| 作者：ploor 提交日期：2007-4-8 12:03:00 | <script language="javascript" src="http://hot.tianyaclub.com/hot.js" type="text/javascript"></script> |
一．簡介
本書面向由傳統51單片機轉向ARM嵌入式開發的硬件工程師、由硬件轉嵌
入式軟件開發的工程師、沒有嵌入式開發經驗的軟件工程師。分9個部分：
1、開發環境建立
2、S3C2410功能部件介紹與實驗(含實驗代碼)
3、bootloader vivi詳細註釋
4、linux移植
5、linux驅動
6、yaffs文件系統詳解
7、調試工具
8、GUI開發簡介
9、UC/OS移植
通過學習第二部分，即可瞭解基於ARM CPU的嵌入式開發所需要的外圍器
件及其接口。對應的實驗代碼實現了對這些接口的操作，這可以讓硬件工程師形
成一個嵌入式硬件開發的概念。這部分也可以當作S3C2410的數據手冊來使用。
一個完整的嵌入式linux系統包含4部分內容：bootloader、parameters、kernel、
root file system。3、4、5、6部分詳細介紹了這4部分的內容，這是linux底層軟
件開發人員應該掌握的。通過學習這些章節，您可以詳細瞭解到如何在一個裸板
上裁減、移植linux，如何構造自己的根文件系統，如何編寫適合客戶需求的驅
動程序——驅動程序這章將結合幾個經典的驅動程序進行講解。您還可以瞭解到
在用在nand flash上的非常流行的yaffs文件系統是如何工作的，本書將結合yaffs
代碼詳細介紹yaffs文件系統。
第7部分介紹了嵌入式linux開發中使用gdb進行調試的詳細過程。
此文檔目前完成了1、2、3部分，後面部分將陸續完成。希望能對各位在嵌
入式開發方面獻上棉力。
歡迎來信指出文中的不足與錯誤，歡迎來信探討技術問題。
Email ：[email protected]
MSN ：[email protected]
QQ ：17653039
二．建立開發環境
(1)編譯器arm-linux-gcc-3.4.1
下載地址：
ftp://ftp.handhelds.org/projects/toolchain/arm-linux-gcc-3.4.1.tar.bz2
執行如下命令安裝：
bunzip2 arm-linux-gcc-3.4.1.tar.bz2
tar xvf arm-linux-gcc-3.4.1.tar -C /
生成的編譯工具在目錄/usr/local/arm/3.4.1/bin下，修改/etc/profile，
增加如下一行。這可以讓我們直接運行arm-linux-gcc，而不必將其絕對路徑都
寫出來，不過這得重新啓動後才生效：
pathmunge /usr/local/arm/3.4.1/bin
(2)Jflash-s3c2410：S3C2410芯片的JTAG工具
我們的第一個程序就是通過它下載到開發板上的nor flash或者nand flash
上去的。把它放到/usr/local/bin目錄下。
下載地址：e
ftp://ftp.mizi.com/pub/linuette/SDK/1.5/target/box/Jflash/Jflash-
s3c2410
注意：步驟3您現在不必理會，可以等進行到“調試”部分時再回過頭來看。
(3)安裝gdb調試工具
下載地址：
http://www.gnu.org/software/gdb/download/
http://ftp.gnu.org/gnu/gdb/gdb-6.3.tar.gz
執行如下命令安裝：
a.安裝在主機上運行的arm-linux-gdb工具：
tar xvzf gdb-6.3.tar.gz
cd gdb6.3
./configure --target=arm-linux
make
make install
此時，在/usr/local/bin中生成arm-linux-gdb等工具
b.繼續上面的步驟，安裝gdbserver。需要將此工具下載到開發板上運
行，這在後面會詳細描述：
cd gdbserver
export CC=/usr/local/arm/3.4.1/bin/arm-linux-gcc
./configure arm-linux
make
此時在當前目錄中生成了gdbserver工具，當我們講到如何調試時，
會把這個文件下載到開發板上去。
三．S3C2410基礎實驗
本章將逐一介紹S3C2410各功能模塊，並結合簡單的程序進行上機實驗。您
不必將本章各節都看完，完全可以看了一、兩節，得到一個大概的印象之後，就
開始下一章。本章可以當作手冊來用。
注意：瞭解S3C2410各部件最好的參考資料是它的數據手冊。本文不打算翻
譯該手冊，在進行必要的講解後，進行實際實驗——這纔是本文的重點。
(1)實驗一：LED_ON
led_on.s只有7條指令，它只是簡單地點亮發光二極管LED1。本實驗的目
的是讓您對開發流程有個基本概念。
實驗步驟：
a．把PC並口和開發板JTAG接口連起來、確保插上“BOOT SEL”跳線、上
電(呵呵，廢話，如果以後實驗步驟中未特別指出，則本步驟省略)
b．進入LED_ON目錄後，執行如下命令生成可執行文件led_on：
make
c．執行如下命令將led_on寫入nand flash：
i. Jflash-s3c2410 led_on /t=5
ii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
iii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
iv.當再次出現與步驟ii相同的提示時，輸入2並回車
d．按開發板上reset鍵後可看見LED1被點亮了
實驗步驟總地來說分3類：編寫源程序、編譯/連接程序、燒寫代碼。
先看看源程序led_on.s：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 LDR R0,=0x56000010 @R0設爲GPBCON寄存器。此寄存器
@用於選擇端口B各引腳的功能：
@是輸出、是輸入、還是其他
5 MOV R1,#0x00004000
6 STR R1,[R0] @設置GPB7爲輸出口
7 LDR R0,=0x56000014 @R0設爲GPBDAT寄存器。此寄存器
@用於讀/寫端口B各引腳的數據
8 MOV R1,#0x00000000 @此值改爲0x00000080,
@可讓LED1熄滅
9 STR R1,[R0] @GPB7輸出0，LED1點亮
10 MAIN_LOOP:
11 B MAIN_LOOP
對於程序中用到的寄存器GPBCON、GPBDAT，我稍作描述，具體寄存器的操作
可看實驗三：I/O PORTS。GPBCON用於選擇PORT B的11根引腳的功能：輸出、輸
入還是其他特殊功能。每根引腳用2位來設置：00表示輸入、01表示輸出、10表
示特殊功能、11保留不用。LED1-3的引腳是GPB7-GPB10，使用GPBCON中位[12:13]、
[13:14]、[15:16]、[17:18]來進行功能設置。GPBDAT用來讀/寫引腳：GPB0對應
位0、GPB1對應位1，諸如此類。當引腳設爲輸出時，寫入0或1可使相應引腳輸出
低電平或高電平。
程序很簡單，第4、5、6行3條指令用於將LED1對應的引腳設成輸出引腳；
第7、8、9行3條指令讓這條引腳輸出0；第11行指令是個死循環。
實驗步驟b中，指令“make”的作用就是編譯、連接led_on.s源程序。Makefile
的內容如下：
1 led_on:led_on.s
2 arm-linux-gcc -g -c -o led_on.o led_on.s
3 arm-linux-ld -Ttext 0x0000000 -g led_on.o -o led_on_tmp.o
4 arm-linux-objcopy -O binary -S led_on_tmp.o led_on
5 clean:
6 rm -f led_on
7 rm -f led_on.o
8 rm -f led_on_tmp.o
make指令比較第1行中文件led_on和文件led_on.s的時間，如果led_on
的時間比led_on.s的時間舊(led_on未生成時，此條件默認成立)，則執行第2、
3、4行的指令更新led_on。您也可以不用指令make，而直接一條一條地執行2、
3、4行的指令——但是這樣多累啊。第2行的指令是預編譯，第3行是連接，
第4行是把ELF格式的可執行文件led_on_tmp.o轉換成二進制格式文件led_on。
執行“make clean”時強制執行6、7、8行的刪除命令。
注意：Makefile文件中相應的命令行前一定有一個製表符(TAB)
彙編語言可讀性太差，現在請開始實驗二，我用C語言來實現了同樣的功能，
而以後的實驗，我也儘可能用C語言實現。
(2)實驗二：LED_ON_C
C語言程序執行的第一條指令，並不在main函數中。當我們生成一個C程序
的可執行文件時，編譯器總是在我們的代碼前加一段固定的代碼——crt0.o，它
是編譯器自帶的一個文件。此段代碼設置C程序的堆棧等，然後調用main函數。
很可惜，在我們的裸板上，這段代碼無法執行，所以我們得自己寫一個。這段代
碼很簡單，只有3條指令。
crt0.s代碼：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 ldr sp, =1024*4 @設置堆棧，注意：不能大於4k
@nand flash中的代碼在復位後會
@移到內部ram中，它只有4k
5 bl main @調用C程序中的main函數
6 halt_loop:
7 b halt_loop
現在，我們可以很容易寫出控制LED的程序了，led_on_c.c代碼如下：
1 #define GPBCON (*(volatile unsigned long *)0x56000010)
2 #define GPBDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000014)
3 int main()
4 {
5 GPBCON = 0x00004000; //設置GPB7爲輸出口
6 GPBDAT = 0x00000000; //令GPB7輸出0
7 return 0;
8 }
最後，我們來看看Makefile:
1 led_on_c : crt0.s led_on_c.c
2 arm-linux-gcc -g -c -o crt0.o crt0.s
3 arm-linux-gcc -g -c -o led_on_c.o led_on_c.c
4 arm-linux-ld -Ttext 0x0000000 -g crt0.o led_on_c.o -o
led_on_c_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S led_on_c_tmp.o led_on_c
6 clean:
7 rm -f led_on_c
8 rm -f led_on_c.o
9 rm -f led_on_c_tmp.o
10 rm -f crt0.o
第2、3行分別對源程序crt0.s、led_on_c.c進行預編譯，第4行將預編譯
得到的結果連接起來，第5行把連接得到的ELF格式可執行文件led_on_c_tmp.o
轉換成二進制格式文件led_on_c。
好了，可以開始上機實驗了：
實驗步驟：
a．進入LED_ON_C目錄後，執行如下命令生成可執行文件led_on_c：
make
b．執行如下命令將led_on_c寫入nand flash：
i. Jflash-s3c2410 led_on_c /t=5
ii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
K9S1208 NAND Flash JTAG Programmer Ver 0.0
0:K9S1208 Program 1:K9S1208 Pr BlkPage 2: Exit
Select the function to test :
iii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
Input target block number:
iv.當出現與步驟ii相同的提示時，輸入2並回車
c．按開發板上reset鍵後可看見LED1被點亮了
目錄LEDS中的程序是使用4個LED從0到15輪流計數，您可以試試：
a．進入目錄後make
b．Jflash-s3c2410 leds /t=5
c．reset運行
另外，如果您有興趣，可以使用如下命令看看二進制可執行文件的反彙編碼：
arm-linux-objdump -D -b binary -m arm xxxxx(二進制可執行文件名)
注意：本文的所有程序均在SOURCE目錄中，各程序所在目錄均爲大寫，其
可執行文件名爲相應目錄名的小寫，比如LEDS目錄下的可執行文件爲leds。以
後不再贅述如何燒寫程序：直接運行Jflash-s3c2410即可看到提示。
(3)實驗三：I/O PORTS
請打開S3C2410數據手冊第9章IO/ PORTS，I/O PORTS含GPA、GPB、..、
GPH八個端口。它們的寄存器是相似的：GPxCON用於選擇引腳功能，GPxDAT用
於讀/寫引腳數據，GPxUP用於確定是否使用內部上拉電阻(x爲A、B、..、H，
沒有GPAUP寄存器)。
1、PORT A與PORT B-H在功能選擇方面有所不同，GPACON中每一位對應一根引
腳(共23根引腳)。當某位設爲0時，相應引腳爲輸出引腳，此時我們可以在
GPADAT中相應位寫入0或1讓此引腳輸出低電平或高電平；當某位設爲1時，
相應引腳爲地址線或用於地址控制，此時GPADAT無用。一般而言GPACON通
常設爲全1，以便訪問外部存儲器件。PORT A我們暫時不必理會。
2、PORT B-H在寄存器操作方面完全相同。GPxCON中每兩位控制一根引腳：00
表示輸入、01表示輸出、10表示特殊功能、11保留不用。GPxDAT用於讀/
寫引腳：當引腳設爲輸入時，讀此寄存器可知相應引腳的狀態是高是低；當
引腳設爲輸出時，寫此寄存器相應位可令此引腳輸出低電平或高電平。GpxUP：
某位爲0時，相應引腳無內部上拉；爲1時，相應引腳使用內部上拉。
其他寄存器的操作在後續相關章節使用到時再描述；PORT A-H中引腳的特殊
功能比如串口引腳、中斷引腳等，也在做相關實驗時再描述。
目錄KEY_LED中的程序功能爲：當K1-K4中某個按鍵按下時，LED1-LED4中
相應LED點亮。
key_led.c代碼：
1 #define GPBCON (*(volatile unsigned long *)0x56000010)
2 #define GPBDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000014)
3 #define GPFCON (*(volatile unsigned long *)0x56000050)
4 #define GPFDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000054)
/*
LED1-4對應GPB7-10
*/
5 #define GPB7_out (1<<(7*2))
6 #define GPB8_out (1<<(8*2))
7 #define GPB9_out (1<<(9*2))
8 #define GPB10_out (1<<(10*2))
/*
K1-K3對應GPF1-3
K4對應GPF7
*/
9 #define GPF1_in ~(3<<(1*2))
10 #define GPF2_in ~(3<<(2*2))
11 #define GPF3_in ~(3<<(3*2))
12 #define GPF7_in ~(3<<(7*2))
13 int main()
{
//LED1-LED4對應的4根引腳設爲輸出
14 GPBCON =GPB7_out | GPB8_out | GPB9_out | GPB10_out ;
//K1-K4對應的4根引腳設爲輸入
15 GPFCON &= GPF1_in & GPF2_in & GPF3_in & GPF7_in ;
16 while(1){
//若Kn爲0(表示按下)，則令LEDn爲0(表示點亮)
17 GPBDAT = ((GPFDAT & 0x0e)<<6) | ((GPFDAT & 0x80)<<3);
}
18 return 0;
}
實驗步驟：
a．進入目錄KEY_LED，運行make命令生成key_led
b．燒寫key_led
(4)實驗四：arm-linux-ld
在開始後續實驗之前，我們得了解一下arm-linux-ld連接命令的使用。在
上述實驗中，我們一直使用類似如下的命令進行連接：
arm-linux-ld -Ttext 0x00000000 crt0.o led_on_c.o -o led_on_c_tmp.o
我們看看它是什麼意思：-o選項設置輸出文件的名字爲led_on_c_tmp.o；
“--Ttext 0x00000000”設置代碼段的起始地址爲0x00000000；這條指令的作用就
是將crt0.o和led_on_c.o連接成led_on_c_mp.o可執行文件，此可執行文件的代
碼段起始地址爲0x00000000。
我們感興趣的就是“—Ttext”選項！進入LINK目錄，link.s代碼如下：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 b step1
5 step1:
6 ldr pc, =step2
7 step2:
8 b step2
Makefile如下：
1 link:link.s
2 arm-linux-gcc -c -o link.o link.s
3 arm-linux-ld -Ttext 0x00000000 link.o -o link_tmp.o
4 # arm-linux-ld -Ttext 0x30000000 link.o -o link_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S link_tmp.o link
6 arm-linux-objdump -D -b binary -m arm link >ttt.s
7 # arm-linux-objdump -D -b binary -m arm link >ttt2.s
8 clean:
9 rm -f link
10 rm -f link.o
11 rm -f link_tmp.o
實驗步驟：
1．進入目錄LINK，運行make生成arm-linux-ld選項爲“-Ttext 0x00000000”
的反彙編碼ttt.s
2．make clean
3．修改Makefile：將第4、7行的“#”去掉，在第3、6行前加上“#”
4.運行make生成arm-linux-ld選項爲“-Ttext 0x30000000”的反彙編碼ttt2.s
link.s程序中用到兩種跳轉方法：b跳轉指令、直接向pc寄存器賦值。我們先
把在不同“—Ttext”選項下，生成的可執行文件的反彙編碼列出來，再詳細分析這
兩種不同指令帶來的差異。
ttt.s： ttt2.s
0: eaffffff b 0x4 0: eaffffff b 0x4
4: e59ff000 ldr pc, [pc, #0] ; 0xc 4: e59ff000 ldr pc, [pc, #0] ; 0xc
8: eafffffe b 0x8 8: eafffffe b 0x8
c: 00000008 andeq r0, r0, r8 c: 30000008 tsteq r0, #8 ; 0x8
先看看b跳轉指令：它是個相對跳轉指令，其機器碼格式如下：
[31:28]位是條件碼；[27:24]位爲“1010”時，表示B跳轉指令，爲“1011”時，表示BL
跳轉指令；[23:0]表示偏移地址。使用B或BL跳轉時，下一條指令的地址是這樣計算的：將指
令中24位帶符號的補碼立即數擴展爲32(擴展其符號位)；將此32位數左移兩位；將得到的值
加到pc寄存器中，即得到跳轉的目標地址。我們看看第一條指令“b step1”的機器碼eaffffff：
1． 24位帶符號的補碼爲0xffffff，將它擴展爲32得到：0xffffffff
2．將此32位數左移兩位得到：0xfffffffc，其值就是-4
3．pc的值是當前指令的下兩條指令的地址，加上步驟2得到的-4，這恰好是第
二條指令step1的地址
各位不要被被反彙編代碼中的“b 0x4”給迷惑了，它可不是說跳到絕對地址0x4
處執行，絕對地址得像上述3個步驟那樣計算。您可以看到b跳轉指令是依賴於當
前pc寄存器的值的，這個特性使得使用b指令的程序不依賴於代碼存儲的位置——
即不管我們連接命令中“--Ttext”爲何，都可正確運行。
再看看第二條指令ldr pc, =step2：從反彙編碼“ldr pc, [pc, #0]”可以看出，
這條指令從內存中某個位置讀出數據，並賦給pc寄存器。這個位置的地址是當前
pc寄存器的值加上偏移值0，其中存放的值依賴於連接命令中的“--Ttext”選項。
執行這條指令後，對於ttt.s，pc=0x00000008；對於ttt2.s， pc=0x30000008。於
是執行第三條指令“b step2”時，它的絕對地址就不同了：對於ttt.s，絕對地址
爲0x00000008；對於ttt.s，絕對地址爲0x30000008。
ttt2.s上電後存放的位置也是0，但是它連接的地址是0x30000000。我們以後
會經常用到“存儲地址和連接地址不同”(術語上稱爲加載時域和運行時域)的特性：
大多機器上電時是從地址0開始運行的，但是從地址0運行程序在性能方面總有很
多限制，所以一般在開始的時候，使用與位置無關的指令將程序本身複製到它的連
接地址處，然後使用向pc寄存器賦值的方法跳到連接地址開始的內存上去執行剩下
的代碼。在實驗5、6中，我們將會作進一步介紹。
arm-linux-ld命令中選項“-Ttext”也可以使用選項“-Tfilexxx”來代替，在
文件filexxx中，我們可以寫出更復雜的參數來使用arm-linux-ld命令——在實驗
6中，我們就是使用這種方法來指定連接參數的。
(5)實驗五：MEMORY CONTROLLER
S3C2410提供了外接ROM、SRAM、SDRAM、NOR Flash、NAND Flash的接口。S3C2410
外接存儲器的空間被分爲8 BANKS，每BANK容量爲128M：當訪問BANKx(x從0到7)
所對應的地址範圍(x*128M到(x+1)*128M-1，BANK6、7有稍微差別，請參考下面
第5點BANKSIZE寄存器的說明)時，片選信號nGCSx有效。本文所用的開發板，使
用了64M的NAND Flash和64M的SDRAM：NAND Flash不對應任何BANK，它是通過幾
組寄存器來訪問的，在上電後，NAND Flash開始的4k數據被自動地複製到芯片內
部一個被稱爲“Steppingstone”的RAM上。Steppingstone被映射爲地址0，上面
的4k程序完成必要的初始化；SDRAM使用BANK6，它的物理起始地址爲
6*128M=0x30000000。請您打開S3C2410數據手冊，第5章的圖“Figure 5-1.
