈迁移到 DDR 中，也是为了尽可能避免栈使用时候的小心翼翼。
感慨：uboot 的启动阶段主要技巧就在于，小范围内有限条件下的辗转腾挪。
2、再次判断当前地址以决定是否重定位
(1) 再次用相同的代码判断运行地址是在 SRAM 中还是 DDR 中，不过本次判断的目的不同（上次判断是为了决定是否要执行初始化时钟和 DDR 的代码），这次判断是为了决定是否进行 uboot 的 relocate 重定向。
(2) 冷启动时，当前情况是：uboot 的前一部分（16kb 或者 8kb）开机自动从 SD 卡加载到 SRAM 中正在运行，uboot 的第二部分（其实第二部分是整个 uboot 文件）还躺在 SD 卡的某个扇区开头的 N 个扇区中。此时 uboot 的第一阶段已经即将结束了（第一阶段该做的事基本做完了），结束之前要把第二部分（整个 uboot 文件）加载到 DDR 中链接地址处（0x33e00000），这个加载过程就叫重定位。
二、uboot 重定位详解
(1) 0xD0037488 这个内存地址在 SRAM 中，这个地址中的值是被硬件自动设置的。硬件根据我们实际电路中 SD 卡在哪个通道中，会将这个地址中的值设置为相应的数字。譬如我们从 SD0 通道启动时，这个值为 EB000000 ；从 SD2 通道启动时，这个值为 EB200000。
《S5PV210_iROM_ApplicationNote_Preliminary_20091126.pdf》：
《S5PV210_UM_REV1.1.pdf》：
(2) 我们在 start.S 的 260 行确定了从 MMCSD 启动，然后又在 278 行将 #BOOT_MMCSD 写入了 INF_REG3 寄存器中存储着。然后又在 322 行读出来，再和 #BOOT_MMCSD 去比较，确定是从 MMCSD 启动。最终跳转到 mmcsd_boot 函数中去执行重定位动作。
(3) 真正的重定位是通过调用 movi_bl2_copy 函数完成的，在 uboot/cpu/s5pc11x/movi.c 中。是一个 C 语言的函数。
(4) copy_bl2(2, MOVI_BL2_POS, MOVI_BL2_BLKCNT, CFG_PHY_UBOOT_BASE, 0);
分析参数：2 表示通道 2；MOVI_BL2_POS 是 uboot 的第二部分在 SD 卡中的开始扇区，这个扇区数字必须和烧录 uboot 时烧录的位置相同；MOVI_BL2_BLKCNT 是 uboot 的长度占用的扇区数；CFG_PHY_UBOOT_BASE 是重定位时将 uboot 的第二部分复制到 DDR 中的起始地址（33E00000）。
《S5PV210_iROM_ApplicationNote_Preliminary_20091126.pdf》：
三、start.S 解析8
1、什么是虚拟地址、物理地址
(1) 物理地址就是物理设备设计生产时赋予的地址。像裸机中使用的寄存器的地址就是 CPU 设计时指定的，这个就是物理地址。物理地址是硬件编码的，是设计生产时确定好的，一旦确定了就不能改了。
(2) 一个事实就是：寄存器的物理地址是无法通过编程修改的，是多少就是多少，只能通过查询数据手册获得并操作。坏处就是不够灵活。一个解决方案就是使用虚拟地址。
(3) 虚拟地址意思就是，在我们软件操作和硬件被操作之间增加一个层次，叫做虚拟地址映射层。有了虚拟地址映射后，软件操作只需要给虚拟地址，硬件操作还是用原来的物理地址，映射层建立一个虚拟地址到物理地址的映射表。当我们软件运行的时候，软件中使用的虚拟地址在映射表中查询，得到对应的物理地址再发给硬件去执行（虚拟地址到物理地址的映射是不可能通过软件来实现的）。
2、MMU 单元的作用
(1) MMU 就是 memory management unit，内存管理单元。MMU实际上是 SoC 中一个硬件单元，它的主要功能就是实现虚拟地址到物理地址的映射。
(2) MMU 芯片在 CP15 协处理器中进行控制，也就是说要操控 MMU 进行虚拟地址映射，方法就是对 cp15 协处理器的寄存器进行编程。
3、地址映射的额外收益1：访问控制
(1) 访问控制就是：在管理上对内存进行分块，然后每块进行独立的虚拟地址映射，然后在每一块的映射关系中同时还实现了访问控制（对该块可读、可写、只读、只写、不可访问等控制）。
(2) 回想在 C 语言中编程中经常会出现一个错误：Segmentation fault。实际上这个段错误就和 MMU 实现的访问控制有关。当前程序只能操作自己有权操作的地址范围（若干个内存块），如果当前程序指针出错访问了不该访问的内存块，则就会触发段错误。
4、地址映射的额外收益2：cache
(1) cache 的工作和虚拟地址映射有关系。