S3C2410X Memory Map after Reset”可讓您一目瞭然。
在開始下面內容前，如果您對SDRAM沒什麼概念，建議先看看這篇文章《高
手進階，終極內存技術指南——完整/進階版》。當然，不看也沒關係，照着做就
行了。此文鏈接地址：
http://bbs.cpcw.com/viewthread.php?tid=196978&fpage=1&highlight=
本實驗介紹如何使用SDRAM，這需要設置13個寄存器。呵呵，別擔心，這些
寄存器很多是類似的，並且由於我們只使用了BANK6，大部分的寄存器我們不必
理會：
1．BWSCON：對應BANK0-BANK7，每BANK使用4位。這4位分別表示：
a．STx：啓動/禁止SDRAM的數據掩碼引腳，對於SDRAM，此位爲0；對於
SRAM，此位爲1。
b．WSx：是否使用存儲器的WAIT信號，通常設爲0
c．DWx：使用兩位來設置存儲器的位寬：00-8位，01-16位，10-32位，
11-保留。
d．比較特殊的是BANK0對應的4位，它們由硬件跳線決定，只讀。
對於本開發板，使用兩片容量爲32Mbyte、位寬爲16的SDRAM組成容量爲
64Mbyte、位寬爲32的存儲器，所以其BWSCON相應位爲：0010。對於本開發板，
BWSCON可設爲0x22111110：其實我們只需要將BANK6對應的4位設爲0010即可，其
它的是什麼值沒什麼影響，這個值是參考手冊上給出的。
2．BANKCON0-BANKCON5：我們沒用到，使用默認值0x00000700即可
3．BANKCON6-BANKCON7：設爲0x00018005
在8個BANK中，只有BANK6和BANK7可以使用SRAM或SDRAM，所以BANKCON6-7
與BANKCON0-5有點不同：
a．MT([16:15])：用於設置本BANK外接的是SRAM還是SDRAM：SRAM-0b00，
SDRAM-0b11
b．當MT=0b11時，還需要設置兩個參數：
Trcd([3:2])：RAS to CAS delay，設爲推薦值0b01
SCAN([1:0])：SDRAM的列地址位數，對於本開發板使用的SDRAM
HY57V561620CT-H，列地址位數爲9，所以SCAN=0b01。如果使用其他
型號的SDRAM，您需要查看它的數據手冊來決定SCAN的取值：00-8位，
01-9位，10-10位
4．REFRESH(SDRAM refresh control register)：設爲0x008e0000+ R_CNT
其中R_CNT用於控制SDRAM的刷新週期，佔用REFRESH寄存器的[10:0]位，
它的取值可如下計算(SDRAM時鐘頻率就是HCLK)：
R_CNT = 2^11 + 1 – SDRAM時鐘頻率(MHz) * SDRAM刷新週期(uS)
在未使用PLL時，SDRAM時鐘頻率等於晶振頻率12MHz；SDRAM的刷新週期
在SDRAM的數據手冊上有標明，在本開發板使用的SDRAM HY57V561620CT-H的
數據手冊上，可看見這麼一行“8192 refresh cycles / 64ms”：所以，刷
新週期=64ms/8192 = 7.8125 uS。
對於本實驗，R_CNT = 2^11 + 1 – 12 * 7.8125 = 1955,
REFRESH=0x008e0000 + 1955 = 0x008e07a3
5．BANKSIZE：0x000000b2
位[7]=1：Enable burst operation
位[5]=1：SDRAM power down mode enable
位[4]=1：SCLK is active only during the access (recommended)
位[2:1]=010：BANK6、BANK7對應的地址空間與BANK0-5不同。BANK0-5
的地址空間都是固定的128M，地址範圍是(x*128M)到(x+1)*128M-1，x
表示0到5。但是BANK7的起始地址是可變的，您可以從S3C2410數據手冊
第5章“Table 5-1. Bank 6/7 Addresses”中瞭解到BANK6、7的地址範
圍與地址空間的關係。本開發板僅使用BANK6的64M空間，我們可以令位
[2:1]=010(128M/128M)或001(64M/64M)：這沒關係，多出來的空間程序
會檢測出來，不會發生使用不存在的內存的情況——後面介紹到的
bootloader和linux內核都會作內存檢測。
位[6]、位[3]沒有使用
6．MRSRB6、MRSRB7：0x00000030
能讓我們修改的只有位[6:4](CL)，SDRAM HY57V561620CT-H不支持CL=1
的情況，所以位[6:4]取值爲010(CL=2)或011(CL=3)。
只要我們設置好了上述13個寄存器，往後SDRAM的使用就很簡單了。本實驗
先使用匯編語言設置好SDRAM，然後把程序本身從Steppingstone(還記得嗎？本
節開始的時候提到過，復位之後NAND Flash開頭的4k代碼會被自動地複製到這裏)
複製到SDRAM處，然後跳到SDRAM中執行。
本實驗源代碼在SDRAM目錄中， head.s開頭的代碼如下：
1 bl disable_watch_dog
2 bl memsetup
3 bl copy_steppingstone_to_sdram
4 ldr pc, =set_sp @跳到SDRAM中繼續執行
5 set_sp:
6 ldr sp, =0x34000000 @設置堆棧
7 bl main @跳轉到C程序main函數
8 halt_loop:
9 b halt_loop
爲了讓程序結構簡單一點，我都使用函數調用的方式。第一條指令是禁止
WATCH DOG，您如果細心的話，一定會發現程序LEDS運行得有些不正常，那是因
爲WATCH DOG在不斷地重啓系統。以前爲了程序簡單，我沒有把這段程序加上去。
往WTCON寄存器(地址0x53000000)寫入0即可禁止WATCH DOG。第二條指令設置本
節開頭所描述的13個寄存器，以便使用SDRAM。請您翻看實驗四最後一段文字，
往下程序做的事情就是：將Steppingstone中的代碼複製到SDRAM中(起始地址爲
0x30000000)，然後向pc寄存器直接賦值跳到SDRAM中執行下一條指令“ldr sp,
=0x34000000”。再往後的代碼就和實驗二、三一樣了。
最後我們來看看SDRAM目錄下的Makefile：
1 sdram : head.s sdram.c
2 arm-linux-gcc -c -o head.o head.s
3 arm-linux-gcc -c -o sdram.o sdram.c
4 arm-linux-ld -Ttext 0x30000000 head.o sdram.o -o sdram_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S sdram_tmp.o sdram
請看第4句，是否和實驗四聯繫起來了呢？忘記的人請回頭複習，不再羅嗦。
在目錄SDRAM下執行make指令生成可執行文件sdram後，下載到板子上運行，
可以發現與LEDS程序相比，LED閃爍得更慢：這就對了，外部SDRAM的性能比起內
部SRAM來說性能是差些。
把程序從性能更好的內部SRAM移到外部SDRAM中去，是否多此一舉呢？內部
SRAM只有4k大小，如果我們的程序大於4k，那麼就不能指望利用內部SRAM來運行
了。所以得想辦法把存儲在NAND Flash中的代碼，複製到SDRAM中去。對於NAND
Flash中的前4k，芯片自動把它複製到內部SRAM中，我們可以很輕鬆地再把它復
制到SDRAM中(實驗五中函數copy_steppingstone_to_sdram就做這事)。但是對於
4k之後的代碼，複製它就不那麼輕鬆了，這正是實驗六的內容：
(6)實驗六：NAND FLASH CONTROLLER
當OM1、OM0都是低電平(請看數據手冊198頁)——即開發板插上BOOT SEL跳
線時，S3C2410從NAND Flash啓動：NAND Flash的開始4k代碼會被自動地複製到
內部SRAM中。我們需要使用這4k代碼來把更多的代碼從NAND Flash中讀到SDRAM
中去。NAND Flash的操作通過NFCONF、NFCMD、NFADDR、NFDATA、NFSTAT和NFECC
六個寄存器來完成。在開始下面內容前，請打開S3C2410數據手冊和NAND Flash
K9F1208U0M的數據手冊。
在S3C2410數據手冊218頁，我們可以看到讀寫NAND Flash的操作次序：
1. Set NAND flash configuration by NFCONF register.
2. Write NAND flash command onto NFCMD register.
3. Write NAND flash address onto NFADDR register.
4. Read/Write data while checking NAND flash status by NFSTAT
register. R/nB signal should be checked before read operation or
after program operation.
下面依次介紹：
1、NFCONF：設爲0xf830——使能NAND Flash控制器、初始化ECC、NAND Flash
片選信號nFCE=1(inactive，真正使用時再讓它等於0)、設置TACLS、TWRPH0、
TWRPH1。需要指出的是TACLS、TWRPH0和TWRPH1，請打開S3C2410數據手冊218頁，
可以看到這三個參數控制的是NAND Flash信號線CLE/ALE與寫控制信號nWE的時
序關係。我們設的值爲TACLS=0，TWRPH0=3，TWRPH1=0，其含義爲：TACLS=1個HCLK
時鐘，TWRPH0=4個HCLK時鐘，TWRPH1=1個HCLK時鐘。請打開K9F1208U0M數據手冊
第13頁，在表“AC Timing Characteristics for Command / Address / Data
Input”中可以看到：
CLE setup Time = 0 ns，CLE Hold Time = 10 ns，
ALE setup Time = 0 ns，ALE Hold Time = 10 ns，
WE Pulse Width = 25 ns
可以計算，即使在HCLK=100MHz的情況下，TACLS+TWRPH0+TWRPH1=6/100 uS=60
ns，也是可以滿足NAND Flash K9F1208U0M的時序要求的。
2、NFCMD：
對於不同型號的Flash，操作命令一般不一樣。對於本板使用的K9F1208U0M，
請打開其數據手冊第8頁“Table 1. Command Sets”，上面列得一清二楚。
3、NFADDR：無話可說
4、NFDATA：只用到低8位
5、NFSTAT：只用到位0，0-busy，1-ready
6、NFECC：待補
現在來看一下如何從NAND Flash中讀出數據，請打開K9F1208U0M數據手冊第
29頁“PAGE READ”，跟本節的第2段是遙相呼應啊，提煉出來羅列如下(設讀
地址爲addr)：
1、NFCONF = 0xf830
2、在第一次操作NAND Flash前，通常復位一下：
NFCONF &= ~0x800 (使能NAND Flash)
NFCMD = 0xff (reset命令)
循環查詢NFSTAT位0，直到它等於1
3、NFCMD = 0 (讀命令)
4、這步得稍微注意一下，請打開K9F1208U0M數據手冊第7頁，那個表格列出
了在地址操作的4個步驟對應的地址線，A8沒用到：
NFADDR = addr & 0xff
NFADDR = (addr>>9) & 0xff (注意了，左移9位，不是8位)
NFADDR = (addr>>17) & 0xff (左移17位，不是16位)
NFADDR = (addr>>25) & 0xff (左移25位，不是24位)
5、循環查詢NFSTAT位0，直到它等於1
6、連續讀NFDATA寄存器512次，得到一頁數據(512字節)
7、NFCONF |= 0x800 (禁止NAND Flash)
本實驗代碼在NAND目錄下，源代碼爲head.s、init.c和main.c。head.s調用
init.c中的函數來關WATCH DOG、初始化SDRAM、初始化NAND Flash，然後將main.c
中的代碼從NAND Flash地址4096開始處複製到SDRAM中，最後，跳到main.c中的
main函數繼續執行。代碼本身沒什麼難度，與前面程序最大的差別就是“連接腳
本”的引入：實驗4最後一段提到過在arm-linux-ld命令中，選項“-Ttext”可
以使用選項“-Tfilexxx”來代替。在本實驗中，使用“-Tnand.lds”。nand.lds
內容如下：
1 SECTIONS {
2 firtst 0x00000000 : { head.o init.o }
3 second 0x30000000 : AT(4096) { main.o }
4 }
完整的連接腳本文件形式如下：
SECTIONS {
...
secname start BLOCK(align) (NOLOAD) : AT ( ldadr )
{ contents } >region :phdr =fill
...
}
並非每個選項都是必須的，僅介紹nand.lds用到的：
1、secname：段名，對於nand.lds，段名爲first和second
2、start：本段運行時的地址，如果沒有使用AT(xxx)，則本段存儲的地址
也是start
3、AT( ldadr )：定義本段存儲(加載)的地址
4、{ contents }：決定哪些內容放在本段，可以是整個目標文件，也可以
是目標文件中的某段(代碼段、數據段等)
nand.lds的含義是：head.o放在0x00000000地址開始處，init.o放在hean.o
後面，它們的運行地址是0x00000000；main.o放在地址4096(0x1000)開始處，但
是它的運行地址在0x30000000，在運行前需要從4096處複製到0x30000000處。爲
了更形象一點，您可以打開反彙編文件ttt.s，現摘取部分內容如下：
00000000 <.data>:
1 0: e3a0da01 mov sp, #4096 ; 0x1000
2 4: eb00000b bl 0x38
3 8: eb000011 bl 0x54
4 c: eb000042 bl 0x11c
...
5 1000: e1a0c00d mov ip, sp
6 1004: e92dd800 stmdb sp!, {fp, ip, lr, pc}
7 1008: e24cb004 sub fp, ip, #4 ; 0x4
8 100c: e59f1058 ldr r1, [pc, #88] ; 0x106c
...
上面的第1-4行與head.s中的前面4行代碼對應，第2-4行調用init.c中的函
數disable_watch_dog、memsetup、init_nand；再看看第5行，“1000”的得來
正是由於設置了“AT(4096)”，這行開始的是main.c中的第一個函數Rand()。
如果您想進一步瞭解連接腳本如何編寫，請參考《Using ld The GNU linker》
(在目錄“參考資料”下)。
上面的幾個程序都是在擺弄那幾個LED，現在來玩點有意思的：
(7)實驗七：UART
UART的寄存器有11X3個(3個UART)之多，我選最簡單的方法來進行本實
驗，用到的寄存器也有8個。不過初始化就用去了5個寄存器，剩下的3個用於接
收、發送數據。如此一來，操作UART倒也不復雜。本板使用UART0：
1、初始化：
把使用到的引腳GPH2、GPH3定義爲TXD0、RXD0：
GPHCON |= 0xa0
GPHUP |= 0x0c (上拉)
b．ULCON0 ( UART channel 0 line control register )：設爲0x03
此值含義爲：8個數據位，1個停止位，無校驗，正常操作模式(與之相對的
是Infra-Red Mode，此模式表示0、1的方式比較特殊)。
c．UCON0 (UART channel 0 control register )：設爲0x05
除了位[3:0]，其他位都使用默認值。位[3:0]=0b0101表示：發送、接收都
使用“中斷或查詢方式”——本實驗使用查詢查詢方式。
d．UFCON0 (UART channel 0 FIFO control register )：設爲0x00
每個UART內部都有一個16字節的發送FIFO和接收FIFO，但是本實驗
不使用FIFO，設爲默認值0
e．UMCON0 (UART channel 0 Modem control register )：設爲0x00
本實驗不使用流控，設爲默認值0
f．UBRDIV0 ( R/W Baud rate divisior register 0 )：設爲12
本實驗未使用PLL， PCLK=12MHz，設置波特率爲57600，則由公式
UBRDIVn = (int)(PCLK / (bps x 16) ) –1
可以計算得UBRDIV0 = 12，請使用S3C2410數據手冊第314頁的誤差公式
驗算一下此波特率是否在可容忍的誤差範圍之內，如果不在，則需要更換另
一個波特率(本實驗使用的57600是符合的)。
2、發送數據：
a．UTRSTAT0 ( UART channel 0 Tx/Rx status register )：
位[2]：無數據發送時，自動設爲1。當我們要使用串口發送數據時，
先讀此位以判斷是否有數據正在佔用發送口。
位[1]：發送FIFO是否爲空，本實驗未用此位
位[0]：接收緩衝區是否有數據，若有，此位設爲1。本實驗中，需
要不斷查詢此位一判斷是否有數據已經被接收。
b．UTXH0 (UART channel 0 transmit buffer register )：
把要發送的數據寫入此寄存器。
3、接收數據：
a．UTRSTAT0：如同上述“2、發送數據”所列，我們用到位[0]
b．URXH0 (UART channel 0 receive buffer register )：
當查詢到UTRSTAT0 位[0]=1時，讀此寄存器獲得串口接收到的數據。
串口代碼在UART目錄下的serial.c文件中，包含三個函數：init_uart，putc，
getc。代碼如下：
1 void init_uart( )
2 {//初始化UART
3 GPHCON |= 0xa0; //GPH2,GPH3 used as TXD0,RXD0
4 GPHUP = 0x0c; //GPH2,GPH3內部上拉
5 ULCON0 = 0x03; //8N1(8個數據位，無校驗位，1個停止位)
6 UCON0 = 0x05; //查詢方式
7 UFCON0 = 0x00; //不使用FIFO
8 UMCON0 = 0x00; //不使用流控
9 UBRDIV0 = 12; //波特率爲57600
10 }
11 void putc(unsigned char c)
12 {
13 while( ! (UTRSTAT0 & TXD0READY) ); //不斷查詢，直到可以發送數據
14 UTXH0 = c; //發送數據
15 }
16 unsigned char getc( )
17 {
18 while( ! (UTRSTAT0 & RXD0READY) ); //不斷查詢，直到接收到了數據
19 return URXH0; //返回接收到的數據
20 }
本實驗將串口輸入的數字、字母加1後再從串口輸出，比如輸入A就輸出B。
實驗步驟：
1、進入UART目錄運行“make”命令生成可執行文件uart，下載到開發板上
2、在主機上運行串口工具minicom：
a．在終端上運行“minicom –s”啓動minicom，出來如下界面：
b．進入“Serial port setup”：
鍵入相應字母設置各項，比如：我用的是串口1，所以在A項設置爲
“/dev/ttyS0”；按“E”，設置波特率爲57600，8N1；按F、G，設置無流控。
最後回車退出，回到步驟a所示的界面。
c．可以選擇“Save setup as dfl”，這樣下次啓動minicom時可以不再進行
步驟b的設置。
d．選擇“Exit”退出設置界面。
3、復位開發板後，您可以在minicom上體驗一下本程序了。
(8)實驗八：printf、scanf
本實驗利用串口實現兩個很常用的函數：printf和scanf。
試驗代碼存放在stdio目錄下，其中lib目錄中包含了實現printf和scanf函
數的主要文件。大部分文件摘自linux2.6內核，本試驗主要在vsprintf.c文件的
基礎上，封裝了printf和scanf函數(print.c文件中)。在vsprintf.c文件中，需
要用到一些乘法和除法操作，文件lib1funcs.S實現除法、求模操作；div64.h
和div64.S實現64位的除法操作；muldi3.c實現乘法操作。另外，stdio目錄下的
serial.c文件實現了putc和getc函數，這兩個函數與具體板子的情況相關，所以
我沒把它們放入lib目錄下。
此試驗的Makefile文件將lib目錄裏的文件生成靜態庫文件libc.a，現在，
你把stdio.h文件包含進你的代碼後，就可以非常方便地實現輸入、輸出了——
請參考本試驗代碼。
實驗：與試驗7類似，以波特率57600 8N1打開串口，將make後生成的可執行
文件exe燒入開發板，可在minicom上觀察到結果：程序從minicom中接收字串，
從這些字串中檢出數字，分別以10進制和16進制方式打印出來。
另外，您可以參考stdio_test_lib目錄下的代碼，寫出自己的測試程序。這
個目錄裏面的文件基本與本試驗一樣，只是在lib目錄下僅僅保留了libc.a庫文
件。
最後，sys/lib/stdio目錄中存放的是標準輸入、輸出的代碼，其中的
Makefile可以生成libc.a文件並存放在sys/lib目錄下，以後本人編寫的庫函數
都也將存放在此目錄下。
(9)實驗九：INTERRUPT CONTROLLER
S3C2410數據手冊354頁“Figure 14-1. Interrupt Process Diagram”非常簡潔地
概括了中斷處理的流程，我把這個圖搬過來，然後結合用到的寄存器用文字解釋
一下。
圖1 Interrupt Process Diagram
SUBSRCPND和SRCPND寄存器表明有哪些中斷被觸發了，正在等待處理
(pending)；SUBMASK(INTSUBMSK寄存器)和MASK(INTMSK寄存器)用於屏蔽某些中
斷。圖中的“Request sources(with sub -register)”表示的是INT_RXD0、
INT_TXD0等11箇中斷源，它們不同於“Request sources(without sub
-register)”：
1、“Request sources(without sub -register)”中的中斷源被觸發之後，SRCPND
寄存器中相應位被置1，如果此中斷沒有被INTMSK寄存器屏蔽、或者是快中斷(FIQ)
的話，它將被進一步處理
2、對於“Request sources(with sub -register)”中的中斷源被觸發之後，
SUBSRCPND寄存器中的相應位被置1，如果此中斷沒有被INTSUBMSK寄存器屏蔽的
話，它在SRCPND寄存器中的相應位也被置1，之後的處理過程就和“Request
sources(without sub -register)”一樣了
繼續沿着圖1前進：在SRCPND寄存器中，被觸發的中斷的相應位被置1，等待
處理：
1、如果被觸發的中斷中有快中斷(FIQ)——MODE(INTMOD寄存器)中爲1的位對應
的中斷是FIQ，則CPU的FIQ中斷函數被調用。注意：FIQ只能分配一個，即INTMOD
中只能有一位設爲1。
2、對於一般中斷IRQ，可能同時有幾個中斷被觸發，未被INTMSK寄存器屏蔽的中
斷經過比較後，選出優先級最高的中斷——此中斷在INTPND寄存器中的相應位被
置1，然後CPU調用IRQ中斷處理函數。中斷處理函數可以通過讀取INTPND寄存器
來確定中斷源是哪個，也可以讀INTOFFSET寄存器來確定中斷源。
請打開S3C2410數據手冊357頁，“Figure 14-2. Priority Generating Block”顯示
了各中斷源先經過6個一級優先級仲裁器選出各自優先級最高的中斷，然後再經
過二級優先級仲裁器選從中選出優先級最高的中斷。IRQ的中斷優先級由RIORITY
寄存器設定，請參考數據手冊365頁，RIORITY寄存器中ARB_SELn(n從0到6)用於
設定仲裁器n各輸入信號的中斷優先級，例如ARB_SEL6[20:19](0最高，其後各項
依次降低)：
00 = REQ 0-1-2-3-4-5 01 = REQ 0-2-3-4-1-5
10 = REQ 0-3-4-1-2-5 11 = REQ 0-4-1-2-3-5
RIORITY寄存器還有一項比較特殊的功能，如果ARB_MODEn設爲1，則仲裁器n
中輸入的中斷信號的優先級別將會輪換。例如ARB_MODE6設爲1，則仲裁器6的6
個輸入信號的優先級將如下輪換(見數據手冊358頁):
If REQ0 or REQ5 is serviced, ARB_SEL bits are not changed at all.
If REQ1 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 01b.
If REQ2 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 10b.
If REQ3 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 11b.
If REQ4 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 00b.
意思即是：
REQ0和REQ5的優先級不會改變
當REQ1中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b01，即REQ1的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ2中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b10，即REQ2的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ3中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b11，即REQ3的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ4中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b00，即REQ4的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
現在來總結一下使用中斷的步驟：
1、當發生中斷IRQ時，CPU進入“中斷模式”，這時使用“中斷模式”下的堆棧；
當發生快中斷FIQ時，CPU進入“快中斷模式”，這時使用“快中斷模式”下的堆
棧。所以在使用中斷前，先設置好相應模式下的堆棧。
2、對於“Request sources(without sub -register)”中的中斷，將INTSUBMSK
寄存器中相應位設爲0
3、將INTMSK寄存器中相應位設爲0
4、確定使用此的方式：是FIQ還是IRQ。
a．如果是FIQ，則在INTMOD寄存器設置相應位爲1
b．如果是IRQ，則在RIORITY寄存器中設置優先級
5、準備好中斷處理函數，
a．中斷向量：
在中斷向量設置好當FIQ或IRQ被觸發時的跳轉函數， IRQ、FIQ的中斷向量
地址分別爲0x00000018、0x0000001c(數據手冊79頁“Table 2-3. Exception
Vectors”)
b．對於IRQ，在跳轉函數中讀取INTPND寄存器或INTOFFSET寄存器的值來確
定中斷源，然後調用具體的處理函數
c．對於FIQ，因爲只有一箇中斷可以設爲FIQ，無須判斷中斷源
d．中斷處理函數進入和返回時需要花點心思：
i．對於IRQ，進入和返回的代碼如下：
sub lr, lr, #4 @計算返回地址
stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
. .
ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回
@^表示將spsr的值賦給cpsr
ii．對於FIQ，進入和返回的代碼如下：
sub lr, lr, #4 @計算返回地址
stmdb sp!, { r0-r7,lr } @保存使用到的寄存器
. .
ldmia sp!, { r0-r7,pc }^ @快中斷返回，
@^表示將spsr的值賦給cpsr
iii. 中斷返回之前需要清中斷：往SUBSRCPND(用到的話)、SRCPND、
INTPND中相應位寫1即可。對於INTPND，最簡單的方法就是“INTPND=INTPND”。
6、設置CPSR寄存器中的F-bit(對於FIQ)或I-bit(對於IRQ)爲0，開中斷
本實驗使用按鍵K1-K4作爲4個外部中斷——EINT1-3、EINT7，當Kn按下時，
通過串口輸出“EINTn,Kn pressed!”，主程序讓4個LED輪流從0到15計數。對於
外部中斷，除了上面說的幾個寄存器外，還有幾個寄存器需要設置，請打開數據
手冊276頁“EXTERNAL INTERRUPT CONTROL REGISTER (EXTINTn)”：
1、EXTINT0-2：它們用於設置EINT0-24共25個外部中斷分別是低電平觸發、高電
平觸發、上升沿觸發、下降沿觸發或者“上升/下降沿觸發”(不知道確切的術語)。
對於本實驗，使用默認值：低電平觸發。
2、EINTFLT0-3：未用
3、EINTMASK、EINTPEND：呵呵，這對寄存器和上面的INTMSK、INTPND實在相似。
EINTMASK用於設置是否評比EINT4-23；EINTPEND表明有幾個外部中斷已經發生，
正在等待處理(pending)，對某位寫入1可以讓此位清零。對於本實驗，EINTMASK
位[7]設爲0——使用EINT7。
4、GSTATUS0-4：未用
本實驗代碼在INT目錄下，下面摘取與中斷相關的代碼：
(1)、head.s中：
. .
1 msr cpsr_c, #0xd2 @進入中斷模式
2 ldr sp, =0x33000000 @設置中斷模式堆棧
3 msr cpsr_c, #0xdf @進入系統模式
4 ldr sp, =0x34000000 @設置系統模式堆棧
5 bl init_irq @調用中斷初始化函數，在init.c中
6 msr cpsr_c, #0x5f @設置I-bit=0，開IRQ中斷
. .
7 HandleIRQ: @IRQ中斷向量跳轉函數
8 sub lr, lr, #4 @計算返回地址
9 stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
10 ldr lr, =int_return @設置返回地址
11 ldr pc, =EINT_Handle @調用中斷處理函數EINT_Handle，
@在interrupt.c中
12 int_return:
13 ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回,
@^表示將spsr的值複製到cpsr
(2)、init.c的中斷初始化函數init_irq：
1 #define EINT1 (2<<(1*2))
2 #define EINT2 (2<<(2*2))
3 #define EINT3 (2<<(3*2))
4 #define EINT7 (2<<(7*2))
5 void init_irq( )
6 {
7 GPFCON |= EINT1 | EINT2 | EINT3 | EINT7; //K1-K4對應
//EINT1-3和EINT7
8 GPFUP |= (1<<1) | (1<<2) | (1<<3) | (1<<7); //上拉
9 EINTMASK &= (~0x80); //EINT7使能，對於外部中斷EINT4-23，
//除下面的INTMSK外，還須設置EINTMASK
10 INTMSK &= (~0x1e); //EINT1-3、4-7使能(EINT4-7共用INTMSK[4])
11 PRIORITY &= (~0x03); //設定優先級
12 }
(3)、interrupt.c：
1 void EINT_Handle()
2 {
3 unsigned long oft = INTOFFSET;
4 switch( oft )
5 {
6 case 1: printk("EINT1, K1 pressed!/n/r"); break;
7 case 2: printk("EINT2, K2 pressed!/n/r"); break;
8 case 3: printk("EINT3, K3 pressed!/n/r"); break;
9 case 4: printk("EINT7, K4 pressed!/n/r"); break;
10 default: printk("Interrupt unknown!/n/r"); break;
11 }
//以下清中斷
12 if( oft == 4 ) EINTPEND = 1<<7; //EINT4-7合用IRQ4，
//注意：EINTPEND[3:0]保留未用，
//向這些位寫入1可能導致未知結果
14 SRCPND = 1<
15 INTPND = INTPND; //清0
16 }
實驗步驟：
1、進入INT目錄運行“make”命令生成可執行文件int，下載到板子上
2、打開minicom(撥特率：57600,8N1)
3、按下按鈕即可看見串口輸出
4、您可以同時按住幾個按鈕觀察串口輸出，可以發現K1優先級最高，K4最低
(10)實驗十：TIMER
本實驗利用TIMER0觸發中斷，使4個LED 1秒鐘閃一次。先簡述一下TIMER的
工作過程。請打開數據手冊284頁，我在“Figure 10-1. 16-bit PWM Timer Block
Diagram”上進行解說。摘錄此圖，見下面圖3。
對於TIMER0，PCLK被“8-Bit Prescaler”(在TCFG0中定義)分頻後，進入“Clock
Divider”，“Clock Divider”有5種頻率輸出：從“8-Bit Prescaler”進來的
時鐘的2分頻、4分頻、8分頻、16分頻，或者外部時鐘TCLK0。後面的“5:1 MUX”
(5選1的選擇器)使用TCFG1來確定使用哪種頻率。“Control Logic0”在“5:1 MUX”
的輸出的頻率下工作。對於“Control Logic0”，我得畫圖說明：
圖2 Control Logic0內部結構
“Control Logic0”的工作流程爲(請參考數據手冊287頁“TIMER
INITIALIZATION USING MANUAL UPDATE BIT AND INVERTER BIT”)：
1、上電之後，設置TCMPB0和TCNTB0寄存器
2、設置TCON寄存器bit[1]爲1，這樣，TCMPB0和TCNTB0寄存器的值就被裝入TCMP0
和TCNT0寄存器中；設置bit[2]確定是否使用“Timer 0 output inverter”
3、設置TCON寄存器bit[0]啓動TIMER0，設置bit[3]確定是否使用“Timer 0 auto
reload”
4、當TIMER0啓動後，TCNT0在“5:1 MUX”輸出的時鐘下，進行減1計數。當TCNT0
等於TCMP0時：TOUT0輸出翻轉；當TCNT0等於0時：TOUT0輸出翻轉，TIMER0中斷
被觸發(如果此中斷使能了的話)，TCMPB0和TCNTB0寄存器的值被自動裝入TCMP0
和TCNT0寄存器中(如果TCON寄存器bit[3]等於1的話)——此時下個計數流程開
始
圖3 16-bit PWM Timer Block Diagram
現在介紹一下上面說到的幾個寄存器：
1、TCFG0和TCFG1：分別設爲119和0x03
這連個寄存器用於設置“Control Logic”的時鐘，計算公式如下：
Timer input clock Frequency = PCLK / {prescaler value+1} / {divider value}
對於TIMER0，prescaler value = TCFG0[7:0]，divider value由TCFG[3:0]
確定(0b000：2，0b001：4，0b010：8，0b0011：16，0b01xx：使用外部TCLK0)。
對於本實驗，TIMER0時鐘 = 12MHz/(119+1)/(16) = 6250Hz
2、TCNTB0：設爲3125
在6250Hz的頻率下，此值對應的時間爲0.5S
3、TCON：
TIMER0對應bit[3:0]：
bit[3]用於確定在TCNT0計數到0時，是否自動將TCMPB0和TCNTB0寄存器
的值裝入TCMP0和TCNT0寄存器中
bit[2]用於確定TOUT0是否反轉輸出(本實驗未用)
bit[1]用於手動更新TCMP0和TCNT0寄存器：在第一次使用定時器前，此
位需要設爲1，此時TCMPB0和TCNTB0寄存器的值裝入TCMP0和TCNT0寄存器中
bit[0]用於啓動TIMER0
4、TCONO0：只讀寄存器，用於讀取當前TCON0寄存器的值，本實驗未用
本實驗的代碼在TIMER目錄下，init.c中的Timer0_init函數初始化並啓動
TIMER0：
1 void Timer0_init()
2 {
3 TCFG0 = 119; //Prescaler0 = 119
4 TCFG1 = 0x03; //Select MUX input for PWM Timer0:divider=16
5 TCNTB0 = 3125; //0.5秒鐘觸發一次中斷
6 TCON |= (1<<1); //Timer 0 manual update
7 TCON = 0x09; /*Timer 0 auto reload on
Timer 0 output inverter off
清"Timer 0 manual update"
Timer 0 start */
8 }
init.c中的init_irq函數使能TIEMR0中斷：
1 void init_irq( )
2 {
3 INTMSK &= (~(1<<10)); //INT_TIMER0中斷使能
4 }
interrupt.c中的Timer0_Handle函數用於處理TIMER0中斷：每0.5s發生一次
中斷，中斷髮生時將4個LED的狀態反轉，即1s閃一次：
1 void Timer0_Handle()
2 {
3 if(INTOFFSET == 10){
4 GPBDAT = ~(GPBDAT & (0xf << 7));
5 }
6 //清中斷
7 SRCPND = 1 << INTOFFSET;
8 INTPND = INTPND;
9 }
(11)實驗十一：MMU
在理論上概括或解釋MMU，這不是我能勝任的。我僅基於爲了理解本實驗中
操作MMU的代碼而對MMU做些說明，現在先簡單地描述虛擬地址(VA)、變換後的虛
擬地址(MVA)、物理地址(PA)之間的關係：
啓動MMU後，S3C2410的CPU核看到的、用到的只是虛擬地址VA，至於VA如何
最終落實到物理地址PA上，CPU是不理會的。而caches和MMU也是看不見VA的，它
們利用VA變換得來的MVA去進行後續操作——轉換成PA去讀/寫實際內存芯片，
MVA是除CPU外的其他部分看見的虛擬地址。對於VA與MVA之間的變換關係，請打
開數據手冊551頁，我摘取了“Figure 2-8. Address Mapping Using CP15 Register 13”：
圖4 VA與MVA的關係
如果VA<32M，需要使用進程標識號PID(通過讀CP15的C13獲得)來轉換爲MVA。
VA與MVA的轉換方法如下(這是硬件自動完成的)：
if(VA < 32M) then
MVA = VA | (PID << 25) //VA < 32M
else
MVA = VA //VA >= 32M
利用PID生成MVA的目的是爲了減少切換進程時的代價：如果兩個進程佔用的
虛擬地址空間(VA)有重疊，不進行上述處理的話，當進行進程切換時必須進行虛
擬地址到物理地址的重新影射，這需要重建頁表、使無效caches和TLBS等等，代
價非常大。但是如果像上述那樣處理的話，進程切換就省事多了：假設兩個進程
1、2運行時的VA都是0-32M，則它們的MVA分別是(0x02000000-0x03ffffff)、
(0x04000000-0x05ffffff)——前面說過MMU、Caches使用MVA而不使用VA，這樣
就不必進行重建頁表等工作了。
現在來講講MVA到PA的變換過程：請打開數據手冊557頁，“Figure 3-1.
Translating Page Tables”(見下述圖5)非常精練地概括了對於不同類型的頁表，MVA
是如何轉換爲PA的。圖中的頁表“Translation table”起始地址爲“TTB base”，
在建立頁表後，寫入CP15的寄存器C2。
使用MVA[31:20]檢索頁表“Translation table”得到一個頁表項(entry，4
字節)，根據此entry的低2位，可分爲以下4種：
1、0b00：無效
2、0b01：粗表(Coarse page)
entry[31:10]爲粗表基址(Coarse page table base address)，據此可以確
定一塊1K大小的內存——稱爲粗頁表(Coarse page table,見圖5)。
粗頁表含256個頁表項，每個頁表項對應一塊4K大小的內存，每個頁表項又
可以分爲大頁描述符、小頁描述符。MVA[19:12]用來確定頁表項。一個大頁(64K)
對應16個大頁描述符，這16個大頁描述符相鄰且完全相同，entry[31:16]爲大頁
基址(Large page base)。MVA[15:0]是大頁內的偏移地址。一個小頁(4K)對應1
個小頁描述符，entry[31:12]爲小頁基址(Small page base)。MVA[11:0]是小頁
內的偏移地址。
3、0b10：段(Section)
段的操作最爲簡單，entry[31:20]爲段基址(Section base)，據此可以確定
一塊1M大小的內存(Section，見圖5)，而MVA[19:0]則是塊內偏移地址
4、0b11：細表(Fine page)
entry[31:12]爲細表基址(Fine page table base address)，據此可以確定
一塊4K大小的內存——稱爲細頁表(Fine page table,見圖5)。
細頁表含1024個頁表項，每個頁表項對應一塊1K大小的內存，每個頁表項又
可以分爲大頁描述符、小頁描述符、極小頁描述符。MVA[19:10]用來確定頁表項。
一個大頁(64K)對應64個大頁描述符，這64個大頁描述符相鄰且完全相同，
entry[31:16]爲大頁基址(Large page base)。MVA[15:0]是大頁內的偏移地址。
一個小頁(4K)對應4個小頁描述符，entry[31:12]爲小頁基址(Small page base)。
MVA[11:0]是小頁內的偏移地址。極小頁(1K)對應1個極小頁描述符，entry[31:10]
爲極小頁基址(Tiny page base)。MVA[9:0]是極小頁內的偏移地址。
圖5 Translating Page Tables
訪問權限的檢查是MMU主要功能之一，它由描述符的AP和domain、CP15寄存
器C1的R/S/A位、CP15寄存器C3(域訪問控制)等聯合作用。本實驗不使用權限檢
查(令C3爲全1)。
下面簡單介紹一下使用Cache和Write buffer：
1、“清空”(clean)的意思是把Cache或Write buffer中已經髒的(修改過，但未
寫入主存)數據寫入主存
2、“使無效”(invalidate)：使之不能再使用，並不將髒的數據寫入主存
3、對於I/O影射的地址空間，不使用Cache和Write buffer
4、在使用MMU前，使無效Cache和drain write buffer
與cache類似，在使用MMU前，使無效TLB。
上面有些部分講得很簡略，除了作者水平不足之外，還在於本書的側重點—
—實驗。理論部分就麻煩各位自己想辦法了。不過這些內容也足以瞭解本實驗的
代碼了。本實驗與實驗9完成同樣的功能：使用按鍵K1-K4作爲4個外部中斷——
EINT1-3、EINT7，當Kn按下時，通過串口輸出“EINTn,Kn pressed!”，主程序
讓4個LED輪流從0到15計數。代碼在目錄MMU下。下面摘取與MMU相關的代碼詳細
說明。
先看看head.s代碼(將一些註釋去掉了)：
1 b Reset
2 HandleUndef:
3 b HandleUndef
4 HandleSWI:
5 b HandleSWI
6 HandlePrefetchAbort:
7 b HandlePrefetchAbort
8 HandleDataAbort:
9 b HandleDataAbort
10 HandleNotUsed:
11 b HandleNotUsed
12 ldr pc, HandleIRQAddr
13 HandleFIQ:
14 b HandleFIQ
15 HandleIRQAddr:
16 .long HandleIRQ
17 Reset: @函數disable_watch_dog, memsetup, init_nand,
@nand_read_ll在init.c中定義
18 ldr sp, =4096 @設置堆棧
19 bl disable_watch_dog @關WATCH DOG
20 bl memsetup_2 @初始化SDRAM
21 bl init_nand @初始化NAND Flash
22 bl copy_vectors_from_nand_to_sdram @在init.c中
23 bl copy_process_from_nand_to_sdram @在init.c中
24 ldr sp, =0x30100000 @重新設置堆棧
@(因爲下面就要跳到SDRAM中執行了)
25 ldr pc, =run_on_sdram @跳到SDRAM中
26 run_on_sdram:
27 bl mmu_tlb_init @調用C函數mmu_tlb_init(mmu.c中)，建立頁表
28 bl mmu_init @調用C函數mmu_init(mmu.c中)，使能MMU
29 msr cpsr_c, #0xd2 @進入中斷模式
30 ldr sp, =0x33000000 @設置中斷模式堆棧
31 msr cpsr_c, #0xdf @進入系統模式
32 ldr sp, =0x30100000 @設置系統模式堆棧
33 bl init_irq @調用中斷初始化函數，在init.c中
34 msr cpsr_c, #0x5f @設置I-bit=0，開IRQ中斷
35 ldr lr, =halt_loop @設置返回地址
36 ldr pc, =main @b指令和bl指令只能前後跳轉32M的範圍，
@所以這裏使用向pc賦值的方法進行跳轉
37 halt_loop:
38 b halt_loop
39 HandleIRQ:
40 sub lr, lr, #4 @計算返回地址
41 stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
42 ldr lr, =int_return @設置返回地址
43 ldr pc,=EINT_Handle @調用中斷處理函數，在interrupt.c中
44 int_return:
45 ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回,
@^表示將spsr的值複製到cpsr
請注意第12、15行，我們將IRQ中斷向量由以前的“b HandleIRQ”換成了：
12 ldr pc, HandleIRQAddr
15 HandleIRQAddr:
16 .long HandleIRQ
這是因爲b跳轉指令只能前後跳轉32M的範圍，而本實驗中中斷向量將重新放
在VA=0xffff0000開始處(而不是通常的0x00000000)，到HandleIRQAddr的距離遠
遠超過了32M。將中斷向量重新定位在0xffff0000處，是因爲MMU使能後，中斷髮
生時：
1、如果中斷向量放在0x00000000處，則對於不同的進程(PID)，中斷向量的MVA
將不同
2、如果中斷向量放在0xffff0000處，則對於不同的進程(PID)，中斷向量的MVA
也相同
顯然，如果使用1，則帶來的麻煩非常大——對於每個進程，都得設置自己
的中斷向量。所以MMU使能後，處理中斷的方法應該是2。
第22行copy_vectors_from_nand_to_sdram函數將中斷向量複製到內存物理
地址0x33ff0000處，在mmu_tlb_init函數中會把0x33ff0000影射爲虛擬地址
0xffff0000。
第23行copy_process_from_nand_to_sdram函數將存在nand flash開頭的4K
代碼全部複製到0x30004000處(本實驗的連接地址爲0x30004000)。請注意SDRAM
起始地址爲0x30000000，前面的16K空間用來存放一級頁表(在mmu_tlb_init中設
置)。
第27行mmu_tlb_init函數設置頁表。本實驗以段的方式使用內存，所以僅使
用一級頁表，且頁表中所有頁表項均爲段描述符。
mmu_tlb_init代碼(在mmu.c中)如下：
1 void mmu_tlb_init()
2 {
3 unsigned long entry_index;
4 /*SDRAM*/
5 for(entry_index = 0x30000000; entry_index < 0x34000000;
entry_index+=0x100000){
6 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,Cached,write-through mode(WT)*/
7 *(mmu_tlb_base+(entry_index>>20)) =
entry_index |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)|(1<<3)|0x02;
8 }
9 /*SFR*/
10 for(entry_index = 0x48000000; entry_index < 0x60000000;
entry_index += 0x100000){
11 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,NCNB*/
12 *(mmu_tlb_base+(entry_index>>20)) =
entry_index |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)| 0x02;
13 }
14 /*exception vector*/
15 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,Cached,write-through mode(WT)*/
16 *(mmu_tlb_base+(0xffff0000>>20)) =
(VECTORS_PHY_BASE) |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)|(1<<3)|0x02;
17 }
第4-8行令64M SDRAM的虛擬地址和物理地址相等——從0x30000000到
0x33ffffff，這樣可以使得在head.s中第28行調用mmu_init使能MMU前後的地址
一致。
第9-13行設置特殊功能寄存器的虛擬地址，也讓它們的虛擬地址和物理地址
相等——從0x48000000到0x5fffffff。並且不使用cache和write buffer。
第14-17行設置中斷向量的虛擬地址，虛擬地址0xfff00000對應物理地址
0x33f00000。
回到head.s中第28行，調用mmu.c中的mmu_init函數使能MMU，此函數代碼入
下：
1 void mmu_init()
2 {
3 unsigned long ttb = MMU_TABLE_BASE;
4 __asm__(
5 "mov r0, #0/n"
6 /* invalidate I,D caches on v4 */
7 "mcr p15, 0, r0, c7, c7, 0/n"
8 /* drain write buffer on v4 */
9 "mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4/n"
10 /* invalidate I,D TLBs on v4 */
11 "mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0/n"
12 /* Load page table pointer */
13 "mov r4, %0/n"
14 "mcr p15, 0, r4, c2, c0, 0/n"
15 /* Write domain id (cp15_r3) */
16 "mvn r0, #0/n" /*0b11=Manager，不進行權限檢查*/
17 "mcr p15, 0, r0, c3, c0, 0/n"
18 /* Set control register v4 */
19 mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0/n"
20 /* Clear out 'unwanted' bits */
21 "ldr r1, =0x1384/n"
22 "bic r0, r0, r1/n"
23 /* Turn on what we want */
24 /*Base location of exceptions = 0xffff0000*/
25 "orr r0, r0, #0x2000/n"
26 /* Fault checking enabled */
27 "orr r0, r0, #0x0002/n"
28 #ifdef CONFIG_CPU_D_CACHE_ON /*is not set*/
29 "orr r0, r0, #0x0004/n"
30 #endif
31 #ifdef CONFIG_CPU_I_CACHE_ON /*is not set*/
32 "orr r0, r0, #0x1000/n"
33 #endif
34 /* MMU enabled */
35 "orr r0, r0, #0x0001/n"
36 /* write control register *//*write control register P545*/
37 "mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0/n"
38 : /* no outputs */
39 : "r" (ttb) );
40 }
此函數使用嵌入彙編的方式，第29行的"r" (ttb)表示變量ttb的值賦給一個
寄存起作爲輸入參數，這個寄存器由編譯器自動分配；第13行的“%0”表示這個
寄存器。MMU控制寄存器C1中各位的含義(第18-37行)，可以參考539頁“Table 2-10.