(2) cache 是快速缓存，意思就是比 CPU 慢但是比 DDR 块。CPU 嫌 DDR 太慢了，于是乎把一些 DDR 中常用的内容事先读取缓存在 cache 中，然后 CPU 每次需要找东西时先在 cache 中找。如果 cache 中有就直接用 cache 中的；如果 cache 中没有，才会去 DDR 中寻找。
参考阅读
四、start.S 解析9
1、使能域访问（cp15的c3寄存器）
(1) cp15协处理器内部有 c0 到 c15 共 16 个寄存器，这些寄存器每一个都有自己的作用。我们通过 mrc 和 mcr 指令来访问这些寄存器。所谓的操作 cp 协处理器其实就是操作 cp15 的这些寄存器。
(2) c3 寄存器在 mmu 中的作用是控制域访问。域访问是和 MMU 的访问控制有关的。
2、设置 TTB（cp15 的 c2 寄存器）
(1) TTB 就是 translation table base，转换表基地址。首先要明白什么是 TT（translation table转换表），TTB其实就是转换表的基地址。
(2) 转换表是建立一套虚拟地址映射的关键。转换表分 2 部分，表索引和表项。表索引对应虚拟地址，表项对应物理地址。一对表索引和表项构成一个转换表单元，能够对一个内存块进行虚拟地址转换。（映射表基本规定中，规定了内存映射和管理是以块为单位的，至于块有多大，要看你的 MMU 的支持和你自己的选择。在 ARM 中支持 3 种块大小，细表 1KB、粗表 4KB、段 1MB）。真正的转换表就是由若干个转换表单元构成的，每个单元负责1个内存块，总体的转换表负责整个内存空间（0 - 4G）的映射。
(3) 整个建立虚拟地址映射的主要工作就是建立这张转换表。
(4) 转换表是放置在内存中的，放置时要求起始地址在内存中要 xx 位对齐。转换表不需要软件去干涉使用，而是将基地址 TTB 设置到 cp15 的 c2 寄存器中，然后 MMU 工作时会自动去查转换表。
3、使能 MMU 单元（cp15 的 c1 寄存器）
(1) cp15 的 c1 寄存器的 bit 0 控制 MMU 的开关。只要将这一个 bit 置 1 ，即可开启 MMU 。开启 MMU 之后，上层软件层的地址就必须经过TT的转换才能发给下层物理层去执行。
4、找到映射表待分析
(1) 通过符号查找，确定转换表在 lowlevel_init.S 文件的 593 行。
五、start.S 解析10
宏观上理解转换表：整个转换表可以看作是一个 int 类型的数组，数组中的一个元素就是一个表索引和表项的单元。数组中的元素值就是表项，这个元素的数组下标就是表索引。
ARM 的段式映射中，长度为 1MB，因此一个映射单元只能管 1MB 内存，那我们整个 4G 范围内需要 4G/1MB = 4096 个映射单元，也就是说这个数组的元素个数是 4096.实际上我们做的时候并没有依次单个处理这 4096 个单元，而是把 4096 个分成几部分，然后每部分用 for 循环做相同的处理。
1、宏 FL_SECTION_ENTRY
.macro FL_SECTION_ENTRY base,ap,d,c,b
.word (\base << 20) | (\ap << 10) | \
(\d << 5) | (1<<4) | (\c << 3) | (\b << 2) | (1<<1)
.endm
我们可以看到，base << 20，意思就是，左移 20位，就是以 M （k,M,G…）字节为单位进行划分；
因此 base 如果是 5，FL_SECTION_ENTRY 5,ap,d,c,b 就映射起始地址为 5M（到 6M，因为每一个表项的大小是 1 M）的地址空间，后面的 ap,d,c,b 是映射的这段地址区域的访问控制信息。
2.
对于上面这段代码的理解：
.set __base,0，把 __base 设置为 0。
.rept ... .endr 之间的语句，是一个循环；每次 __base 递增 1，循环次数为 0x100（256）。
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0 | 0x0000_0000 (0 << 20) | 0x0 (M) |
| 1 | 0x0010_0000 (1 << 20) | 0x1 (M) |
| 2 | 0x0020_0000 (2 << 20) | 0x2 (M) |
| 3 | 0x0030_0000 (3 << 20) | 0x3 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0xFF | 0x0FF0_0000 (0xFF << 20) | 0xFF (M) |
因此，这段循环就映射了一段物理地址空间： 0x0 ~ (0x1000,0000 - 1)。因此，这段循环映射的物理地址范围是：0 ~ 256M - 1，总共拥有的表索引是 0 ~ 255。
通过 uboot 的注释可以看到，这段地址区域，确实是给 iRAM 空间使用的。
3.