Control Register 1-bit Functions”。如果想詳細瞭解本函數用到的操作協處理器的
指令，可以參考數據手冊529頁“Appendix 2 PROGRAMMER'S MODEL”。
本實驗代碼在CLOCK目錄下，運行make命令後將可執行文件mmu下載、運行。
然後將mmu.h文件中如下兩行的註釋去掉，重新make後下載運行mmu，可以發現LED
閃爍的速度變快了很多——這是因爲使用了cache(見上面代碼28-33行)：
#define CONFIG_CPU_D_CACHE_ON 1
#define CONFIG_CPU_I_CACHE_ON 1
(12)實驗十二：CLOCK
S3C2410 CPU主頻可以達到266MHz，前面的實驗都沒有使用PLL，CPU的頻率
只有12MHz。本實驗在實驗10的基礎上啓動PLL，使得FCLK=200MHz，HCLK=100MHz，
PCLK=50MHz。
請打開數據手冊219頁第7章“CLOCK & POWER MANAGEMENT”。S3C2410有兩
個PLL：MPLL和UPLL，UPLL專用與USB設備，本實驗介紹的是MPLL——用於設置
FCLK、HCLK、PLCK。FCLK用於CPU核，HCLK用於AHB總線的設備(比如SDRAM)，PCLK
用於APB總線的設備(比如UART)。請打開數據手冊224頁，“Figure 7-4. Power-On
Reset Sequence (when the external clock source is a crystal oscillator)”展示了上電
後， MPLL啓動的過程，摘錄此圖如下：
圖6 上電後MPLL的啓動過程
請跟隨FCLK的圖像瞭解啓動過程：
1、上電幾毫秒後，晶振輸出穩定，FCLK=晶振頻率，nRESET信號恢復高電平後，
CPU開始執行指令。
2、我們可以在程序開頭啓動MPLL，在設置MPLL的幾個寄存器後，需要等待一段
時間(Lock Time)，MPLL的輸出才穩定。在這段時間(Lock Time)內，FCLK停振，
CPU停止工作。Lock Time的長短由寄存器LOCKTIME設定。
3、Lock Time之後，MPLL輸出正常，CPU工作在新的FCLK下。
本實驗的工作就是設置MPLL的幾個寄存器：
1、LOCKTIME：設爲0x00ffffff
前面說過，MPLL啓動後需要等待一段時間(Lock Time)，使得其輸出穩定。
位[23:12]用於UPLL，位[11:0]用於MPLL。本實驗使用確省值0x00ffffff。
2、CLKDIVN：設爲0x03
用於設置FCLK、HCLK、PCLK三者的比例：
bit[2]——HDIVN1，若爲1，則bit[1:0]必須設爲0b00，此時
FCLK:HCLK:PCLK=1:1/4:1/4；若爲0，三者比例由bit[1:0]確定
bit[1]——HDIVN，0：HCLK=FCLK；1：HCLK=FCLK/2
bit[0]——PDIVN，0：PCLK=HCLK；1：PCLK=HCLK/2
本實驗設爲0x03，則FCLK:HCLK:PCLK=1:1/2:1/4
3、請翻到數據手冊226頁，有這麼一段：
If HDIVN = 1, the CPU bus mode has to be changed from the fast bus
mode to the asynchronous bus mode using following instructions：
MMU_SetAsyncBusMode
mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0
orr r0, r0, #R1_nF:OR:R1_iA
mcr p15,0, r0, c1, c0, 0
其中的“R1_nF:OR:R1_iA”等於0xc0000000。意思就是說，當HDIVN = 1時，
CPU bus mode需要從原來的“fast bus mode”改爲“asynchronous bus mode”。
4、MPLLCON：設爲(0x5c << 12)|(0x04 << 4)|(0x00)，即0x5c0040
對於MPLLCON寄存器，[19:12]爲MDIV，[9:4]爲PDIV，[1:0]爲SDIV。有如下
計算公式：
MPLL(FCLK) = (m * Fin)/(p * 2^s)
其中: m = MDIV + 8, p = PDIV + 2
對於本開發板，Fin = 12MHz,MPLLCON設爲0x5c0040，可以計算出
FCLK=200MHz，再由CLKDIVN的設置可知：HCLK=100MHz，PCLK=50MHz。
當設置MPLLCON之後——相當於圖6中的“PLL is configured by S/W first
time”，Lock Time就被自動插入，Lock Time之後，MPLL輸出穩定，CPU工作在
200MHz頻率下。
上面的4個步驟的工作在init.c中的clock_init函數中完成，代碼如下：
1 void clock_init()
2 {
3 LOCKTIME = 0x00ffffff;
4 CLKDIVN = 0x03; /*FCLK:HCLK:PCLK=1:2:4,
5 HDIVN1=0,HDIVN=1,PDIVN=1 */
6 /*If HDIVN = 1,the CPU bus mode has to be changed from
the fast bus mode to the asynchronous bus mod using
following instructions.*/
7 __asm__(
8 "mrc p15, 0, r1, c1, c0, 0/n" /* read ctrl register */
9 "orr r1, r1, #0xc0000000/n" /* Asynchronous */
10 "mcr p15, 0, r1, c1, c0, 0/n" /* write ctrl register */
11 );
12 MPLLCON = MPLL_200MHz; /*現在，
FCLK=200MHz,HCLK=100MHz,PCLK=50MHz*/
13 }
在head.s中，在memsetup_2函數之前調用clock_init函數。
本實驗是在實驗10的基礎上修改得來，當工作頻率改變後，一些設備的初始
化參數需要調整，很幸運，只需要修改兩個地方：
1、SDRAM控制器的REFRESH寄存器(在init.c中)：
請翻看實驗五：MEMORY CONTROLLER中關於REFRESH寄存器的介紹，本實驗
HCLK=100MHz，REFRESH寄存器取值如下：
R_CNT = 2^11 + 1 – 100 * 7.8125 = 1268,
REFRESH=0x008e0000 + 1268 = 0x008e04f4
在init.c中的memsetup_2函數，將原來的0x008e07a3換成0x008e04f4即可。
2、UART0的UBRDIV0寄存器(在serial.c中)：
請翻看實驗七：UART中關於UBRDIV0的介紹，本實驗PCLK=50MHz，設置波特
率爲57600時，UART0寄存器取值可由下式計算得53：
UBRDIVn = (int)(PCLK / (bps x 16) ) –1
在serial.c中的init_uart函數，將UART0由原來的12換成53即可。
本實驗代碼在CLOCK目錄下，運行make命令後將可執行文件clock下載、運行，
可以發現LED閃爍的速度變快了很多。然後將mmu.h文件中如下兩行的註釋去掉，
重新make後下載運行clock，可以發現LED閃爍得更快了，簡直分辨不出來了——
這是因爲使用了cache：
#define CONFIG_CPU_D_CACHE_ON 1
#define CONFIG_CPU_I_CACHE_ON 1
四．Bootloader vivi
爲了將linux移植到ARM上，碰到的第一個程序就是bootloader，我選用韓國
mizi公司的vivi。您可以在以下地址下載：
http://www.mizi.com/developer/s3c2410x/download/vivi.html
如果您對bootloader沒有什麼概念，在學習VIVI的代碼之前，建議您閱讀一
篇文章《嵌入式系統 Boot Loader 技術內幕》(詹榮開著)。鏈接地址如下：
http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-btloader/
當您閱讀了上述文章後，我再企圖在理論上羅嗦什麼就不合適了(這篇文章
實在太好了)。vivi也可以分爲2個階段，階段1的代碼在arch/s3c2410/head.S
中，階段2的代碼從init/main.c的main函數開始。您可以跳到實驗部分先感受一
下vivi。
(1)階段1：arch/s3c2410/head.S
沿着代碼執行的順序，head.S完成如下幾件事情：
1、關WATCH DOG：上電後，WATCH DOG默認是開着的
2、禁止所有中斷：vivi中沒用到中斷(不過這段代碼實在多餘，上電後中斷默認
是關閉的)
3、初始化系統時鐘：啓動MPLL，FCLK=200MHz，HCLK=100MHz，PCLK=50MHz，“CPU
bus mode”改爲“Asynchronous bus mode”。請參考實驗十一：CLOCK
4、初始化內存控制寄存器：還記得那13個寄存器嗎？請複習實驗五：MEMORY
CONTROLLER
5、檢查是否從掉電模式喚醒，若是，則調用WakeupStart函數進行處理——這是
一段沒用上的代碼，vivi不可能進入掉電模式
6、點亮所有LED
7、初始化UART0：
a．設置GPIO，選擇UART0使用的引腳
b．初始化UART0，設置工作方式(不使用FIFO)、波特率115200 8N1、無流控
等，請參考實驗七：UART
8、將vivi所有代碼(包括階段1和階段2)從nand flash複製到SDRAM中：
a．設置nand flash控制寄存器
b．設置堆棧指針——調用C函數時必須先設置堆棧
c．設置即將調用的函數nand_read_ll的參數：r0=目的地址(SDRAM的地址)，
r1=源地址(nand flash的地址)，r2=複製的長度(以字節爲單位)
d．調用nand_read_ll進行復制
e．進行一些檢查工作：上電後nand flash最開始的4K代碼被自動複製到一
個稱爲“Steppingstone”的內部RAM中(地址爲0x00000000-0x00001000)；
在執行nand_read_ll之後，這4K代碼同樣被複制到SDRAM中(地址爲
0x33f00000-0x33f01000)。比較這兩處的4K代碼，如果不同則表示出錯
9、跳到bootloader的階段2運行——就是調用init/main.c中的main函數：
a．重新設置堆棧
b．設置main函數的參數
c．調用main函數
如果您做了第二章的各個實驗，理解head.S就不會有任何困難——上面說到
的幾個步驟，都有相應的實驗。head.S有900多行，把它搬到這篇文章上來就太
不厚道了——白白浪費頁數而已。在vivi/arch/s3c2410/head.S上，我做了比較
詳細的註釋(其中的亂碼可能是韓文，不去管它)。
當執行完head.S的代碼後，內存的使用情況如下：
圖7 執行vivi stage1後內存的劃分情況
(2)階段2：init/main.c
本階段從init/main.c中的main函數開始執行，它可以分爲8個步驟。我先把
main函數的代碼羅列如下(去掉了亂碼——可能是韓文，現在沒留下多少有用的
註釋了)，然後逐個分析：
1 int main(int argc, char *argv[])
2 {
3 int ret;
4 /*Step 1*/
5 putstr("/r/n");
6 putstr(vivi_banner);
7 reset_handler();
8 /*Step 2*/
9 ret = board_init();
10 if (ret) {
11 putstr("Failed a board_init() procedure/r/n");
12 error();
13 }
14 /*Step 3*/
15 mem_map_init();
16 mmu_init();
17 putstr("Succeed memory mapping./r/n");
18 /* Now, vivi is running on the ram. MMU is enabled.*/
19 /*Step 4*/
20 /* initialize the heap area */
21 ret = heap_init();
22 if (ret) {
23 putstr("Failed initailizing heap region/r/n");
24 error();
25 }
26 /*Step 5*/
27 ret = mtd_dev_init();
28 /*Step 6*/
29 init_priv_data();
30 /*Step 7*/
31 misc();
32 init_builtin_cmds();
33 /*Step 8*/
34 boot_or_vivi();
35 return 0;
36 }
1、Step 1：reset_handler()
reset_handler用於將內存清零，代碼在lib/reset_handle.c中。
[main(int argc, char *argv[]) > reset_handler()]
1 void
2 reset_handler(void)
3 {
4 int pressed;
5 pressed = is_pressed_pw_btn(); /*判斷是硬件復位還是軟件復位*/
6 if (pressed == PWBT_PRESS_LEVEL) {
7 DPRINTK("HARD RESET/r/n");
8 hard_reset_handle(); /*調用clear_mem對SDRAM清0*/
9 } else {
10 DPRINTK("SOFT RESET/r/n");
11 soft_reset_handle(); /*此函數爲空*/
12 }
13 }
在上電後，reset_handler調用第8行的hard_reset_handle()，此函數在
lib/reset_handle.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > reset_handler() > hard_reset_handle()]
1 static void
2 hard_reset_handle(void)
3 {
4 #if 0
5 clear_mem((unsigned long)(DRAM_BASE + VIVI_RAM_ABS_POS), /
6 (unsigned long)(DRAM_SIZE - VIVI_RAM_ABS_POS));
7 #endif
8 /*lib/memory.c,將起始地址爲USER_RAM_BASE，長度爲USER_RAM_SIZE的內存清0*/
9 clear_mem((unsigned long)USER_RAM_BASE, (unsigned long)USER_RAM_SIZE);
10 }
2、Step 2：board_init()
board_init調用2個函數用於初始化定時器和設置各GPIO引腳功能，代碼在
arch/s3c2410/smdk.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > board_init()]
1 int board_init(void)
2 {
3 init_time(); /*arch/s3c2410/proc.c*/
4 set_gpios(); /*arch/s3c2410/smdk.c*/
5 return 0;
6 }
init_time()只是簡單的令寄存器TCFG0 = 0xf00，vivi未使用定時器，這個
函數可以忽略。
set_gpios()用於選擇GPA-GPH端口各引腳的功能及是否使用各引腳的內部
上拉電阻，並設置外部中斷源寄存器EXTINT0-2(vivi中未使用外部中斷)。
3、Step 3：建立頁表和啓動MMU
mem_map_init函數用於建立頁表，vivi使用段式頁表，只需要一級頁表。它
調用3個函數，代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mem_map_init(void)]
1 void mem_map_init(void)
2 {
3 #ifdef CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT /* CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT=y */
4 mem_map_nand_boot(); /* 最終調用mem_mepping_linear,建立頁表 */
5 #else
6 mem_map_nor();
7 #endif
8 cache_clean_invalidate(); /* 清空cache,使無效cache */
9 tlb_invalidate(); /* 使無效快表TLB */
10 }
第9、10行的兩個函數可以不用管它，他們做的事情在下面的mmu_init函數
裏又重複了一遍。對於本開發板，在.config中定義了
CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT。mem_map_nand_boot()函數調用
mem_mapping_linear()函數來最終完成建立頁表的工作。頁表存放在SDRAM物理
地址0x33dfc000開始處，共16K：一個頁表項4字節，共有4096個頁表項；每個頁
表項對應1M地址空間，共4G。mem_map_init先將4G虛擬地址映射到相同的物理地
址上，NCNB(不使用cache，不使用write buffer)——這樣，對寄存器的操作跟
未啓動MMU時是一樣的；再將SDRAM對應的64M空間的頁表項修改爲使用cache。
mem_mapping_linear函數的代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mem_map_init(void) > mem_map_nand_boot( )
> mem_mapping_linear(void)]
1 static inline void mem_mapping_linear(void)
2 {
3 unsigned long pageoffset, sectionNumber;
4 putstr_hex("MMU table base address = 0x", (unsigned long)mmu_tlb_base);
5 /* 4G 虛擬地址映射到相同的物理地址. not cacacheable, not bufferable */
6 /* mmu_tlb_base = 0x33dfc000*/
7 for (sectionNumber = 0; sectionNumber < 4096; sectionNumber++) {
8 pageoffset = (sectionNumber << 20);
9 *(mmu_tlb_base + (pageoffset >> 20)) = pageoffset | MMU_SECDESC;
10 }
11 /* make dram cacheable */
12 /* SDRAM物理地址0x3000000-0x33ffffff,
13 DRAM_BASE=0x30000000,DRAM_SIZE=64M
14 */
15 for (pageoffset = DRAM_BASE; pageoffset < (DRAM_BASE+DRAM_SIZE); /
16 pageoffset += SZ_1M) {
17 //DPRINTK(3, "Make DRAM section cacheable: 0x%08lx/n", pageoffset);
18 *(mmu_tlb_base + (pageoffset >> 20)) = /
pageoffset | MMU_SECDESC | MMU_CACHEABLE;
19 }
20 }
mmu_init()函數用於啓動MMU，它直接調用arm920_setup()函數。
arm920_setup()的代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mmu_init( ) > arm920_setup( )]
1 static inline void arm920_setup(void)
2 {
3 unsigned long ttb = MMU_TABLE_BASE; /* MMU_TABLE_BASE = 0x 0x33dfc000 */
4 __asm__(
5 /* Invalidate caches */
6 "mov r0, #0/n"
7 "mcr p15, 0, r0, c7, c7, 0/n" /* invalidate I,D caches on v4 */
8 "mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4/n" /* drain write buffer on v4 */
9 "mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0/n" /* invalidate I,D TLBs on v4 */
10 /* Load page table pointer */
11 "mov r4, %0/n"
12 "mcr p15, 0, r4, c2, c0, 0/n" /* load page table pointer */
13 /* Write domain id (cp15_r3) */
14 "mvn r0, #0/n" /* Domains 0b01 = client, 0b11=Manager*/
15 "mcr p15, 0, r0, c3, c0, 0/n" /* load domain access register，
write domain 15:0, 數據手冊P548(access permissions)*/
16 /* Set control register v4 */
17 "mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0/n" /* get control register v4 */
/*數據手冊P545：read control register */
18 /* Clear out 'unwanted' bits (then put them in if we need them) */
19 /* ..VI ..RS B... .CAM */ /*這些位的含義在數據手冊P546*/
20 "bic r0, r0, #0x3000/n" /* ..11 .... .... .... */
/*I(bit[12])=0 = Instruction cache disabled*/
21 /*V[bit[13]](Base location of exception registers)=0 = Low addresses =
0x0000 0000*/
22 "bic r0, r0, #0x0300/n" /* .... ..11 .... .... */
23 /*R(ROM protection bit[9])=0*/
/*S(System protection bit[8])=0*/
/*由於TTB中AP=0b11(line141)，所以RS位不使用(P579)*/
24 "bic r0, r0, #0x0087/n" /* .... .... 1... .111 */
/*M(bit[0])=0 = MMU disabled*/
/*A(bit[1])=0 =Data address
alignment fault checking disable*/
/*C(bit[2])=0 = Data cache disabled*/
/*B(bit[7])=0= Little-endian operation*/
25 /* Turn on what we want */
26 /* Fault checking enabled */
27 "orr r0, r0, #0x0002/n" /* .... .... .... ..1. */
/*A(bit[1])=1 = Data address
alignment fault checking enable*/
28 #ifdef CONFIG_CPU_D_CACHE_ON /*is not set*/
29 "orr r0, r0, #0x0004/n" /* .... .... .... .1.. */
/*C(bit[2])=1 = Data cache enabled*/
30 #endif
31 #ifdef CONFIG_CPU_I_CACHE_ON /*is not set*/
32 "orr r0, r0, #0x1000/n" /* ...1 .... .... .... */
/*I(bit[12])=1 = Instruction cache enabled*/
33 #endif
34 /* MMU enabled */
35 "orr r0, r0, #0x0001/n" /* .... .... .... ...1 */
/*M(bit[0])=1 = MMU enabled*/
36 "mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0/n" /* write control register */
/*數據手冊P545*/
37 : /* no outputs */
38 : "r" (ttb) );
39 }
至此，內存如下劃分：
圖8 創建頁表後內存的劃分情況
4、Step 4：heap_init()
heap——堆，內存動態分配函數mmalloc就是從heap中劃出一塊空閒內存的，
mfree則將動態分配的某塊內存釋放回heap中。
heap_init函數在SDRAM中指定了一塊1M大小的內存作爲heap(起始地址
HEAP_BASE = 0x33e00000)，並在heap的開頭定義了一個數據結構blockhead——
事實上，heap就是使用一系列的blockhead數據結構來描述和操作的。每個
blockhead數據結構對應着一塊heap內存，假設一個blockhead數據結構的存放位
置爲A，則它對應的可分配內存地址爲“A + sizeof(blockhead)”到“A +
sizeof(blockhead) + size - 1”。blockhead數據結構在lib/heap.c中定義：
1 typedef struct blockhead_t {
2 Int32 signature; //固定爲BLOCKHEAD_SIGNATURE
3 Bool allocated; //此區域是否已經分配出去：0-N，1-Y
4 unsigned long size; //此區域大小
5 struct blockhead_t *next; //鏈表指針
6 struct blockhead_t *prev; //鏈表指針
7 } blockhead;
現在來看看heap是如何運作的(如果您不關心heap實現的細節，這段可以跳
過)。vivi對heap的操作比較簡單，vivi中有一個全局變量static blockhead
*gHeapBase，它是heap的鏈表頭指針，通過它可以遍歷所有blockhead數據結構。
假設需要動態申請一塊sizeA大小的內存，則mmalloc函數從gHeapBase開始搜索
blockhead數據結構，如果發現某個blockhead滿足：
a. allocated = 0 //表示未分配
b. size > sizeA，
則找到了合適的blockhead，於是進行如下操作：
a．allocated設爲1
b．如果size – sizeA > sizeof(blockhead)，則將剩下的內存組織成
一個新的blockhead，放入鏈表中
c．返回分配的內存的首地址
釋放內存的操作更簡單，直接將要釋放的內存對應的blockhead數據結構的
allocated設爲0即可。
下面用圖來簡單演示先分配1K內存，再分配2K內存的過程：
圖9 在heap中連續分配1K和2K內存的示意圖
heap_init函數直接調用mmalloc_init函數進行初始化，此函數代碼在
lib/heap.c中，比較簡單，初始化gHeapBase即可：
[main(int argc, char *argv[]) > heap_init(void) > mmalloc_init(unsigned
char *heap, unsigned long size)]
1 static inline int mmalloc_init(unsigned char *heap, unsigned long size)
2 {
3 if (gHeapBase != NULL) return -1;
4 DPRINTK("malloc_init(): initialize heap area at 0x%08lx, size =
0x%08lx/n", heap, size);
5 gHeapBase = (blockhead *)(heap);
6 gHeapBase->allocated=FALSE;
7 gHeapBase->signature=BLOCKHEAD_SIGNATURE;
8 gHeapBase->next=NULL;
9 gHeapBase->prev=NULL;
10 gHeapBase->size = size - sizeof(blockhead);
11 return 0;
12 }
分配heap區域後，內存劃分情況如下：
圖10 執行heap_init後內存的劃分情況
5、Step 5：mtd_dev_init()
在分析代碼前先介紹一下MTD(Memory Technology Device)相關的技術。在
linux系統中，我們通常會用到不同的存儲設備，特別是FLASH設備。爲了在使用
新的存儲設備時，我們能更簡便地提供它的驅動程序，在上層應用和硬件驅動的
中間，抽象出MTD設備層。驅動層不必關心存儲的數據格式如何，比如是FAT32、
ETX2還是FFS2或其它。它僅僅提供一些簡單的接口，比如讀寫、擦除及查詢。如
何組織數據，則是上層應用的事情。MTD層將驅動層提供的函數封裝起來，向上
層提供統一的接口。這樣，上層即可專注於文件系統的實現，而不必關心存儲設
備的具體操作。
在我們即將看到的代碼中，使用mtd_info數據結構表示一個MTD設備，使用
nand_chip數據結構表示一個nand flash芯片。在mtd_info結構中，對nand_flash
結構作了封裝，向上層提供統一的接口。比如，它根據nand_flash提供的
read_data(讀一個字節)、read_addr(發送要讀的扇區的地址)等函數，構造了一
個通用的讀函數read，將此函數的指針作爲自己的一個成員。而上層要讀寫flash
時，執行mtd_info中的read、write函數即可。
下面分析代碼：
mtd_dev_init()用來掃描所使用的NAND Flash的型號，構造MTD設備，即構
造一個mtd_info的數據結構。對於本開發板，它直接調用mtd_init()，mtd_init
又調用smc_init()，此函數在drivers/mtd/maps/s3c2410_flash.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()]
1 static int
2 smc_init(void)
3 {
/*struct mtd_info *mymtd，數據類型在include/mtd/mtd.h*/
/*strcut nand_chip在include/mtd/nand.h中定義*/
4 struct nand_chip *this;
5 u_int16_t nfconf;
/* Allocate memory for MTD device structure and private data */
6 mymtd = mmalloc(sizeof(struct mtd_info) + sizeof(struct
nand_chip));
7 if (!mymtd) {
8 printk("Unable to allocate S3C2410 NAND MTD device
structure./n");
9 return -ENOMEM;
10 }
/* Get pointer to private data */
11 this = (struct nand_chip *)(&mymtd[1]);
/* Initialize structures */
12 memset((char *)mymtd, 0, sizeof(struct mtd_info));
13 memset((char *)this, 0, sizeof(struct nand_chip));
/* Link the private data with the MTD structure */
14 mymtd->priv = this;
/* set NAND Flash controller */
15 nfconf = NFCONF;
/* NAND Flash controller enable */
16 nfconf |= NFCONF_FCTRL_EN;
/* Set flash memory timing */
17 nfconf &= ~NFCONF_TWRPH1; /* 0x0 */
18 nfconf |= NFCONF_TWRPH0_3; /* 0x3 */
19 nfconf &= ~NFCONF_TACLS; /* 0x0 */
20 NFCONF = nfconf;
/* Set address of NAND IO lines */
21 this->hwcontrol = smc_hwcontrol;
22 this->write_cmd = write_cmd;
23 this->write_addr = write_addr;
24 this->read_data = read_data;
25 this->write_data = write_data;
26 this->wait_for_ready = wait_for_ready;
/* Chip Enable -> RESET -> Wait for Ready -> Chip Disable */
27 this->hwcontrol(NAND_CTL_SETNCE);
28 this->write_cmd(NAND_CMD_RESET);
29 this->wait_for_ready();
30 this->hwcontrol(NAND_CTL_CLRNCE);
31 smc_insert(this);
32 return 0;
33 }
6－14行構造了一個mtd_info結構和nand_flash結構，前者對應MTD設備，後
者對應nand flash芯片(如果您用的是其他類型的存儲器件，比如nor flash，這
裏的nand_flash結構應該換爲其他類型的數據結構)。MTD設備是具體存儲器件的
抽象，那麼在這些代碼中這種關係如何體現呢——第14行的代碼把兩者連結在一
起了。事實上，mtd_info結構中各成員的實現(比如read、write函數)，正是由
priv變量所指向的nand_flash的各類操作函數(比如read_addr、read_data等)
來實現的。
15－20行是初始化S3C2410上的NAND FLASH控制器，和我們在實驗六“NAND
FLASH CONTROLLER”裏面做的一樣。
前面分配的nand_flash結構還是空的，現在當然就是填滿它的各類成員了，
這正是21－26行做的事情。
27－30行對這塊nand flash作了一下復位操作。
最後，也是最複雜的部分，根據剛纔填充的nand_flash結構，構造mtd_info
結構，這由31行的smc_insert函數調用smc_scan完成。先看看smc_insert函數：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()
> smc_insert(struct nand_chip *this)]
1 inline int
2 smc_insert(struct nand_chip *this) {
2 /* Scan to find existance of the device */
/*smc_scan defined at drivers/mtd/nand/smc_core.c*/
4 if (smc_scan(mymtd)) {
5 return -ENXIO;
6 }
/* Allocate memory for internal data buffer */
7 this->data_buf = mmalloc(sizeof(u_char) *
8 (mymtd->oobblock + mymtd->oobsize));
9 if (!this->data_buf) {
10 printk("Unable to allocate NAND data buffer for S3C2410./n");
11 this->data_buf = NULL;
12 return -ENOMEM;
13 }
14 return 0;
15 }
後面的7－13行，我也沒弄清楚，待查。
現在，終於到重中之重了，請看smc_scan函數的代碼：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()
> smc_insert(struct nand_chip *this) > smc_scan(struct mtd_info *mtd)]
1 int smc_scan(struct mtd_info *mtd)
2 {
3 int i, nand_maf_id, nand_dev_id;
4 struct nand_chip *this = mtd->priv;
/* Select the device */
5 nand_select();
/* Send the command for reading device ID */
6 nand_command(mtd, NAND_CMD_READID, 0x00, -1);
7 this->wait_for_ready();
/* Read manufacturer and device IDs */
8 nand_maf_id = this->read_data();
9 nand_dev_id = this->read_data();
/* Print and sotre flash device information */
10 for (i = 0; nand_flash_ids[i].name != NULL; i++) {
11 if (nand_maf_id == nand_flash_ids[i].manufacture_id &&
12 nand_dev_id == nand_flash_ids[i].model_id) {
13 if (!(mtd->size) && !(nand_flash_ids[i].page256)) {
14 mtd->name = nand_flash_ids[i].name;
15 mtd->erasesize = nand_flash_ids[i].erasesize;
16 mtd->size = (1 << nand_flash_ids[i].chipshift);
17 mtd->eccsize = 256;
18 mtd->oobblock = 512;
19 mtd->oobsize = 16;
20 this->page_shift = 9;
21 this->dev =
&nand_smc_info[GET_DI_NUM(nand_flash_ids[i].chipshift)];
22 }
23 printk("NAND device: Manufacture ID:" /
24 " 0x%02x, Chip ID: 0x%02x (%s)/n",
25 nand_maf_id, nand_dev_id, mtd->name);
26 break;
27 }
28 }
/* De-select the device */
29 nand_deselect();
30 /* Print warning message for no device */
31 if (!mtd->size) {
32 printk("No NAND device found!!!/n");
33 return 1;
34 }
35 /* Fill in remaining MTD driver data */
36 mtd->type = MTD_NANDFLASH;
37 mtd->flags = MTD_CAP_NANDFLASH | MTD_ECC;
38 mtd->module = NULL;
39 mtd->ecctype = MTD_ECC_SW;
40 mtd->erase = nand_erase;
41 mtd->point = NULL;
42 mtd->unpoint = NULL;
43 mtd->read = nand_read;
44 mtd->write = nand_write;
45 mtd->read_ecc = nand_read_ecc;
46 mtd->write_ecc = nand_write_ecc;
47 mtd->read_oob = nand_read_oob;
48 mtd->write_oob = nand_write_oob;
49 mtd->lock = NULL;
50 mtd->unlock = NULL;
51 /* Return happy */
52 return 0;
53 }
5－9行，讀取nand flash得廠家ID和設備ID，下面將用這兩個ID號，在一個
預設的數組“nand_flash_ids”裏查找到與之相符的項。nand_flash_ids是
nand_flash_dev結構的數組，裏面存放的是世界上比較常用的nand flash型號的
一些特性(見下面的定義)：
struct nand_flash_dev {
char * name;
int manufacture_id;
int model_id;
int chipshift;
char page256;
char pageadrlen;
unsigned long erasesize;
};
static struct nand_flash_dev nand_flash_ids[] = {
{"Toshiba TC5816BDC", NAND_MFR_TOSHIBA, 0x64, 21, 1, 2, 0x1000},
..
{NULL,}
};
10－28行根據找到的數組項，構造前面分配的mtd_info結構。
35行之後的代碼，填充mtd_info結構的剩餘部分，大多是一些函數指針，比
如read、write函數等。
執行完mtd_dev_init後，我們得到了一個mtd_info結構的全局變量(mymtd指
向它)，以後對nand flash的操作，直接通過mymtd提供的接口進行。
6、Step 6：init_priv_data()
此函數將啓動內核的命令參數取出，存放在內存特定的位置中。這些參數來
源有兩個：vivi預設的默認參數，用戶設置的參數(存放在nand flash上)。
init_priv_data先讀出默認參數，存放在“VIVI_PRIV_RAM_BASE”開始的內存上；
然後讀取用戶參數，若成功則用用戶參數覆蓋默認參數，否則使用默認參數。
init_priv_data函數分別調用get_default_priv_data函數和
load_saved_priv_data函數來讀取默認參數和用戶參數。這些參數分爲3類：
a．vivi自身使用的一些參數，比如傳輸文件時的使用的協議等
b．linux啓動命令
c．nand flash的分區參數
get_default_priv_data函數比較簡單，它將vivi中存儲這些默認參數的變
量，複製到指定內存中。執行完後，此函數執行完畢後，內存使用情況如下：
圖11 執行init_priv_data後內存的劃分情況
load_saved_priv_data函數讀取上述內存圖中分區參數的數據，找到
“param”分區，然後從中讀出上述3類參數，覆蓋掉默認參數(如果能成功讀出
的話)。
7、Step 7：misc()和init_builtin_cmds()
這兩個函數都是簡單地調用add_command函數，給一些命令增加相應的處理
函數。在vivi啓動後，可以進去操作界面，這些命令，就是供用戶使用的。它們
增加了如下命令：
a．add_command(&cpu_cmd)
b. add_command(&bon_cmd)
c. add_command(&reset_cmd)
d. add_command(¶m_cmd)
e. add_command(&part_cmd)
f. add_command(&mem_cmd)
g. add_command(&load_cmd)
h. add_command(&go_cmd)
i. add_command(&dump_cmd)
j. add_command(&call_cmd)
k. add_command(&boot_cmd)
l. add_command(&help_cmd)
現在來看看add_command函數是如何實現得：
1 void add_command(user_command_t *cmd)
2 {
3 if (head_cmd == NULL) {
4 head_cmd = tail_cmd = cmd;
5 } else {
6 tail_cmd->next_cmd = cmd;
7 tail_cmd = cmd;
8 }
9 /*printk("Registered '%s' command/n", cmd->name);*/
10 }
很簡單！把user_command_t結構放入一個鏈表即可。user_command_t結
構定義如下，呵呵，name是命令名稱，cmdfunc是這個命令的處理函數，helstr
是幫助信息。
typedef struct user_command {
const char *name;
void (*cmdfunc)(int argc, const char **);
struct user_command *next_cmd;
const char *helpstr;
} user_command_t;
8、Step 8：boot_or_vivi()
此函數根據情況，或者啓動“vivi_shell”，進入與用戶進行交互的界面，
或者直接啓動linux內核。代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void)]
1 void boot_or_vivi(void)
2 {
3 char c;
4 int ret;
5 ulong boot_delay;
5 boot_delay = get_param_value("boot_delay", &ret);
7 if (ret) boot_delay = DEFAULT_BOOT_DELAY;
/* If a value of boot_delay is zero,
* unconditionally call vivi shell
*/
8 if (boot_delay == 0) vivi_shell();
/*
* wait for a keystroke (or a button press if you want.)
*/
9 printk("Press Return to start the LINUX now, any other key for
vivi/n");
10 c = awaitkey(boot_delay, NULL);
11 if (((c != '/r') && (c != '/n') && (c != '/0'))) {
12 printk("type /"help/" for help./n");
13 vivi_shell();
14 }
15 run_autoboot();
16 return;
17 }
第10行等待鍵盤輸入，如果在一段時間內鍵盤無輸入，或者輸入了回車鍵，
則調用run_autoboot啓動內核；否則調用vivi_shell進入交互界面。
vivi_shell等待用戶輸入命令(等待串口數據)，然後根據命令查找“Step 7：
misc()和init_builtin_cmds()”設置的命令鏈表，運行找到的命令函數。
vivi_shell函數是通過調用serial_term函數來實現的，serial_term代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term]
1 void serial_term(void)
2 {
3 char cmd_buf[MAX_CMDBUF_SIZE];
4 for (;;) {
5 printk("%s> ", prompt); /*prompt is defined upside*/
6 getcmd(cmd_buf, MAX_CMDBUF_SIZE);
/* execute a user command */
7 if (cmd_buf[0])
8 exec_string(cmd_buf);
9 }
10 }
第6行getcmd函數讀取串口數據，將返回的字符串作爲參數調用exec_string
函數。exec_string代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term > void exec_string(char *buf)]
1 void exec_string(char *buf)
2 {
3 int argc;
4 char *argv[128];
5 char *resid;
6 while (*buf) {
7 memset(argv, 0, sizeof(argv));
8 parseargs(buf, &argc, argv, &resid);
9 if (argc > 0)
10 execcmd(argc, (const char **)argv);
11 buf = resid;
12 }
13 }
它首先調用parseargs函數分析所傳入的字符串，確定參數個數及將這些參
數分別保存。比如對於字符串“abcd efgh ijklm 123”，parseargs函數返回的
結果是：argc ＝ 4，argv[0]指向“abcd”字符串，argv[1]指向“efgh”字符
串，argv[2]指向“ijklm”字符串，argv[3]指向“123”字符串。然後，調用execmd
函數：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term > void execcmd(int argc, const char
**argv)]
1 void execcmd(int argc, const char **argv)
2 {
3 user_command_t *cmd = find_cmd(argv[0]);
4 if (cmd == NULL) {
5 printk("Could not found '%s' command/n", argv[0]);
6 printk("If you want to konw available commands, type
'help'/n");
7 return;
8 }
9 /*printk("execcmd: cmd=%s, argc=%d/n", argv[0], argc);*/
10 cmd->cmdfunc(argc, argv);
11 }
首先，第3行的find_cmd函數根據命令(argv[0])找到對應的處理函數，然後
執行它(第10行)。命令名字和對應的處理函數指針，在上述“Step 7：misc()
和init_builtin_cmds()”中，使用一個命令鏈表存起來了。具體的命令處理函
數，這裏就不細說了，各位有興趣的可以自行閱讀源代碼。
run_autoboot用於啓動內核，起始就是運行“boot”命令的處理函數
command_boot。我們看看它是如何啓動內核的，下面我們只列出用到的代碼：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) > void
run_autoboot(void) > exec_string("boot") > command_boot(1, 0)]
1 void command_boot(int argc, const char **argv)
2 {
..
3 media_type = get_param_value("media_type", &ret);
4 if (ret) {
5 printk("Can't get default 'media_type'/n");
6 return;
7 }
8 kernel_part = get_mtd_partition("kernel");
9 if (kernel_part == NULL) {
10 printk("Can't find default 'kernel' partition/n");
11 return;
12 }
13 from = kernel_part->offset;
14 size = kernel_part->size;
..
15 boot_kernel(from, size, media_type);
..
}
第3行，獲得存儲內核代碼的器件類型；第8行獲取“kernel”分區信息，第
13、14行由此分區信息獲得內核存放的位置及大小；第15行的boot_kernel函數
將內核從其存儲的器件上(flash)複製到內存，然後執行它。boot_kernel代碼如
下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) > void
run_autoboot(void) > exec_string("boot") > command_boot(1, 0) > int
boot_kernel(ulong from, size_t size, int media_type)]
1 int boot_kernel(ulong from, size_t size, int media_type)
2 {
3 int ret;
4 ulong boot_mem_base; /* base address of bootable memory */
5 ulong to;
6 ulong mach_type;
7 boot_mem_base = get_param_value("boot_mem_base", &ret);
8 if (ret) {
9 printk("Can't get base address of bootable memory/n");
10 printk("Get default DRAM address. (0x%08lx/n", DRAM_BASE);
11 boot_mem_base = DRAM_BASE;
12 }
/* copy kerne image
* LINUX_KERNEL_OFFSET = 0x8000
*/
13 to = boot_mem_base + LINUX_KERNEL_OFFSET;
14 printk("Copy linux kernel from 0x%08lx to 0x%08lx, size =
0x%08lx ... ", from, to, size);
15 ret = copy_kernel_img(to, (char *)from, size, media_type);
16 if (ret) {
17 printk("failed/n");
18 return -1;
19 } else {
20 printk("done/n");
21 }
22 if (*(ulong *)(to + 9*4) != LINUX_ZIMAGE_MAGIC) {
23 printk("Warning: this binary is not compressed linux kernel
image/n");
24 printk("zImage magic = 0x%08lx/n", *(ulong *)(to + 9*4));
25 } else {
26 printk("zImage magic = 0x%08lx/n", *(ulong *)(to + 9*4));
27 }
/* Setup linux parameters and linux command line
* LINUX_PARAM_OFFSET = 0x100
*/
28 setup_linux_param(boot_mem_base + LINUX_PARAM_OFFSET);
/* Get machine type */
29 mach_type = get_param_value("mach_type", &ret);
30 printk("MACH_TYPE = %d/n", mach_type);
/* Go Go Go */
31 printk("NOW, Booting Linux....../n");
32 call_linux(0, mach_type, to);
33 return 0;
34 }
第7－13行用來確定在內核將存放在內存中的位置；15行調用nand_read_ll
函數(詳細介紹請看“實驗六：NAND FLASH CONTROLLER”)從flash芯片上將內核
讀出；28行設置內核啓動的參數，比如命令行等；29行獲取處理器型號；32行的
函數call_linux彙編代碼，跳到內核存放的地址處執行。值得細看的有兩個函數：
setup_linux_param和call_linux。
setup_linux_param函數用於設置linux啓動時用到的各類參數：
[main( ) > boot_or_vivi( ) > run_autoboot( ) > exec_string("boot") >
command_boot(1, 0) > boot_kernel( ) > setup_linux_param( )]
1 static void setup_linux_param(ulong param_base)
2 {
3 struct param_struct *params = (struct param_struct *)param_base;
4 char *linux_cmd;
5 printk("Setup linux parameters at 0x%08lx/n", param_base);
6 memset(params, 0, sizeof(struct param_struct));
7 params->u1.s.page_size = LINUX_PAGE_SIZE;
8 params->u1.s.nr_pages = (DRAM_SIZE >> LINUX_PAGE_SHIFT);
/* set linux command line */
9 linux_cmd = get_linux_cmd_line(); /* lib/priv_data/param.c */
10 if (linux_cmd == NULL) {
11 printk("Wrong magic: could not found linux command line/n");
12 } else {
13 memcpy(params->commandline, linux_cmd, strlen(linux_cmd) +
1);
14 printk("linux command line is: /"%s/"/n", linux_cmd);
15 }
16 }
此函數在param_base地址存放linux啓動時用到的參數。對於本開發板，此
地址爲RAM_BASE + LINUX_PARAM_OFFSET = 0x3000_0000 + 0x100。第9行將命令
行參數從原來位置(上述Step 6：init_priv_data中將命令行等存儲在內存中)
讀出，複製到相應位置(第13行)。
call_linux函數先對cache和tlb進行一些設置，然後將內核存放的位置直接
賦給pc寄存器，從而執行內核。call_linux函數代碼如下：
[main( ) > boot_or_vivi( ) > run_autoboot( ) > exec_string("boot") >
command_boot(1, 0) > boot_kernel( ) > call_linux( )]
1 void call_linux(long a0, long a1, long a2)
2 {
3 cache_clean_invalidate();
4 tlb_invalidate();
5 __asm__(
6 "mov r0, %0/n"
7 "mov r1, %1/n"
8 "mov r2, %2/n"
9 "mov ip, #0/n"
10 "mcr p15, 0, ip, c13, c0, 0/n" /* zero PID */
11 "mcr p15, 0, ip, c7, c7, 0/n" /* invalidate I,D caches */
12 "mcr p15, 0, ip, c7, c10, 4/n" /* drain write buffer */
13 "mcr p15, 0, ip, c8, c7, 0/n" /* invalidate I,D TLBs */
14 "mrc p15, 0, ip, c1, c0, 0/n" /* get control register */
15 "bic ip, ip, #0x0001/n" /* disable MMU */
16 "mcr p15, 0, ip, c1, c0, 0/n" /* write control register */
17 "mov pc, r2/n"
18 "nop/n"
19 "nop/n"
20 : /* no outpus */
21 : "r" (a0), "r" (a1), "r" (a2)
22 );
23 }
對cache、tlb等的操作，您可以參考“實驗十一：MMU”。6、7、8行中的%0、
%1、%2對應3個寄存器，它們存放的值分別爲參數a0、a1和a2。這樣，執行完這3
條語句後，r0、r1、r2對應的值分別爲：0, mach_type, 0x3000_8000(內核在內
存中的存放地址)。第17行將跳到去執行內核。至此，linux內核終於開始運行了！
vivi執行完畢後，內存使用情況如下：
圖12 vivi啓動內核後內存的劃分情況
本書面向由傳統51單片機轉向ARM嵌入式開發的硬件工程師、由硬件轉嵌
入式軟件開發的工程師、沒有嵌入式開發經驗的軟件工程師。分9個部分：
1、開發環境建立
2、S3C2410功能部件介紹與實驗(含實驗代碼)
3、bootloader vivi詳細註釋
4、linux移植
5、linux驅動
6、yaffs文件系統詳解
7、調試工具
8、GUI開發簡介
9、UC/OS移植
通過學習第二部分，即可瞭解基於ARM CPU的嵌入式開發所需要的外圍器
件及其接口。對應的實驗代碼實現了對這些接口的操作，這可以讓硬件工程師形
成一個嵌入式硬件開發的概念。這部分也可以當作S3C2410的數據手冊來使用。
一個完整的嵌入式linux系統包含4部分內容：bootloader、parameters、kernel、
root file system。3、4、5、6部分詳細介紹了這4部分的內容，這是linux底層軟
件開發人員應該掌握的。通過學習這些章節，您可以詳細瞭解到如何在一個裸板
上裁減、移植linux，如何構造自己的根文件系統，如何編寫適合客戶需求的驅
動程序——驅動程序這章將結合幾個經典的驅動程序進行講解。您還可以瞭解到
在用在nand flash上的非常流行的yaffs文件系統是如何工作的，本書將結合yaffs
代碼詳細介紹yaffs文件系統。
第7部分介紹了嵌入式linux開發中使用gdb進行調試的詳細過程。
此文檔目前完成了1、2、3部分，後面部分將陸續完成。希望能對各位在嵌
入式開發方面獻上棉力。
歡迎來信指出文中的不足與錯誤，歡迎來信探討技術問題。
Email ：[email protected]
MSN ：[email protected]
QQ ：17653039
二．建立開發環境
(1)編譯器arm-linux-gcc-3.4.1
下載地址：
ftp://ftp.handhelds.org/projects/toolchain/arm-linux-gcc-3.4.1.tar.bz2
執行如下命令安裝：
bunzip2 arm-linux-gcc-3.4.1.tar.bz2
tar xvf arm-linux-gcc-3.4.1.tar -C /
生成的編譯工具在目錄/usr/local/arm/3.4.1/bin下，修改/etc/profile，
增加如下一行。這可以讓我們直接運行arm-linux-gcc，而不必將其絕對路徑都
寫出來，不過這得重新啓動後才生效：
pathmunge /usr/local/arm/3.4.1/bin
(2)Jflash-s3c2410：S3C2410芯片的JTAG工具
我們的第一個程序就是通過它下載到開發板上的nor flash或者nand flash
上去的。把它放到/usr/local/bin目錄下。
下載地址：e
ftp://ftp.mizi.com/pub/linuette/SDK/1.5/target/box/Jflash/Jflash-
s3c2410
注意：步驟3您現在不必理會，可以等進行到“調試”部分時再回過頭來看。
(3)安裝gdb調試工具
下載地址：
http://www.gnu.org/software/gdb/download/
http://ftp.gnu.org/gnu/gdb/gdb-6.3.tar.gz
執行如下命令安裝：
a.安裝在主機上運行的arm-linux-gdb工具：
tar xvzf gdb-6.3.tar.gz
cd gdb6.3
./configure --target=arm-linux
make
make install
此時，在/usr/local/bin中生成arm-linux-gdb等工具
b.繼續上面的步驟，安裝gdbserver。需要將此工具下載到開發板上運
行，這在後面會詳細描述：
cd gdbserver
export CC=/usr/local/arm/3.4.1/bin/arm-linux-gcc
./configure arm-linux
make
此時在當前目錄中生成了gdbserver工具，當我們講到如何調試時，
會把這個文件下載到開發板上去。
三．S3C2410基礎實驗
本章將逐一介紹S3C2410各功能模塊，並結合簡單的程序進行上機實驗。您
不必將本章各節都看完，完全可以看了一、兩節，得到一個大概的印象之後，就
開始下一章。本章可以當作手冊來用。
注意：瞭解S3C2410各部件最好的參考資料是它的數據手冊。本文不打算翻
譯該手冊，在進行必要的講解後，進行實際實驗——這纔是本文的重點。
(1)實驗一：LED_ON
led_on.s只有7條指令，它只是簡單地點亮發光二極管LED1。本實驗的目
的是讓您對開發流程有個基本概念。
實驗步驟：
a．把PC並口和開發板JTAG接口連起來、確保插上“BOOT SEL”跳線、上
電(呵呵，廢話，如果以後實驗步驟中未特別指出，則本步驟省略)
b．進入LED_ON目錄後，執行如下命令生成可執行文件led_on：
make
c．執行如下命令將led_on寫入nand flash：
i. Jflash-s3c2410 led_on /t=5
ii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
iii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
iv.當再次出現與步驟ii相同的提示時，輸入2並回車
d．按開發板上reset鍵後可看見LED1被點亮了
實驗步驟總地來說分3類：編寫源程序、編譯/連接程序、燒寫代碼。
先看看源程序led_on.s：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 LDR R0,=0x56000010 @R0設爲GPBCON寄存器。此寄存器
@用於選擇端口B各引腳的功能：
@是輸出、是輸入、還是其他
5 MOV R1,#0x00004000
6 STR R1,[R0] @設置GPB7爲輸出口
7 LDR R0,=0x56000014 @R0設爲GPBDAT寄存器。此寄存器
@用於讀/寫端口B各引腳的數據
8 MOV R1,#0x00000000 @此值改爲0x00000080,
@可讓LED1熄滅
9 STR R1,[R0] @GPB7輸出0，LED1點亮
10 MAIN_LOOP:
11 B MAIN_LOOP
對於程序中用到的寄存器GPBCON、GPBDAT，我稍作描述，具體寄存器的操作
可看實驗三：I/O PORTS。GPBCON用於選擇PORT B的11根引腳的功能：輸出、輸
入還是其他特殊功能。每根引腳用2位來設置：00表示輸入、01表示輸出、10表
示特殊功能、11保留不用。LED1-3的引腳是GPB7-GPB10，使用GPBCON中位[12:13]、
[13:14]、[15:16]、[17:18]來進行功能設置。GPBDAT用來讀/寫引腳：GPB0對應
位0、GPB1對應位1，諸如此類。當引腳設爲輸出時，寫入0或1可使相應引腳輸出
低電平或高電平。
程序很簡單，第4、5、6行3條指令用於將LED1對應的引腳設成輸出引腳；
第7、8、9行3條指令讓這條引腳輸出0；第11行指令是個死循環。
實驗步驟b中，指令“make”的作用就是編譯、連接led_on.s源程序。Makefile
的內容如下：
1 led_on:led_on.s
2 arm-linux-gcc -g -c -o led_on.o led_on.s
3 arm-linux-ld -Ttext 0x0000000 -g led_on.o -o led_on_tmp.o
4 arm-linux-objcopy -O binary -S led_on_tmp.o led_on
5 clean:
6 rm -f led_on
7 rm -f led_on.o
8 rm -f led_on_tmp.o
make指令比較第1行中文件led_on和文件led_on.s的時間，如果led_on
的時間比led_on.s的時間舊(led_on未生成時，此條件默認成立)，則執行第2、
3、4行的指令更新led_on。您也可以不用指令make，而直接一條一條地執行2、
3、4行的指令——但是這樣多累啊。第2行的指令是預編譯，第3行是連接，
第4行是把ELF格式的可執行文件led_on_tmp.o轉換成二進制格式文件led_on。
執行“make clean”時強制執行6、7、8行的刪除命令。
注意：Makefile文件中相應的命令行前一定有一個製表符(TAB)
彙編語言可讀性太差，現在請開始實驗二，我用C語言來實現了同樣的功能，
而以後的實驗，我也儘可能用C語言實現。
(2)實驗二：LED_ON_C
C語言程序執行的第一條指令，並不在main函數中。當我們生成一個C程序
的可執行文件時，編譯器總是在我們的代碼前加一段固定的代碼——crt0.o，它
是編譯器自帶的一個文件。此段代碼設置C程序的堆棧等，然後調用main函數。