接着我们继续分析接下来的 uboot 代码。
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| null | 0 | 0x100 (M) |
| null | 0 | 0x101 (M) |
| null | 0 | 0x102 (M) |
| null | 0 | 0x103 (M) |
| … | … | … (M) |
| null | 0 | 0x1FF (M) |
虚拟地址范围 0x1000_0000 ~ 0x1FFF_FFFF，将其映射到物理地址 0 ，即无效地址。
如下图可以看到，物理地址 0x1000_0000 ~ 0x1FFF_FFFF 确实是保留区，不应该被访问。
所以将虚拟地址范围 0x1000_0000 ~ 0x1FFF_FFFF映射为无效地址，是符合逻辑的。
4.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0x200 | 0x2000_0000 | 0x200 (M) |
| 0x201 | 0x2010_0000 | 0x201 (M) |
| 0x202 | 0x2020_0000 | 0x202 (M) |
| 0x203 | 0x2030_0000 | 0x203 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0x5FF | 0x5FF0_0000 | 0x5FF (M) |
虚拟地址范围 0x2000_0000 ~ 0x5FFF_FFFF，将其映射到物理地址 0x2000_0000 ~ 0x5FFF_FFFF 。
如下图可以看到，物理地址 0x2000_0000 ~ 0x5FFF_FFFF 是 DDR 内存区域。
关于 DRAM 内存空间的区域，uboot 指定的地址详情如下图。详情可以参考博文：链接地址。
5.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| null | 0 | 0x600 (M) |
| null | 0 | 0x601 (M) |
| null | 0 | 0x602 (M) |
| null | 0 | 0x603 (M) |
| … | … | … (M) |
| null | 0 | 0x7FF (M) |
虚拟地址范围 0x6000_0000 ~ 0x7FFF_FFFF，将其映射到物理地址 0 ，即无效地址。
如下图可以看到，物理地址 0x6000_0000 ~ 0x7FFF_FFFF 确实是 uboot 中未设置的 DDR 区域，不应该被访问。
所以将虚拟地址范围 0x6000_0000 ~ 0x7FFF_FFFF 映射为无效地址，是符合逻辑的。
6.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0x800 | 0x8000_0000 | 0x800 (M) |
| 0x801 | 0x8010_0000 | 0x801 (M) |
| 0x802 | 0x8020_0000 | 0x802 (M) |
| 0x803 | 0x8030_0000 | 0x803 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0xaFF | 0xaFF0_0000 | 0xaFF (M) |
虚拟地址范围 0x8000_0000 ~ 0xaFFF_FFFF，将其映射到物理地址 0x8000_0000 ~ 0xaFFF_FFFF 。
如下图可以看到，物理地址 0x8000_0000 ~ 0xaFFF_FFFF 是 SROMC_BANK 区域。
7.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0xb00 | 0xb000_0000 | 0xb00 (M) |
| 0xb01 | 0xb010_0000 | 0xb01 (M) |
| 0xb02 | 0xb020_0000 | 0xb02 (M) |
| 0xb03 | 0xb030_0000 | 0xb03 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0xbFF | 0xbFF0_0000 | 0xbFF (M) |
虚拟地址范围 0xb000_0000 ~ 0xbFFF_FFFF，将其映射到物理地址 0xb000_0000 ~ 0xbFFF_FFFF 。
如下图可以看到，物理地址 0xb000_0000 ~ 0xbFFF_FFFF 是 ONENAND/NAND 区域。
8.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0x300 | 0x3000_0000 | 0xc00 (M) |
| 0x301 | 0x3010_0000 | 0xc01 (M) |
| 0x302 | 0x3020_0000 | 0xc02 (M) |
| 0x303 | 0x3030_0000 | 0xc03 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0x3FF | 0x3FF0_0000 | 0xcFF (M) |
虚拟地址范围 0xc000_0000 ~ 0xcFFF_FFFF，将其映射到物理地址 0x3000_0000 ~ 0x3FFF_FFFF 。
如下图可以看到，物理地址 0x3000_0000 ~ 0x3FFF_FFFF 是 uboot 设置的 DMC0 区域。
9.