很可惜，在我們的裸板上，這段代碼無法執行，所以我們得自己寫一個。這段代
碼很簡單，只有3條指令。
crt0.s代碼：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 ldr sp, =1024*4 @設置堆棧，注意：不能大於4k
@nand flash中的代碼在復位後會
@移到內部ram中，它只有4k
5 bl main @調用C程序中的main函數
6 halt_loop:
7 b halt_loop
現在，我們可以很容易寫出控制LED的程序了，led_on_c.c代碼如下：
1 #define GPBCON (*(volatile unsigned long *)0x56000010)
2 #define GPBDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000014)
3 int main()
4 {
5 GPBCON = 0x00004000; //設置GPB7爲輸出口
6 GPBDAT = 0x00000000; //令GPB7輸出0
7 return 0;
8 }
最後，我們來看看Makefile:
1 led_on_c : crt0.s led_on_c.c
2 arm-linux-gcc -g -c -o crt0.o crt0.s
3 arm-linux-gcc -g -c -o led_on_c.o led_on_c.c
4 arm-linux-ld -Ttext 0x0000000 -g crt0.o led_on_c.o -o
led_on_c_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S led_on_c_tmp.o led_on_c
6 clean:
7 rm -f led_on_c
8 rm -f led_on_c.o
9 rm -f led_on_c_tmp.o
10 rm -f crt0.o
第2、3行分別對源程序crt0.s、led_on_c.c進行預編譯，第4行將預編譯
得到的結果連接起來，第5行把連接得到的ELF格式可執行文件led_on_c_tmp.o
轉換成二進制格式文件led_on_c。
好了，可以開始上機實驗了：
實驗步驟：
a．進入LED_ON_C目錄後，執行如下命令生成可執行文件led_on_c：
make
b．執行如下命令將led_on_c寫入nand flash：
i. Jflash-s3c2410 led_on_c /t=5
ii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
K9S1208 NAND Flash JTAG Programmer Ver 0.0
0:K9S1208 Program 1:K9S1208 Pr BlkPage 2: Exit
Select the function to test :
iii.當出現如下提示時，輸入0並回車：
Input target block number:
iv.當出現與步驟ii相同的提示時，輸入2並回車
c．按開發板上reset鍵後可看見LED1被點亮了
目錄LEDS中的程序是使用4個LED從0到15輪流計數，您可以試試：
a．進入目錄後make
b．Jflash-s3c2410 leds /t=5
c．reset運行
另外，如果您有興趣，可以使用如下命令看看二進制可執行文件的反彙編碼：
arm-linux-objdump -D -b binary -m arm xxxxx(二進制可執行文件名)
注意：本文的所有程序均在SOURCE目錄中，各程序所在目錄均爲大寫，其
可執行文件名爲相應目錄名的小寫，比如LEDS目錄下的可執行文件爲leds。以
後不再贅述如何燒寫程序：直接運行Jflash-s3c2410即可看到提示。
(3)實驗三：I/O PORTS
請打開S3C2410數據手冊第9章IO/ PORTS，I/O PORTS含GPA、GPB、..、
GPH八個端口。它們的寄存器是相似的：GPxCON用於選擇引腳功能，GPxDAT用
於讀/寫引腳數據，GPxUP用於確定是否使用內部上拉電阻(x爲A、B、..、H，
沒有GPAUP寄存器)。
1、PORT A與PORT B-H在功能選擇方面有所不同，GPACON中每一位對應一根引
腳(共23根引腳)。當某位設爲0時，相應引腳爲輸出引腳，此時我們可以在
GPADAT中相應位寫入0或1讓此引腳輸出低電平或高電平；當某位設爲1時，
相應引腳爲地址線或用於地址控制，此時GPADAT無用。一般而言GPACON通
常設爲全1，以便訪問外部存儲器件。PORT A我們暫時不必理會。
2、PORT B-H在寄存器操作方面完全相同。GPxCON中每兩位控制一根引腳：00
表示輸入、01表示輸出、10表示特殊功能、11保留不用。GPxDAT用於讀/
寫引腳：當引腳設爲輸入時，讀此寄存器可知相應引腳的狀態是高是低；當
引腳設爲輸出時，寫此寄存器相應位可令此引腳輸出低電平或高電平。GpxUP：
某位爲0時，相應引腳無內部上拉；爲1時，相應引腳使用內部上拉。
其他寄存器的操作在後續相關章節使用到時再描述；PORT A-H中引腳的特殊
功能比如串口引腳、中斷引腳等，也在做相關實驗時再描述。
目錄KEY_LED中的程序功能爲：當K1-K4中某個按鍵按下時，LED1-LED4中
相應LED點亮。
key_led.c代碼：
1 #define GPBCON (*(volatile unsigned long *)0x56000010)
2 #define GPBDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000014)
3 #define GPFCON (*(volatile unsigned long *)0x56000050)
4 #define GPFDAT (*(volatile unsigned long *)0x56000054)
/*
LED1-4對應GPB7-10
*/
5 #define GPB7_out (1<<(7*2))
6 #define GPB8_out (1<<(8*2))
7 #define GPB9_out (1<<(9*2))
8 #define GPB10_out (1<<(10*2))
/*
K1-K3對應GPF1-3
K4對應GPF7
*/
9 #define GPF1_in ~(3<<(1*2))
10 #define GPF2_in ~(3<<(2*2))
11 #define GPF3_in ~(3<<(3*2))
12 #define GPF7_in ~(3<<(7*2))
13 int main()
{
//LED1-LED4對應的4根引腳設爲輸出
14 GPBCON =GPB7_out | GPB8_out | GPB9_out | GPB10_out ;
//K1-K4對應的4根引腳設爲輸入
15 GPFCON &= GPF1_in & GPF2_in & GPF3_in & GPF7_in ;
16 while(1){
//若Kn爲0(表示按下)，則令LEDn爲0(表示點亮)
17 GPBDAT = ((GPFDAT & 0x0e)<<6) | ((GPFDAT & 0x80)<<3);
}
18 return 0;
}
實驗步驟：
a．進入目錄KEY_LED，運行make命令生成key_led
b．燒寫key_led
(4)實驗四：arm-linux-ld
在開始後續實驗之前，我們得了解一下arm-linux-ld連接命令的使用。在
上述實驗中，我們一直使用類似如下的命令進行連接：
arm-linux-ld -Ttext 0x00000000 crt0.o led_on_c.o -o led_on_c_tmp.o
我們看看它是什麼意思：-o選項設置輸出文件的名字爲led_on_c_tmp.o；
“--Ttext 0x00000000”設置代碼段的起始地址爲0x00000000；這條指令的作用就
是將crt0.o和led_on_c.o連接成led_on_c_mp.o可執行文件，此可執行文件的代
碼段起始地址爲0x00000000。
我們感興趣的就是“—Ttext”選項！進入LINK目錄，link.s代碼如下：
1 .text
2 .global _start
3 _start:
4 b step1
5 step1:
6 ldr pc, =step2
7 step2:
8 b step2
Makefile如下：
1 link:link.s
2 arm-linux-gcc -c -o link.o link.s
3 arm-linux-ld -Ttext 0x00000000 link.o -o link_tmp.o
4 # arm-linux-ld -Ttext 0x30000000 link.o -o link_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S link_tmp.o link
6 arm-linux-objdump -D -b binary -m arm link >ttt.s
7 # arm-linux-objdump -D -b binary -m arm link >ttt2.s
8 clean:
9 rm -f link
10 rm -f link.o
11 rm -f link_tmp.o
實驗步驟：
1．進入目錄LINK，運行make生成arm-linux-ld選項爲“-Ttext 0x00000000”
的反彙編碼ttt.s
2．make clean
3．修改Makefile：將第4、7行的“#”去掉，在第3、6行前加上“#”
4.運行make生成arm-linux-ld選項爲“-Ttext 0x30000000”的反彙編碼ttt2.s
link.s程序中用到兩種跳轉方法：b跳轉指令、直接向pc寄存器賦值。我們先
把在不同“—Ttext”選項下，生成的可執行文件的反彙編碼列出來，再詳細分析這
兩種不同指令帶來的差異。
ttt.s： ttt2.s
0: eaffffff b 0x4 0: eaffffff b 0x4
4: e59ff000 ldr pc, [pc, #0] ; 0xc 4: e59ff000 ldr pc, [pc, #0] ; 0xc
8: eafffffe b 0x8 8: eafffffe b 0x8
c: 00000008 andeq r0, r0, r8 c: 30000008 tsteq r0, #8 ; 0x8
先看看b跳轉指令：它是個相對跳轉指令，其機器碼格式如下：
[31:28]位是條件碼；[27:24]位爲“1010”時，表示B跳轉指令，爲“1011”時，表示BL
跳轉指令；[23:0]表示偏移地址。使用B或BL跳轉時，下一條指令的地址是這樣計算的：將指
令中24位帶符號的補碼立即數擴展爲32(擴展其符號位)；將此32位數左移兩位；將得到的值
加到pc寄存器中，即得到跳轉的目標地址。我們看看第一條指令“b step1”的機器碼eaffffff：
1． 24位帶符號的補碼爲0xffffff，將它擴展爲32得到：0xffffffff
2．將此32位數左移兩位得到：0xfffffffc，其值就是-4
3．pc的值是當前指令的下兩條指令的地址，加上步驟2得到的-4，這恰好是第
二條指令step1的地址
各位不要被被反彙編代碼中的“b 0x4”給迷惑了，它可不是說跳到絕對地址0x4
處執行，絕對地址得像上述3個步驟那樣計算。您可以看到b跳轉指令是依賴於當
前pc寄存器的值的，這個特性使得使用b指令的程序不依賴於代碼存儲的位置——
即不管我們連接命令中“--Ttext”爲何，都可正確運行。
再看看第二條指令ldr pc, =step2：從反彙編碼“ldr pc, [pc, #0]”可以看出，
這條指令從內存中某個位置讀出數據，並賦給pc寄存器。這個位置的地址是當前
pc寄存器的值加上偏移值0，其中存放的值依賴於連接命令中的“--Ttext”選項。
執行這條指令後，對於ttt.s，pc=0x00000008；對於ttt2.s， pc=0x30000008。於
是執行第三條指令“b step2”時，它的絕對地址就不同了：對於ttt.s，絕對地址
爲0x00000008；對於ttt.s，絕對地址爲0x30000008。
ttt2.s上電後存放的位置也是0，但是它連接的地址是0x30000000。我們以後
會經常用到“存儲地址和連接地址不同”(術語上稱爲加載時域和運行時域)的特性：
大多機器上電時是從地址0開始運行的，但是從地址0運行程序在性能方面總有很
多限制，所以一般在開始的時候，使用與位置無關的指令將程序本身複製到它的連
接地址處，然後使用向pc寄存器賦值的方法跳到連接地址開始的內存上去執行剩下
的代碼。在實驗5、6中，我們將會作進一步介紹。
arm-linux-ld命令中選項“-Ttext”也可以使用選項“-Tfilexxx”來代替，在
文件filexxx中，我們可以寫出更復雜的參數來使用arm-linux-ld命令——在實驗
6中，我們就是使用這種方法來指定連接參數的。
(5)實驗五：MEMORY CONTROLLER
S3C2410提供了外接ROM、SRAM、SDRAM、NOR Flash、NAND Flash的接口。S3C2410
外接存儲器的空間被分爲8 BANKS，每BANK容量爲128M：當訪問BANKx(x從0到7)
所對應的地址範圍(x*128M到(x+1)*128M-1，BANK6、7有稍微差別，請參考下面
第5點BANKSIZE寄存器的說明)時，片選信號nGCSx有效。本文所用的開發板，使
用了64M的NAND Flash和64M的SDRAM：NAND Flash不對應任何BANK，它是通過幾
組寄存器來訪問的，在上電後，NAND Flash開始的4k數據被自動地複製到芯片內
部一個被稱爲“Steppingstone”的RAM上。Steppingstone被映射爲地址0，上面
的4k程序完成必要的初始化；SDRAM使用BANK6，它的物理起始地址爲
6*128M=0x30000000。請您打開S3C2410數據手冊，第5章的圖“Figure 5-1.
S3C2410X Memory Map after Reset”可讓您一目瞭然。
在開始下面內容前，如果您對SDRAM沒什麼概念，建議先看看這篇文章《高
手進階，終極內存技術指南——完整/進階版》。當然，不看也沒關係，照着做就
行了。此文鏈接地址：
http://bbs.cpcw.com/viewthread.php?tid=196978&fpage=1&highlight=
本實驗介紹如何使用SDRAM，這需要設置13個寄存器。呵呵，別擔心，這些
寄存器很多是類似的，並且由於我們只使用了BANK6，大部分的寄存器我們不必
理會：
1．BWSCON：對應BANK0-BANK7，每BANK使用4位。這4位分別表示：
a．STx：啓動/禁止SDRAM的數據掩碼引腳，對於SDRAM，此位爲0；對於
SRAM，此位爲1。
b．WSx：是否使用存儲器的WAIT信號，通常設爲0
c．DWx：使用兩位來設置存儲器的位寬：00-8位，01-16位，10-32位，
11-保留。
d．比較特殊的是BANK0對應的4位，它們由硬件跳線決定，只讀。
對於本開發板，使用兩片容量爲32Mbyte、位寬爲16的SDRAM組成容量爲
64Mbyte、位寬爲32的存儲器，所以其BWSCON相應位爲：0010。對於本開發板，
BWSCON可設爲0x22111110：其實我們只需要將BANK6對應的4位設爲0010即可，其
它的是什麼值沒什麼影響，這個值是參考手冊上給出的。
2．BANKCON0-BANKCON5：我們沒用到，使用默認值0x00000700即可
3．BANKCON6-BANKCON7：設爲0x00018005
在8個BANK中，只有BANK6和BANK7可以使用SRAM或SDRAM，所以BANKCON6-7
與BANKCON0-5有點不同：
a．MT([16:15])：用於設置本BANK外接的是SRAM還是SDRAM：SRAM-0b00，
SDRAM-0b11
b．當MT=0b11時，還需要設置兩個參數：
Trcd([3:2])：RAS to CAS delay，設爲推薦值0b01
SCAN([1:0])：SDRAM的列地址位數，對於本開發板使用的SDRAM
HY57V561620CT-H，列地址位數爲9，所以SCAN=0b01。如果使用其他
型號的SDRAM，您需要查看它的數據手冊來決定SCAN的取值：00-8位，
01-9位，10-10位
4．REFRESH(SDRAM refresh control register)：設爲0x008e0000+ R_CNT
其中R_CNT用於控制SDRAM的刷新週期，佔用REFRESH寄存器的[10:0]位，
它的取值可如下計算(SDRAM時鐘頻率就是HCLK)：
R_CNT = 2^11 + 1 – SDRAM時鐘頻率(MHz) * SDRAM刷新週期(uS)
在未使用PLL時，SDRAM時鐘頻率等於晶振頻率12MHz；SDRAM的刷新週期
在SDRAM的數據手冊上有標明，在本開發板使用的SDRAM HY57V561620CT-H的
數據手冊上，可看見這麼一行“8192 refresh cycles / 64ms”：所以，刷
新週期=64ms/8192 = 7.8125 uS。
對於本實驗，R_CNT = 2^11 + 1 – 12 * 7.8125 = 1955,
REFRESH=0x008e0000 + 1955 = 0x008e07a3
5．BANKSIZE：0x000000b2
位[7]=1：Enable burst operation
位[5]=1：SDRAM power down mode enable
位[4]=1：SCLK is active only during the access (recommended)
位[2:1]=010：BANK6、BANK7對應的地址空間與BANK0-5不同。BANK0-5
的地址空間都是固定的128M，地址範圍是(x*128M)到(x+1)*128M-1，x
表示0到5。但是BANK7的起始地址是可變的，您可以從S3C2410數據手冊
第5章“Table 5-1. Bank 6/7 Addresses”中瞭解到BANK6、7的地址範
圍與地址空間的關係。本開發板僅使用BANK6的64M空間，我們可以令位
[2:1]=010(128M/128M)或001(64M/64M)：這沒關係，多出來的空間程序
會檢測出來，不會發生使用不存在的內存的情況——後面介紹到的
bootloader和linux內核都會作內存檢測。
位[6]、位[3]沒有使用
6．MRSRB6、MRSRB7：0x00000030
能讓我們修改的只有位[6:4](CL)，SDRAM HY57V561620CT-H不支持CL=1
的情況，所以位[6:4]取值爲010(CL=2)或011(CL=3)。
只要我們設置好了上述13個寄存器，往後SDRAM的使用就很簡單了。本實驗
先使用匯編語言設置好SDRAM，然後把程序本身從Steppingstone(還記得嗎？本
節開始的時候提到過，復位之後NAND Flash開頭的4k代碼會被自動地複製到這裏)
複製到SDRAM處，然後跳到SDRAM中執行。
本實驗源代碼在SDRAM目錄中， head.s開頭的代碼如下：
1 bl disable_watch_dog
2 bl memsetup
3 bl copy_steppingstone_to_sdram
4 ldr pc, =set_sp @跳到SDRAM中繼續執行
5 set_sp:
6 ldr sp, =0x34000000 @設置堆棧
7 bl main @跳轉到C程序main函數
8 halt_loop:
9 b halt_loop
爲了讓程序結構簡單一點，我都使用函數調用的方式。第一條指令是禁止
WATCH DOG，您如果細心的話，一定會發現程序LEDS運行得有些不正常，那是因
爲WATCH DOG在不斷地重啓系統。以前爲了程序簡單，我沒有把這段程序加上去。
往WTCON寄存器(地址0x53000000)寫入0即可禁止WATCH DOG。第二條指令設置本
節開頭所描述的13個寄存器，以便使用SDRAM。請您翻看實驗四最後一段文字，
往下程序做的事情就是：將Steppingstone中的代碼複製到SDRAM中(起始地址爲
0x30000000)，然後向pc寄存器直接賦值跳到SDRAM中執行下一條指令“ldr sp,
=0x34000000”。再往後的代碼就和實驗二、三一樣了。
最後我們來看看SDRAM目錄下的Makefile：
1 sdram : head.s sdram.c
2 arm-linux-gcc -c -o head.o head.s
3 arm-linux-gcc -c -o sdram.o sdram.c
4 arm-linux-ld -Ttext 0x30000000 head.o sdram.o -o sdram_tmp.o
5 arm-linux-objcopy -O binary -S sdram_tmp.o sdram
請看第4句，是否和實驗四聯繫起來了呢？忘記的人請回頭複習，不再羅嗦。
在目錄SDRAM下執行make指令生成可執行文件sdram後，下載到板子上運行，
可以發現與LEDS程序相比，LED閃爍得更慢：這就對了，外部SDRAM的性能比起內
部SRAM來說性能是差些。
把程序從性能更好的內部SRAM移到外部SDRAM中去，是否多此一舉呢？內部
SRAM只有4k大小，如果我們的程序大於4k，那麼就不能指望利用內部SRAM來運行
了。所以得想辦法把存儲在NAND Flash中的代碼，複製到SDRAM中去。對於NAND
Flash中的前4k，芯片自動把它複製到內部SRAM中，我們可以很輕鬆地再把它復
制到SDRAM中(實驗五中函數copy_steppingstone_to_sdram就做這事)。但是對於
4k之後的代碼，複製它就不那麼輕鬆了，這正是實驗六的內容：
(6)實驗六：NAND FLASH CONTROLLER
當OM1、OM0都是低電平(請看數據手冊198頁)——即開發板插上BOOT SEL跳
線時，S3C2410從NAND Flash啓動：NAND Flash的開始4k代碼會被自動地複製到
內部SRAM中。我們需要使用這4k代碼來把更多的代碼從NAND Flash中讀到SDRAM
中去。NAND Flash的操作通過NFCONF、NFCMD、NFADDR、NFDATA、NFSTAT和NFECC
六個寄存器來完成。在開始下面內容前，請打開S3C2410數據手冊和NAND Flash
K9F1208U0M的數據手冊。
在S3C2410數據手冊218頁，我們可以看到讀寫NAND Flash的操作次序：
1. Set NAND flash configuration by NFCONF register.
2. Write NAND flash command onto NFCMD register.
3. Write NAND flash address onto NFADDR register.
4. Read/Write data while checking NAND flash status by NFSTAT
register. R/nB signal should be checked before read operation or
after program operation.
下面依次介紹：
1、NFCONF：設爲0xf830——使能NAND Flash控制器、初始化ECC、NAND Flash
片選信號nFCE=1(inactive，真正使用時再讓它等於0)、設置TACLS、TWRPH0、
TWRPH1。需要指出的是TACLS、TWRPH0和TWRPH1，請打開S3C2410數據手冊218頁，
可以看到這三個參數控制的是NAND Flash信號線CLE/ALE與寫控制信號nWE的時
序關係。我們設的值爲TACLS=0，TWRPH0=3，TWRPH1=0，其含義爲：TACLS=1個HCLK
時鐘，TWRPH0=4個HCLK時鐘，TWRPH1=1個HCLK時鐘。請打開K9F1208U0M數據手冊
第13頁，在表“AC Timing Characteristics for Command / Address / Data
Input”中可以看到：
CLE setup Time = 0 ns，CLE Hold Time = 10 ns，
ALE setup Time = 0 ns，ALE Hold Time = 10 ns，
WE Pulse Width = 25 ns
可以計算，即使在HCLK=100MHz的情況下，TACLS+TWRPH0+TWRPH1=6/100 uS=60
ns，也是可以滿足NAND Flash K9F1208U0M的時序要求的。
2、NFCMD：
對於不同型號的Flash，操作命令一般不一樣。對於本板使用的K9F1208U0M，
請打開其數據手冊第8頁“Table 1. Command Sets”，上面列得一清二楚。
3、NFADDR：無話可說
4、NFDATA：只用到低8位
5、NFSTAT：只用到位0，0-busy，1-ready
6、NFECC：待補
現在來看一下如何從NAND Flash中讀出數據，請打開K9F1208U0M數據手冊第
29頁“PAGE READ”，跟本節的第2段是遙相呼應啊，提煉出來羅列如下(設讀
地址爲addr)：
1、NFCONF = 0xf830
2、在第一次操作NAND Flash前，通常復位一下：
NFCONF &= ~0x800 (使能NAND Flash)
NFCMD = 0xff (reset命令)
循環查詢NFSTAT位0，直到它等於1
3、NFCMD = 0 (讀命令)
4、這步得稍微注意一下，請打開K9F1208U0M數據手冊第7頁，那個表格列出
了在地址操作的4個步驟對應的地址線，A8沒用到：
NFADDR = addr & 0xff
NFADDR = (addr>>9) & 0xff (注意了，左移9位，不是8位)
NFADDR = (addr>>17) & 0xff (左移17位，不是16位)
NFADDR = (addr>>25) & 0xff (左移25位，不是24位)
5、循環查詢NFSTAT位0，直到它等於1
6、連續讀NFDATA寄存器512次，得到一頁數據(512字節)
7、NFCONF |= 0x800 (禁止NAND Flash)
本實驗代碼在NAND目錄下，源代碼爲head.s、init.c和main.c。head.s調用
init.c中的函數來關WATCH DOG、初始化SDRAM、初始化NAND Flash，然後將main.c
中的代碼從NAND Flash地址4096開始處複製到SDRAM中，最後，跳到main.c中的
main函數繼續執行。代碼本身沒什麼難度，與前面程序最大的差別就是“連接腳
本”的引入：實驗4最後一段提到過在arm-linux-ld命令中，選項“-Ttext”可
以使用選項“-Tfilexxx”來代替。在本實驗中，使用“-Tnand.lds”。nand.lds
內容如下：
1 SECTIONS {
2 firtst 0x00000000 : { head.o init.o }
3 second 0x30000000 : AT(4096) { main.o }
4 }
完整的連接腳本文件形式如下：
SECTIONS {
...
secname start BLOCK(align) (NOLOAD) : AT ( ldadr )
{ contents } >region :phdr =fill
...
}
並非每個選項都是必須的，僅介紹nand.lds用到的：
1、secname：段名，對於nand.lds，段名爲first和second
2、start：本段運行時的地址，如果沒有使用AT(xxx)，則本段存儲的地址
也是start
3、AT( ldadr )：定義本段存儲(加載)的地址
4、{ contents }：決定哪些內容放在本段，可以是整個目標文件，也可以
是目標文件中的某段(代碼段、數據段等)
nand.lds的含義是：head.o放在0x00000000地址開始處，init.o放在hean.o
後面，它們的運行地址是0x00000000；main.o放在地址4096(0x1000)開始處，但
是它的運行地址在0x30000000，在運行前需要從4096處複製到0x30000000處。爲
了更形象一點，您可以打開反彙編文件ttt.s，現摘取部分內容如下：
00000000 <.data>:
1 0: e3a0da01 mov sp, #4096 ; 0x1000
2 4: eb00000b bl 0x38
3 8: eb000011 bl 0x54
4 c: eb000042 bl 0x11c
...
5 1000: e1a0c00d mov ip, sp
6 1004: e92dd800 stmdb sp!, {fp, ip, lr, pc}
7 1008: e24cb004 sub fp, ip, #4 ; 0x4
8 100c: e59f1058 ldr r1, [pc, #88] ; 0x106c
...