| base 的取值 | 映射表的“表项”（物理地址） | 映射表的“表索引”（虚拟地址，以 M 字节划分） |
|---|---|---|
| 0xd00 | 0xd000_0000 | 0xd00 (M) |
| 0xd01 | 0xd010_0000 | 0xd01 (M) |
| 0xd02 | 0xd020_0000 | 0xd02 (M) |
| 0xd03 | 0xd030_0000 | 0xd03 (M) |
| … | … | … (M) |
| 0xFFF | 0xFFF0_0000 | 0xFFF (M) |
虚拟地址范围 0xd000_0000 ~ 0xFFFF_FFFF，将其映射到物理地址 0xd000_0000 ~ 0xFFFF_FFFF 。
如下图可以看到，物理地址 0xd000_0000 ~ 0xFFFF_FFFF 代表的区域。
总结
VA PA length
0-10000000 0-100' 256MB
10000000-20000000 0 256MB
20000000-60000000 20000000-60000000 1GB 512-1.5G
60000000-80000000 0 512MB 1.5G-2G
80000000-b0000000 80000000-b0000000 768MB 2G-2.75G
b0000000-c0000000 b0000000-c0000000 256MB 2.75G-3G
c0000000-d0000000 30000000-40000000 256MB 3G-3.25G
d-完 d-完 768MB 3.25G-4G
DRAM 的有效范围：
DMC0: 0x30000000 ~ 0x3FFFFFFF
DMC1: 0x40000000 ~ 0x4FFFFFFF
结论：虚拟地址映射只是把虚拟地址的 c0000000 开头的 256MB ，映射到了 DMC0 的 30000000 开头的 256MB 物理内存上去了。其他的虚拟地址空间根本没动，还是原样映射的。
思考：为什么配置时将链接地址设置为 c3e00000，因为这个地址将来会被映射到33e00000 这个物理地址。
六、start.S 解析11
1、再次设置栈
(1) 第三次设置栈。这次设置栈还是在 DDR 中，之前虽然已经在 DDR 中设置过一次栈了，但是本次设置栈的目的，是将栈放在比较合适（安全，紧凑而不浪费内存）的地方。
(2) 我们实际将栈设置在 uboot 起始地址上方 2MB 处，这样安全的栈空间是：2MB-uboot大小-0x1000= 1.8MB 左右。这个空间既没有太浪费内存，又足够安全。
2、清理bss
(1) 清理 bss 段代码和裸机中讲的一样。注意表示 bss 段的开头和结尾地址的符号是从链接脚本 u-boot.lds 得来的。
3、ldr pc, _start_armboot
(1) start_armboot 是 uboot/lib_arm/board.c 中，这是一个 C 语言实现的函数。这个函数就是 uboot 的第二阶段。
这句代码的作用，就是将 uboot 第二阶段执行的函数的地址传给 pc。实际上就是使用一个远跳转，直接跳转到 DDR 中的第二阶段开始地址处。
(2) 远跳转的含义就是，这句语句加载的地址和当前运行地址无关，而和链接地址有关。因此这个远跳转可以实现，从 SRAM 中的第一阶段跳转到 DDR 中的第二阶段。
(3) 这里这个远跳转 ldr pc, _start_armboot，就是 uboot 的第一阶段和第二阶段的分界线。
4、总结：uboot的第一阶段做了哪些工作
(1) 构建异常向量表；
(2) 设置 CPU 为 SVC 模式；
(3) 关看门狗；
(4) 开发板供电置锁；
(5) 时钟初始化；
(6) DDR 初始化；
(7) 串口初始化并打印"OK"；
(8) uboot 工程的重定位；
(9) 建立映射表并开启 MMU；
(10) 跳转到第二阶段（BL2）；
三次设置 sp 栈指针
-
第一次：因为 DDR 尚未初始化，因此程序执行都是在 SRAM 中，所以在 SRAM 中分配了一部分内存作为栈。
-
第二次：因为 DDR 已经被初始化了，因此要把栈挪移到 DDR 中，所以要重新设置栈（start.S 297-299 行）；这里实际设置的栈的地址是
33E00000，刚好在 uboot 的代码段的下面紧挨着。为什么要再次设置栈？因为 DDR 已经初始化了，已经有大片内存可以用了，没必要再把栈放在 SRAM 中可怜兮兮的了；原来 SRAM 中内存大小空间有限，栈放在那里要注意不能使用过多的栈，否则栈会溢出，我们及时将栈迁移到 DDR 中，也是为了尽可能避免栈使用时候的小心翼翼。
-
第三次：这次设置栈还是在 DDR 中，之前虽然已经在 DDR 中设置过一次栈了，但是本次设置栈的目的，是将栈放在比较合适（安全，紧凑而不浪费内存）的地方。
我们实际
将栈设置在 uboot 起始地址上方 2MB 处，这样安全的栈空间是：2MB-uboot大小-0x1000= 1.8MB 左右。这个空间既没有太浪费内存，又足够安全。
源自朱有鹏老师.