上面的第1-4行與head.s中的前面4行代碼對應，第2-4行調用init.c中的函
數disable_watch_dog、memsetup、init_nand；再看看第5行，“1000”的得來
正是由於設置了“AT(4096)”，這行開始的是main.c中的第一個函數Rand()。
如果您想進一步瞭解連接腳本如何編寫，請參考《Using ld The GNU linker》
(在目錄“參考資料”下)。
上面的幾個程序都是在擺弄那幾個LED，現在來玩點有意思的：
(7)實驗七：UART
UART的寄存器有11X3個(3個UART)之多，我選最簡單的方法來進行本實
驗，用到的寄存器也有8個。不過初始化就用去了5個寄存器，剩下的3個用於接
收、發送數據。如此一來，操作UART倒也不復雜。本板使用UART0：
1、初始化：
把使用到的引腳GPH2、GPH3定義爲TXD0、RXD0：
GPHCON |= 0xa0
GPHUP |= 0x0c (上拉)
b．ULCON0 ( UART channel 0 line control register )：設爲0x03
此值含義爲：8個數據位，1個停止位，無校驗，正常操作模式(與之相對的
是Infra-Red Mode，此模式表示0、1的方式比較特殊)。
c．UCON0 (UART channel 0 control register )：設爲0x05
除了位[3:0]，其他位都使用默認值。位[3:0]=0b0101表示：發送、接收都
使用“中斷或查詢方式”——本實驗使用查詢查詢方式。
d．UFCON0 (UART channel 0 FIFO control register )：設爲0x00
每個UART內部都有一個16字節的發送FIFO和接收FIFO，但是本實驗
不使用FIFO，設爲默認值0
e．UMCON0 (UART channel 0 Modem control register )：設爲0x00
本實驗不使用流控，設爲默認值0
f．UBRDIV0 ( R/W Baud rate divisior register 0 )：設爲12
本實驗未使用PLL， PCLK=12MHz，設置波特率爲57600，則由公式
UBRDIVn = (int)(PCLK / (bps x 16) ) –1
可以計算得UBRDIV0 = 12，請使用S3C2410數據手冊第314頁的誤差公式
驗算一下此波特率是否在可容忍的誤差範圍之內，如果不在，則需要更換另
一個波特率(本實驗使用的57600是符合的)。
2、發送數據：
a．UTRSTAT0 ( UART channel 0 Tx/Rx status register )：
位[2]：無數據發送時，自動設爲1。當我們要使用串口發送數據時，
先讀此位以判斷是否有數據正在佔用發送口。
位[1]：發送FIFO是否爲空，本實驗未用此位
位[0]：接收緩衝區是否有數據，若有，此位設爲1。本實驗中，需
要不斷查詢此位一判斷是否有數據已經被接收。
b．UTXH0 (UART channel 0 transmit buffer register )：
把要發送的數據寫入此寄存器。
3、接收數據：
a．UTRSTAT0：如同上述“2、發送數據”所列，我們用到位[0]
b．URXH0 (UART channel 0 receive buffer register )：
當查詢到UTRSTAT0 位[0]=1時，讀此寄存器獲得串口接收到的數據。
串口代碼在UART目錄下的serial.c文件中，包含三個函數：init_uart，putc，
getc。代碼如下：
1 void init_uart( )
2 {//初始化UART
3 GPHCON |= 0xa0; //GPH2,GPH3 used as TXD0,RXD0
4 GPHUP = 0x0c; //GPH2,GPH3內部上拉
5 ULCON0 = 0x03; //8N1(8個數據位，無校驗位，1個停止位)
6 UCON0 = 0x05; //查詢方式
7 UFCON0 = 0x00; //不使用FIFO
8 UMCON0 = 0x00; //不使用流控
9 UBRDIV0 = 12; //波特率爲57600
10 }
11 void putc(unsigned char c)
12 {
13 while( ! (UTRSTAT0 & TXD0READY) ); //不斷查詢，直到可以發送數據
14 UTXH0 = c; //發送數據
15 }
16 unsigned char getc( )
17 {
18 while( ! (UTRSTAT0 & RXD0READY) ); //不斷查詢，直到接收到了數據
19 return URXH0; //返回接收到的數據
20 }
本實驗將串口輸入的數字、字母加1後再從串口輸出，比如輸入A就輸出B。
實驗步驟：
1、進入UART目錄運行“make”命令生成可執行文件uart，下載到開發板上
2、在主機上運行串口工具minicom：
a．在終端上運行“minicom –s”啓動minicom，出來如下界面：
b．進入“Serial port setup”：
鍵入相應字母設置各項，比如：我用的是串口1，所以在A項設置爲
“/dev/ttyS0”；按“E”，設置波特率爲57600，8N1；按F、G，設置無流控。
最後回車退出，回到步驟a所示的界面。
c．可以選擇“Save setup as dfl”，這樣下次啓動minicom時可以不再進行
步驟b的設置。
d．選擇“Exit”退出設置界面。
3、復位開發板後，您可以在minicom上體驗一下本程序了。
(8)實驗八：printf、scanf
本實驗利用串口實現兩個很常用的函數：printf和scanf。
試驗代碼存放在stdio目錄下，其中lib目錄中包含了實現printf和scanf函
數的主要文件。大部分文件摘自linux2.6內核，本試驗主要在vsprintf.c文件的
基礎上，封裝了printf和scanf函數(print.c文件中)。在vsprintf.c文件中，需
要用到一些乘法和除法操作，文件lib1funcs.S實現除法、求模操作；div64.h
和div64.S實現64位的除法操作；muldi3.c實現乘法操作。另外，stdio目錄下的
serial.c文件實現了putc和getc函數，這兩個函數與具體板子的情況相關，所以
我沒把它們放入lib目錄下。
此試驗的Makefile文件將lib目錄裏的文件生成靜態庫文件libc.a，現在，
你把stdio.h文件包含進你的代碼後，就可以非常方便地實現輸入、輸出了——
請參考本試驗代碼。
實驗：與試驗7類似，以波特率57600 8N1打開串口，將make後生成的可執行
文件exe燒入開發板，可在minicom上觀察到結果：程序從minicom中接收字串，
從這些字串中檢出數字，分別以10進制和16進制方式打印出來。
另外，您可以參考stdio_test_lib目錄下的代碼，寫出自己的測試程序。這
個目錄裏面的文件基本與本試驗一樣，只是在lib目錄下僅僅保留了libc.a庫文
件。
最後，sys/lib/stdio目錄中存放的是標準輸入、輸出的代碼，其中的
Makefile可以生成libc.a文件並存放在sys/lib目錄下，以後本人編寫的庫函數
都也將存放在此目錄下。
(9)實驗九：INTERRUPT CONTROLLER
S3C2410數據手冊354頁“Figure 14-1. Interrupt Process Diagram”非常簡潔地
概括了中斷處理的流程，我把這個圖搬過來，然後結合用到的寄存器用文字解釋
一下。
圖1 Interrupt Process Diagram
SUBSRCPND和SRCPND寄存器表明有哪些中斷被觸發了，正在等待處理
(pending)；SUBMASK(INTSUBMSK寄存器)和MASK(INTMSK寄存器)用於屏蔽某些中
斷。圖中的“Request sources(with sub -register)”表示的是INT_RXD0、
INT_TXD0等11箇中斷源，它們不同於“Request sources(without sub
-register)”：
1、“Request sources(without sub -register)”中的中斷源被觸發之後，SRCPND
寄存器中相應位被置1，如果此中斷沒有被INTMSK寄存器屏蔽、或者是快中斷(FIQ)
的話，它將被進一步處理
2、對於“Request sources(with sub -register)”中的中斷源被觸發之後，
SUBSRCPND寄存器中的相應位被置1，如果此中斷沒有被INTSUBMSK寄存器屏蔽的
話，它在SRCPND寄存器中的相應位也被置1，之後的處理過程就和“Request
sources(without sub -register)”一樣了
繼續沿着圖1前進：在SRCPND寄存器中，被觸發的中斷的相應位被置1，等待
處理：
1、如果被觸發的中斷中有快中斷(FIQ)——MODE(INTMOD寄存器)中爲1的位對應
的中斷是FIQ，則CPU的FIQ中斷函數被調用。注意：FIQ只能分配一個，即INTMOD
中只能有一位設爲1。
2、對於一般中斷IRQ，可能同時有幾個中斷被觸發，未被INTMSK寄存器屏蔽的中
斷經過比較後，選出優先級最高的中斷——此中斷在INTPND寄存器中的相應位被
置1，然後CPU調用IRQ中斷處理函數。中斷處理函數可以通過讀取INTPND寄存器
來確定中斷源是哪個，也可以讀INTOFFSET寄存器來確定中斷源。
請打開S3C2410數據手冊357頁，“Figure 14-2. Priority Generating Block”顯示
了各中斷源先經過6個一級優先級仲裁器選出各自優先級最高的中斷，然後再經
過二級優先級仲裁器選從中選出優先級最高的中斷。IRQ的中斷優先級由RIORITY
寄存器設定，請參考數據手冊365頁，RIORITY寄存器中ARB_SELn(n從0到6)用於
設定仲裁器n各輸入信號的中斷優先級，例如ARB_SEL6[20:19](0最高，其後各項
依次降低)：
00 = REQ 0-1-2-3-4-5 01 = REQ 0-2-3-4-1-5
10 = REQ 0-3-4-1-2-5 11 = REQ 0-4-1-2-3-5
RIORITY寄存器還有一項比較特殊的功能，如果ARB_MODEn設爲1，則仲裁器n
中輸入的中斷信號的優先級別將會輪換。例如ARB_MODE6設爲1，則仲裁器6的6
個輸入信號的優先級將如下輪換(見數據手冊358頁):
If REQ0 or REQ5 is serviced, ARB_SEL bits are not changed at all.
If REQ1 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 01b.
If REQ2 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 10b.
If REQ3 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 11b.
If REQ4 is serviced, ARB_SEL bits are changed to 00b.
意思即是：
REQ0和REQ5的優先級不會改變
當REQ1中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b01，即REQ1的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ2中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b10，即REQ2的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ3中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b11，即REQ3的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
當REQ4中斷被處理後，ARB_SEL6 = 0b00，即REQ4的優先級變成本仲裁器
中最低的(除去REQ5)
現在來總結一下使用中斷的步驟：
1、當發生中斷IRQ時，CPU進入“中斷模式”，這時使用“中斷模式”下的堆棧；
當發生快中斷FIQ時，CPU進入“快中斷模式”，這時使用“快中斷模式”下的堆
棧。所以在使用中斷前，先設置好相應模式下的堆棧。
2、對於“Request sources(without sub -register)”中的中斷，將INTSUBMSK
寄存器中相應位設爲0
3、將INTMSK寄存器中相應位設爲0
4、確定使用此的方式：是FIQ還是IRQ。
a．如果是FIQ，則在INTMOD寄存器設置相應位爲1
b．如果是IRQ，則在RIORITY寄存器中設置優先級
5、準備好中斷處理函數，
a．中斷向量：
在中斷向量設置好當FIQ或IRQ被觸發時的跳轉函數， IRQ、FIQ的中斷向量
地址分別爲0x00000018、0x0000001c(數據手冊79頁“Table 2-3. Exception
Vectors”)
b．對於IRQ，在跳轉函數中讀取INTPND寄存器或INTOFFSET寄存器的值來確
定中斷源，然後調用具體的處理函數
c．對於FIQ，因爲只有一箇中斷可以設爲FIQ，無須判斷中斷源
d．中斷處理函數進入和返回時需要花點心思：
i．對於IRQ，進入和返回的代碼如下：
sub lr, lr, #4 @計算返回地址
stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
. .
ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回
@^表示將spsr的值賦給cpsr
ii．對於FIQ，進入和返回的代碼如下：
sub lr, lr, #4 @計算返回地址
stmdb sp!, { r0-r7,lr } @保存使用到的寄存器
. .
ldmia sp!, { r0-r7,pc }^ @快中斷返回，
@^表示將spsr的值賦給cpsr
iii. 中斷返回之前需要清中斷：往SUBSRCPND(用到的話)、SRCPND、
INTPND中相應位寫1即可。對於INTPND，最簡單的方法就是“INTPND=INTPND”。
6、設置CPSR寄存器中的F-bit(對於FIQ)或I-bit(對於IRQ)爲0，開中斷
本實驗使用按鍵K1-K4作爲4個外部中斷——EINT1-3、EINT7，當Kn按下時，
通過串口輸出“EINTn,Kn pressed!”，主程序讓4個LED輪流從0到15計數。對於
外部中斷，除了上面說的幾個寄存器外，還有幾個寄存器需要設置，請打開數據
手冊276頁“EXTERNAL INTERRUPT CONTROL REGISTER (EXTINTn)”：
1、EXTINT0-2：它們用於設置EINT0-24共25個外部中斷分別是低電平觸發、高電
平觸發、上升沿觸發、下降沿觸發或者“上升/下降沿觸發”(不知道確切的術語)。
對於本實驗，使用默認值：低電平觸發。
2、EINTFLT0-3：未用
3、EINTMASK、EINTPEND：呵呵，這對寄存器和上面的INTMSK、INTPND實在相似。
EINTMASK用於設置是否評比EINT4-23；EINTPEND表明有幾個外部中斷已經發生，
正在等待處理(pending)，對某位寫入1可以讓此位清零。對於本實驗，EINTMASK
位[7]設爲0——使用EINT7。
4、GSTATUS0-4：未用
本實驗代碼在INT目錄下，下面摘取與中斷相關的代碼：
(1)、head.s中：
. .
1 msr cpsr_c, #0xd2 @進入中斷模式
2 ldr sp, =0x33000000 @設置中斷模式堆棧
3 msr cpsr_c, #0xdf @進入系統模式
4 ldr sp, =0x34000000 @設置系統模式堆棧
5 bl init_irq @調用中斷初始化函數，在init.c中
6 msr cpsr_c, #0x5f @設置I-bit=0，開IRQ中斷
. .
7 HandleIRQ: @IRQ中斷向量跳轉函數
8 sub lr, lr, #4 @計算返回地址
9 stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
10 ldr lr, =int_return @設置返回地址
11 ldr pc, =EINT_Handle @調用中斷處理函數EINT_Handle，
@在interrupt.c中
12 int_return:
13 ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回,
@^表示將spsr的值複製到cpsr
(2)、init.c的中斷初始化函數init_irq：
1 #define EINT1 (2<<(1*2))
2 #define EINT2 (2<<(2*2))
3 #define EINT3 (2<<(3*2))
4 #define EINT7 (2<<(7*2))
5 void init_irq( )
6 {
7 GPFCON |= EINT1 | EINT2 | EINT3 | EINT7; //K1-K4對應
//EINT1-3和EINT7
8 GPFUP |= (1<<1) | (1<<2) | (1<<3) | (1<<7); //上拉
9 EINTMASK &= (~0x80); //EINT7使能，對於外部中斷EINT4-23，
//除下面的INTMSK外，還須設置EINTMASK
10 INTMSK &= (~0x1e); //EINT1-3、4-7使能(EINT4-7共用INTMSK[4])
11 PRIORITY &= (~0x03); //設定優先級
12 }
(3)、interrupt.c：
1 void EINT_Handle()
2 {
3 unsigned long oft = INTOFFSET;
4 switch( oft )
5 {
6 case 1: printk("EINT1, K1 pressed!/n/r"); break;
7 case 2: printk("EINT2, K2 pressed!/n/r"); break;
8 case 3: printk("EINT3, K3 pressed!/n/r"); break;
9 case 4: printk("EINT7, K4 pressed!/n/r"); break;
10 default: printk("Interrupt unknown!/n/r"); break;
11 }
//以下清中斷
12 if( oft == 4 ) EINTPEND = 1<<7; //EINT4-7合用IRQ4，
//注意：EINTPEND[3:0]保留未用，
//向這些位寫入1可能導致未知結果
14 SRCPND = 1<
15 INTPND = INTPND; //清0
16 }
實驗步驟：
1、進入INT目錄運行“make”命令生成可執行文件int，下載到板子上
2、打開minicom(撥特率：57600,8N1)
3、按下按鈕即可看見串口輸出
4、您可以同時按住幾個按鈕觀察串口輸出，可以發現K1優先級最高，K4最低
(10)實驗十：TIMER
本實驗利用TIMER0觸發中斷，使4個LED 1秒鐘閃一次。先簡述一下TIMER的
工作過程。請打開數據手冊284頁，我在“Figure 10-1. 16-bit PWM Timer Block
Diagram”上進行解說。摘錄此圖，見下面圖3。
對於TIMER0，PCLK被“8-Bit Prescaler”(在TCFG0中定義)分頻後，進入“Clock
Divider”，“Clock Divider”有5種頻率輸出：從“8-Bit Prescaler”進來的
時鐘的2分頻、4分頻、8分頻、16分頻，或者外部時鐘TCLK0。後面的“5:1 MUX”
(5選1的選擇器)使用TCFG1來確定使用哪種頻率。“Control Logic0”在“5:1 MUX”
的輸出的頻率下工作。對於“Control Logic0”，我得畫圖說明：
圖2 Control Logic0內部結構
“Control Logic0”的工作流程爲(請參考數據手冊287頁“TIMER
INITIALIZATION USING MANUAL UPDATE BIT AND INVERTER BIT”)：
1、上電之後，設置TCMPB0和TCNTB0寄存器
2、設置TCON寄存器bit[1]爲1，這樣，TCMPB0和TCNTB0寄存器的值就被裝入TCMP0
和TCNT0寄存器中；設置bit[2]確定是否使用“Timer 0 output inverter”
3、設置TCON寄存器bit[0]啓動TIMER0，設置bit[3]確定是否使用“Timer 0 auto
reload”
4、當TIMER0啓動後，TCNT0在“5:1 MUX”輸出的時鐘下，進行減1計數。當TCNT0
等於TCMP0時：TOUT0輸出翻轉；當TCNT0等於0時：TOUT0輸出翻轉，TIMER0中斷
被觸發(如果此中斷使能了的話)，TCMPB0和TCNTB0寄存器的值被自動裝入TCMP0
和TCNT0寄存器中(如果TCON寄存器bit[3]等於1的話)——此時下個計數流程開
始
圖3 16-bit PWM Timer Block Diagram
現在介紹一下上面說到的幾個寄存器：
1、TCFG0和TCFG1：分別設爲119和0x03
這連個寄存器用於設置“Control Logic”的時鐘，計算公式如下：
Timer input clock Frequency = PCLK / {prescaler value+1} / {divider value}
對於TIMER0，prescaler value = TCFG0[7:0]，divider value由TCFG[3:0]
確定(0b000：2，0b001：4，0b010：8，0b0011：16，0b01xx：使用外部TCLK0)。
對於本實驗，TIMER0時鐘 = 12MHz/(119+1)/(16) = 6250Hz
2、TCNTB0：設爲3125
在6250Hz的頻率下，此值對應的時間爲0.5S
3、TCON：
TIMER0對應bit[3:0]：
bit[3]用於確定在TCNT0計數到0時，是否自動將TCMPB0和TCNTB0寄存器
的值裝入TCMP0和TCNT0寄存器中
bit[2]用於確定TOUT0是否反轉輸出(本實驗未用)
bit[1]用於手動更新TCMP0和TCNT0寄存器：在第一次使用定時器前，此
位需要設爲1，此時TCMPB0和TCNTB0寄存器的值裝入TCMP0和TCNT0寄存器中
bit[0]用於啓動TIMER0
4、TCONO0：只讀寄存器，用於讀取當前TCON0寄存器的值，本實驗未用
本實驗的代碼在TIMER目錄下，init.c中的Timer0_init函數初始化並啓動
TIMER0：
1 void Timer0_init()
2 {
3 TCFG0 = 119; //Prescaler0 = 119
4 TCFG1 = 0x03; //Select MUX input for PWM Timer0:divider=16
5 TCNTB0 = 3125; //0.5秒鐘觸發一次中斷
6 TCON |= (1<<1); //Timer 0 manual update
7 TCON = 0x09; /*Timer 0 auto reload on
Timer 0 output inverter off
清"Timer 0 manual update"
Timer 0 start */
8 }
init.c中的init_irq函數使能TIEMR0中斷：
1 void init_irq( )
2 {
3 INTMSK &= (~(1<<10)); //INT_TIMER0中斷使能
4 }
interrupt.c中的Timer0_Handle函數用於處理TIMER0中斷：每0.5s發生一次
中斷，中斷髮生時將4個LED的狀態反轉，即1s閃一次：
1 void Timer0_Handle()
2 {
3 if(INTOFFSET == 10){
4 GPBDAT = ~(GPBDAT & (0xf << 7));
5 }
6 //清中斷
7 SRCPND = 1 << INTOFFSET;
8 INTPND = INTPND;
9 }
(11)實驗十一：MMU
在理論上概括或解釋MMU，這不是我能勝任的。我僅基於爲了理解本實驗中
操作MMU的代碼而對MMU做些說明，現在先簡單地描述虛擬地址(VA)、變換後的虛
擬地址(MVA)、物理地址(PA)之間的關係：
啓動MMU後，S3C2410的CPU核看到的、用到的只是虛擬地址VA，至於VA如何
最終落實到物理地址PA上，CPU是不理會的。而caches和MMU也是看不見VA的，它
們利用VA變換得來的MVA去進行後續操作——轉換成PA去讀/寫實際內存芯片，
MVA是除CPU外的其他部分看見的虛擬地址。對於VA與MVA之間的變換關係，請打
開數據手冊551頁，我摘取了“Figure 2-8. Address Mapping Using CP15 Register 13”：
圖4 VA與MVA的關係
如果VA<32M，需要使用進程標識號PID(通過讀CP15的C13獲得)來轉換爲MVA。
VA與MVA的轉換方法如下(這是硬件自動完成的)：
if(VA < 32M) then
MVA = VA | (PID << 25) //VA < 32M
else
MVA = VA //VA >= 32M
利用PID生成MVA的目的是爲了減少切換進程時的代價：如果兩個進程佔用的
虛擬地址空間(VA)有重疊，不進行上述處理的話，當進行進程切換時必須進行虛
擬地址到物理地址的重新影射，這需要重建頁表、使無效caches和TLBS等等，代
價非常大。但是如果像上述那樣處理的話，進程切換就省事多了：假設兩個進程
1、2運行時的VA都是0-32M，則它們的MVA分別是(0x02000000-0x03ffffff)、
(0x04000000-0x05ffffff)——前面說過MMU、Caches使用MVA而不使用VA，這樣
就不必進行重建頁表等工作了。
現在來講講MVA到PA的變換過程：請打開數據手冊557頁，“Figure 3-1.
Translating Page Tables”(見下述圖5)非常精練地概括了對於不同類型的頁表，MVA
是如何轉換爲PA的。圖中的頁表“Translation table”起始地址爲“TTB base”，
在建立頁表後，寫入CP15的寄存器C2。
使用MVA[31:20]檢索頁表“Translation table”得到一個頁表項(entry，4
字節)，根據此entry的低2位，可分爲以下4種：
1、0b00：無效
2、0b01：粗表(Coarse page)
entry[31:10]爲粗表基址(Coarse page table base address)，據此可以確
定一塊1K大小的內存——稱爲粗頁表(Coarse page table,見圖5)。
粗頁表含256個頁表項，每個頁表項對應一塊4K大小的內存，每個頁表項又
可以分爲大頁描述符、小頁描述符。MVA[19:12]用來確定頁表項。一個大頁(64K)
對應16個大頁描述符，這16個大頁描述符相鄰且完全相同，entry[31:16]爲大頁
基址(Large page base)。MVA[15:0]是大頁內的偏移地址。一個小頁(4K)對應1
個小頁描述符，entry[31:12]爲小頁基址(Small page base)。MVA[11:0]是小頁
內的偏移地址。
3、0b10：段(Section)
段的操作最爲簡單，entry[31:20]爲段基址(Section base)，據此可以確定
一塊1M大小的內存(Section，見圖5)，而MVA[19:0]則是塊內偏移地址
4、0b11：細表(Fine page)
entry[31:12]爲細表基址(Fine page table base address)，據此可以確定
一塊4K大小的內存——稱爲細頁表(Fine page table,見圖5)。
細頁表含1024個頁表項，每個頁表項對應一塊1K大小的內存，每個頁表項又
可以分爲大頁描述符、小頁描述符、極小頁描述符。MVA[19:10]用來確定頁表項。
一個大頁(64K)對應64個大頁描述符，這64個大頁描述符相鄰且完全相同，
entry[31:16]爲大頁基址(Large page base)。MVA[15:0]是大頁內的偏移地址。
一個小頁(4K)對應4個小頁描述符，entry[31:12]爲小頁基址(Small page base)。
MVA[11:0]是小頁內的偏移地址。極小頁(1K)對應1個極小頁描述符，entry[31:10]
爲極小頁基址(Tiny page base)。MVA[9:0]是極小頁內的偏移地址。
圖5 Translating Page Tables
訪問權限的檢查是MMU主要功能之一，它由描述符的AP和domain、CP15寄存
器C1的R/S/A位、CP15寄存器C3(域訪問控制)等聯合作用。本實驗不使用權限檢
查(令C3爲全1)。
下面簡單介紹一下使用Cache和Write buffer：
1、“清空”(clean)的意思是把Cache或Write buffer中已經髒的(修改過，但未
寫入主存)數據寫入主存
2、“使無效”(invalidate)：使之不能再使用，並不將髒的數據寫入主存
3、對於I/O影射的地址空間，不使用Cache和Write buffer
4、在使用MMU前，使無效Cache和drain write buffer
與cache類似，在使用MMU前，使無效TLB。
上面有些部分講得很簡略，除了作者水平不足之外，還在於本書的側重點—
—實驗。理論部分就麻煩各位自己想辦法了。不過這些內容也足以瞭解本實驗的
代碼了。本實驗與實驗9完成同樣的功能：使用按鍵K1-K4作爲4個外部中斷——
EINT1-3、EINT7，當Kn按下時，通過串口輸出“EINTn,Kn pressed!”，主程序
讓4個LED輪流從0到15計數。代碼在目錄MMU下。下面摘取與MMU相關的代碼詳細
說明。
先看看head.s代碼(將一些註釋去掉了)：
1 b Reset
2 HandleUndef:
3 b HandleUndef
4 HandleSWI:
5 b HandleSWI
6 HandlePrefetchAbort:
7 b HandlePrefetchAbort
8 HandleDataAbort:
9 b HandleDataAbort
10 HandleNotUsed:
11 b HandleNotUsed
12 ldr pc, HandleIRQAddr
13 HandleFIQ:
14 b HandleFIQ
15 HandleIRQAddr:
16 .long HandleIRQ
17 Reset: @函數disable_watch_dog, memsetup, init_nand,
@nand_read_ll在init.c中定義
18 ldr sp, =4096 @設置堆棧
19 bl disable_watch_dog @關WATCH DOG
20 bl memsetup_2 @初始化SDRAM
21 bl init_nand @初始化NAND Flash
22 bl copy_vectors_from_nand_to_sdram @在init.c中
23 bl copy_process_from_nand_to_sdram @在init.c中
24 ldr sp, =0x30100000 @重新設置堆棧
@(因爲下面就要跳到SDRAM中執行了)
25 ldr pc, =run_on_sdram @跳到SDRAM中
26 run_on_sdram:
27 bl mmu_tlb_init @調用C函數mmu_tlb_init(mmu.c中)，建立頁表
28 bl mmu_init @調用C函數mmu_init(mmu.c中)，使能MMU
29 msr cpsr_c, #0xd2 @進入中斷模式
30 ldr sp, =0x33000000 @設置中斷模式堆棧
31 msr cpsr_c, #0xdf @進入系統模式
32 ldr sp, =0x30100000 @設置系統模式堆棧
33 bl init_irq @調用中斷初始化函數，在init.c中
34 msr cpsr_c, #0x5f @設置I-bit=0，開IRQ中斷
35 ldr lr, =halt_loop @設置返回地址
36 ldr pc, =main @b指令和bl指令只能前後跳轉32M的範圍，
@所以這裏使用向pc賦值的方法進行跳轉
37 halt_loop:
38 b halt_loop
39 HandleIRQ:
40 sub lr, lr, #4 @計算返回地址
41 stmdb sp!, { r0-r12,lr } @保存使用到的寄存器
42 ldr lr, =int_return @設置返回地址
43 ldr pc,=EINT_Handle @調用中斷處理函數，在interrupt.c中
44 int_return:
45 ldmia sp!, { r0-r12,pc }^ @中斷返回,
@^表示將spsr的值複製到cpsr
請注意第12、15行，我們將IRQ中斷向量由以前的“b HandleIRQ”換成了：
12 ldr pc, HandleIRQAddr
15 HandleIRQAddr:
16 .long HandleIRQ
這是因爲b跳轉指令只能前後跳轉32M的範圍，而本實驗中中斷向量將重新放
在VA=0xffff0000開始處(而不是通常的0x00000000)，到HandleIRQAddr的距離遠
遠超過了32M。將中斷向量重新定位在0xffff0000處，是因爲MMU使能後，中斷髮
生時：
1、如果中斷向量放在0x00000000處，則對於不同的進程(PID)，中斷向量的MVA
將不同
2、如果中斷向量放在0xffff0000處，則對於不同的進程(PID)，中斷向量的MVA
也相同
顯然，如果使用1，則帶來的麻煩非常大——對於每個進程，都得設置自己
的中斷向量。所以MMU使能後，處理中斷的方法應該是2。
第22行copy_vectors_from_nand_to_sdram函數將中斷向量複製到內存物理
地址0x33ff0000處，在mmu_tlb_init函數中會把0x33ff0000影射爲虛擬地址
0xffff0000。
第23行copy_process_from_nand_to_sdram函數將存在nand flash開頭的4K
代碼全部複製到0x30004000處(本實驗的連接地址爲0x30004000)。請注意SDRAM
起始地址爲0x30000000，前面的16K空間用來存放一級頁表(在mmu_tlb_init中設
置)。
第27行mmu_tlb_init函數設置頁表。本實驗以段的方式使用內存，所以僅使
用一級頁表，且頁表中所有頁表項均爲段描述符。
mmu_tlb_init代碼(在mmu.c中)如下：
1 void mmu_tlb_init()
2 {
3 unsigned long entry_index;
4 /*SDRAM*/
5 for(entry_index = 0x30000000; entry_index < 0x34000000;
entry_index+=0x100000){
6 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,Cached,write-through mode(WT)*/
7 *(mmu_tlb_base+(entry_index>>20)) =
entry_index |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)|(1<<3)|0x02;
8 }
9 /*SFR*/
10 for(entry_index = 0x48000000; entry_index < 0x60000000;
entry_index += 0x100000){
11 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,NCNB*/
12 *(mmu_tlb_base+(entry_index>>20)) =
entry_index |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)| 0x02;
13 }
14 /*exception vector*/
15 /*section table's entry:AP=0b11,domain=0,Cached,write-through mode(WT)*/
16 *(mmu_tlb_base+(0xffff0000>>20)) =
(VECTORS_PHY_BASE) |(0x03<<10)|(0<<5)|(1<<4)|(1<<3)|0x02;
17 }
第4-8行令64M SDRAM的虛擬地址和物理地址相等——從0x30000000到
0x33ffffff，這樣可以使得在head.s中第28行調用mmu_init使能MMU前後的地址
一致。
第9-13行設置特殊功能寄存器的虛擬地址，也讓它們的虛擬地址和物理地址
相等——從0x48000000到0x5fffffff。並且不使用cache和write buffer。
第14-17行設置中斷向量的虛擬地址，虛擬地址0xfff00000對應物理地址
0x33f00000。
回到head.s中第28行，調用mmu.c中的mmu_init函數使能MMU，此函數代碼入
下：
1 void mmu_init()
2 {
3 unsigned long ttb = MMU_TABLE_BASE;
4 __asm__(
5 "mov r0, #0/n"
6 /* invalidate I,D caches on v4 */
7 "mcr p15, 0, r0, c7, c7, 0/n"
8 /* drain write buffer on v4 */
9 "mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4/n"
10 /* invalidate I,D TLBs on v4 */
11 "mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0/n"
12 /* Load page table pointer */
13 "mov r4, %0/n"
14 "mcr p15, 0, r4, c2, c0, 0/n"
15 /* Write domain id (cp15_r3) */
16 "mvn r0, #0/n" /*0b11=Manager，不進行權限檢查*/
17 "mcr p15, 0, r0, c3, c0, 0/n"
18 /* Set control register v4 */
19 mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0/n"
20 /* Clear out 'unwanted' bits */
21 "ldr r1, =0x1384/n"
22 "bic r0, r0, r1/n"
23 /* Turn on what we want */
24 /*Base location of exceptions = 0xffff0000*/
25 "orr r0, r0, #0x2000/n"
26 /* Fault checking enabled */
27 "orr r0, r0, #0x0002/n"
28 #ifdef CONFIG_CPU_D_CACHE_ON /*is not set*/
29 "orr r0, r0, #0x0004/n"
30 #endif
31 #ifdef CONFIG_CPU_I_CACHE_ON /*is not set*/
32 "orr r0, r0, #0x1000/n"
33 #endif
34 /* MMU enabled */
35 "orr r0, r0, #0x0001/n"
36 /* write control register *//*write control register P545*/
37 "mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0/n"
38 : /* no outputs */
39 : "r" (ttb) );
40 }
此函數使用嵌入彙編的方式，第29行的"r" (ttb)表示變量ttb的值賦給一個
寄存起作爲輸入參數，這個寄存器由編譯器自動分配；第13行的“%0”表示這個
寄存器。MMU控制寄存器C1中各位的含義(第18-37行)，可以參考539頁“Table 2-10.
Control Register 1-bit Functions”。如果想詳細瞭解本函數用到的操作協處理器的
指令，可以參考數據手冊529頁“Appendix 2 PROGRAMMER'S MODEL”。
本實驗代碼在CLOCK目錄下，運行make命令後將可執行文件mmu下載、運行。
然後將mmu.h文件中如下兩行的註釋去掉，重新make後下載運行mmu，可以發現LED
閃爍的速度變快了很多——這是因爲使用了cache(見上面代碼28-33行)：
#define CONFIG_CPU_D_CACHE_ON 1
#define CONFIG_CPU_I_CACHE_ON 1
(12)實驗十二：CLOCK
S3C2410 CPU主頻可以達到266MHz，前面的實驗都沒有使用PLL，CPU的頻率
只有12MHz。本實驗在實驗10的基礎上啓動PLL，使得FCLK=200MHz，HCLK=100MHz，
PCLK=50MHz。
請打開數據手冊219頁第7章“CLOCK & POWER MANAGEMENT”。S3C2410有兩
個PLL：MPLL和UPLL，UPLL專用與USB設備，本實驗介紹的是MPLL——用於設置
FCLK、HCLK、PLCK。FCLK用於CPU核，HCLK用於AHB總線的設備(比如SDRAM)，PCLK
用於APB總線的設備(比如UART)。請打開數據手冊224頁，“Figure 7-4. Power-On
Reset Sequence (when the external clock source is a crystal oscillator)”展示了上電
後， MPLL啓動的過程，摘錄此圖如下：
圖6 上電後MPLL的啓動過程
請跟隨FCLK的圖像瞭解啓動過程：
1、上電幾毫秒後，晶振輸出穩定，FCLK=晶振頻率，nRESET信號恢復高電平後，
CPU開始執行指令。
2、我們可以在程序開頭啓動MPLL，在設置MPLL的幾個寄存器後，需要等待一段
時間(Lock Time)，MPLL的輸出才穩定。在這段時間(Lock Time)內，FCLK停振，
CPU停止工作。Lock Time的長短由寄存器LOCKTIME設定。
3、Lock Time之後，MPLL輸出正常，CPU工作在新的FCLK下。
本實驗的工作就是設置MPLL的幾個寄存器：
1、LOCKTIME：設爲0x00ffffff
前面說過，MPLL啓動後需要等待一段時間(Lock Time)，使得其輸出穩定。
位[23:12]用於UPLL，位[11:0]用於MPLL。本實驗使用確省值0x00ffffff。
2、CLKDIVN：設爲0x03
用於設置FCLK、HCLK、PCLK三者的比例：
bit[2]——HDIVN1，若爲1，則bit[1:0]必須設爲0b00，此時
FCLK:HCLK:PCLK=1:1/4:1/4；若爲0，三者比例由bit[1:0]確定
bit[1]——HDIVN，0：HCLK=FCLK；1：HCLK=FCLK/2
bit[0]——PDIVN，0：PCLK=HCLK；1：PCLK=HCLK/2
本實驗設爲0x03，則FCLK:HCLK:PCLK=1:1/2:1/4
3、請翻到數據手冊226頁，有這麼一段：
If HDIVN = 1, the CPU bus mode has to be changed from the fast bus
mode to the asynchronous bus mode using following instructions：
MMU_SetAsyncBusMode
mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0
orr r0, r0, #R1_nF:OR:R1_iA
mcr p15,0, r0, c1, c0, 0
其中的“R1_nF:OR:R1_iA”等於0xc0000000。意思就是說，當HDIVN = 1時，
CPU bus mode需要從原來的“fast bus mode”改爲“asynchronous bus mode”。
4、MPLLCON：設爲(0x5c << 12)|(0x04 << 4)|(0x00)，即0x5c0040
對於MPLLCON寄存器，[19:12]爲MDIV，[9:4]爲PDIV，[1:0]爲SDIV。有如下
計算公式：
MPLL(FCLK) = (m * Fin)/(p * 2^s)
其中: m = MDIV + 8, p = PDIV + 2
對於本開發板，Fin = 12MHz,MPLLCON設爲0x5c0040，可以計算出
FCLK=200MHz，再由CLKDIVN的設置可知：HCLK=100MHz，PCLK=50MHz。
當設置MPLLCON之後——相當於圖6中的“PLL is configured by S/W first
time”，Lock Time就被自動插入，Lock Time之後，MPLL輸出穩定，CPU工作在
200MHz頻率下。
上面的4個步驟的工作在init.c中的clock_init函數中完成，代碼如下：
1 void clock_init()
2 {
3 LOCKTIME = 0x00ffffff;
4 CLKDIVN = 0x03; /*FCLK:HCLK:PCLK=1:2:4,
5 HDIVN1=0,HDIVN=1,PDIVN=1 */
6 /*If HDIVN = 1,the CPU bus mode has to be changed from
the fast bus mode to the asynchronous bus mod using
following instructions.*/
7 __asm__(
8 "mrc p15, 0, r1, c1, c0, 0/n" /* read ctrl register */
9 "orr r1, r1, #0xc0000000/n" /* Asynchronous */
10 "mcr p15, 0, r1, c1, c0, 0/n" /* write ctrl register */
11 );
12 MPLLCON = MPLL_200MHz; /*現在，
FCLK=200MHz,HCLK=100MHz,PCLK=50MHz*/
13 }
在head.s中，在memsetup_2函數之前調用clock_init函數。
本實驗是在實驗10的基礎上修改得來，當工作頻率改變後，一些設備的初始
化參數需要調整，很幸運，只需要修改兩個地方：
1、SDRAM控制器的REFRESH寄存器(在init.c中)：
請翻看實驗五：MEMORY CONTROLLER中關於REFRESH寄存器的介紹，本實驗
HCLK=100MHz，REFRESH寄存器取值如下：
R_CNT = 2^11 + 1 – 100 * 7.8125 = 1268,
REFRESH=0x008e0000 + 1268 = 0x008e04f4
在init.c中的memsetup_2函數，將原來的0x008e07a3換成0x008e04f4即可。
2、UART0的UBRDIV0寄存器(在serial.c中)：
請翻看實驗七：UART中關於UBRDIV0的介紹，本實驗PCLK=50MHz，設置波特
率爲57600時，UART0寄存器取值可由下式計算得53：
UBRDIVn = (int)(PCLK / (bps x 16) ) –1
在serial.c中的init_uart函數，將UART0由原來的12換成53即可。
本實驗代碼在CLOCK目錄下，運行make命令後將可執行文件clock下載、運行，
可以發現LED閃爍的速度變快了很多。然後將mmu.h文件中如下兩行的註釋去掉，
重新make後下載運行clock，可以發現LED閃爍得更快了，簡直分辨不出來了——
這是因爲使用了cache：
#define CONFIG_CPU_D_CACHE_ON 1
#define CONFIG_CPU_I_CACHE_ON 1
四．Bootloader vivi
爲了將linux移植到ARM上，碰到的第一個程序就是bootloader，我選用韓國
mizi公司的vivi。您可以在以下地址下載：
http://www.mizi.com/developer/s3c2410x/download/vivi.html
如果您對bootloader沒有什麼概念，在學習VIVI的代碼之前，建議您閱讀一
篇文章《嵌入式系統 Boot Loader 技術內幕》(詹榮開著)。鏈接地址如下：
http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-btloader/
當您閱讀了上述文章後，我再企圖在理論上羅嗦什麼就不合適了(這篇文章
實在太好了)。vivi也可以分爲2個階段，階段1的代碼在arch/s3c2410/head.S
中，階段2的代碼從init/main.c的main函數開始。您可以跳到實驗部分先感受一
下vivi。
(1)階段1：arch/s3c2410/head.S
沿着代碼執行的順序，head.S完成如下幾件事情：
1、關WATCH DOG：上電後，WATCH DOG默認是開着的
2、禁止所有中斷：vivi中沒用到中斷(不過這段代碼實在多餘，上電後中斷默認
是關閉的)
3、初始化系統時鐘：啓動MPLL，FCLK=200MHz，HCLK=100MHz，PCLK=50MHz，“CPU
bus mode”改爲“Asynchronous bus mode”。請參考實驗十一：CLOCK
4、初始化內存控制寄存器：還記得那13個寄存器嗎？請複習實驗五：MEMORY
CONTROLLER
5、檢查是否從掉電模式喚醒，若是，則調用WakeupStart函數進行處理——這是
一段沒用上的代碼，vivi不可能進入掉電模式
6、點亮所有LED
7、初始化UART0：
a．設置GPIO，選擇UART0使用的引腳
b．初始化UART0，設置工作方式(不使用FIFO)、波特率115200 8N1、無流控
等，請參考實驗七：UART
8、將vivi所有代碼(包括階段1和階段2)從nand flash複製到SDRAM中：
a．設置nand flash控制寄存器
b．設置堆棧指針——調用C函數時必須先設置堆棧
c．設置即將調用的函數nand_read_ll的參數：r0=目的地址(SDRAM的地址)，
r1=源地址(nand flash的地址)，r2=複製的長度(以字節爲單位)
d．調用nand_read_ll進行復制
e．進行一些檢查工作：上電後nand flash最開始的4K代碼被自動複製到一
個稱爲“Steppingstone”的內部RAM中(地址爲0x00000000-0x00001000)；
在執行nand_read_ll之後，這4K代碼同樣被複制到SDRAM中(地址爲
0x33f00000-0x33f01000)。比較這兩處的4K代碼，如果不同則表示出錯
9、跳到bootloader的階段2運行——就是調用init/main.c中的main函數：
a．重新設置堆棧
b．設置main函數的參數
c．調用main函數
如果您做了第二章的各個實驗，理解head.S就不會有任何困難——上面說到
的幾個步驟，都有相應的實驗。head.S有900多行，把它搬到這篇文章上來就太
不厚道了——白白浪費頁數而已。在vivi/arch/s3c2410/head.S上，我做了比較
詳細的註釋(其中的亂碼可能是韓文，不去管它)。
當執行完head.S的代碼後，內存的使用情況如下：
圖7 執行vivi stage1後內存的劃分情況
(2)階段2：init/main.c
本階段從init/main.c中的main函數開始執行，它可以分爲8個步驟。我先把
main函數的代碼羅列如下(去掉了亂碼——可能是韓文，現在沒留下多少有用的
註釋了)，然後逐個分析：
1 int main(int argc, char *argv[])
2 {
3 int ret;
4 /*Step 1*/
5 putstr("/r/n");
6 putstr(vivi_banner);
7 reset_handler();
8 /*Step 2*/
9 ret = board_init();
10 if (ret) {
11 putstr("Failed a board_init() procedure/r/n");
12 error();
13 }
14 /*Step 3*/
15 mem_map_init();
16 mmu_init();
17 putstr("Succeed memory mapping./r/n");
18 /* Now, vivi is running on the ram. MMU is enabled.*/
19 /*Step 4*/
20 /* initialize the heap area */
21 ret = heap_init();
22 if (ret) {
23 putstr("Failed initailizing heap region/r/n");
24 error();
25 }
26 /*Step 5*/
27 ret = mtd_dev_init();
28 /*Step 6*/
29 init_priv_data();
30 /*Step 7*/
31 misc();
32 init_builtin_cmds();
33 /*Step 8*/
34 boot_or_vivi();
35 return 0;
36 }
1、Step 1：reset_handler()
reset_handler用於將內存清零，代碼在lib/reset_handle.c中。
[main(int argc, char *argv[]) > reset_handler()]
1 void
2 reset_handler(void)
3 {
4 int pressed;
5 pressed = is_pressed_pw_btn(); /*判斷是硬件復位還是軟件復位*/
6 if (pressed == PWBT_PRESS_LEVEL) {
7 DPRINTK("HARD RESET/r/n");
8 hard_reset_handle(); /*調用clear_mem對SDRAM清0*/
9 } else {
10 DPRINTK("SOFT RESET/r/n");
11 soft_reset_handle(); /*此函數爲空*/
12 }
13 }
在上電後，reset_handler調用第8行的hard_reset_handle()，此函數在
lib/reset_handle.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > reset_handler() > hard_reset_handle()]
1 static void
2 hard_reset_handle(void)
3 {
4 #if 0
5 clear_mem((unsigned long)(DRAM_BASE + VIVI_RAM_ABS_POS), /
6 (unsigned long)(DRAM_SIZE - VIVI_RAM_ABS_POS));
7 #endif
8 /*lib/memory.c,將起始地址爲USER_RAM_BASE，長度爲USER_RAM_SIZE的內存清0*/
9 clear_mem((unsigned long)USER_RAM_BASE, (unsigned long)USER_RAM_SIZE);
10 }
2、Step 2：board_init()
board_init調用2個函數用於初始化定時器和設置各GPIO引腳功能，代碼在
arch/s3c2410/smdk.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > board_init()]
1 int board_init(void)
2 {
3 init_time(); /*arch/s3c2410/proc.c*/
4 set_gpios(); /*arch/s3c2410/smdk.c*/
5 return 0;
6 }
init_time()只是簡單的令寄存器TCFG0 = 0xf00，vivi未使用定時器，這個
函數可以忽略。
set_gpios()用於選擇GPA-GPH端口各引腳的功能及是否使用各引腳的內部
上拉電阻，並設置外部中斷源寄存器EXTINT0-2(vivi中未使用外部中斷)。
3、Step 3：建立頁表和啓動MMU
mem_map_init函數用於建立頁表，vivi使用段式頁表，只需要一級頁表。它
調用3個函數，代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mem_map_init(void)]
1 void mem_map_init(void)
2 {
3 #ifdef CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT /* CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT=y */
4 mem_map_nand_boot(); /* 最終調用mem_mepping_linear,建立頁表 */
5 #else
6 mem_map_nor();
7 #endif
8 cache_clean_invalidate(); /* 清空cache,使無效cache */
9 tlb_invalidate(); /* 使無效快表TLB */
10 }
第9、10行的兩個函數可以不用管它，他們做的事情在下面的mmu_init函數
裏又重複了一遍。對於本開發板，在.config中定義了
CONFIG_S3C2410_NAND_BOOT。mem_map_nand_boot()函數調用
mem_mapping_linear()函數來最終完成建立頁表的工作。頁表存放在SDRAM物理
地址0x33dfc000開始處，共16K：一個頁表項4字節，共有4096個頁表項；每個頁
表項對應1M地址空間，共4G。mem_map_init先將4G虛擬地址映射到相同的物理地
址上，NCNB(不使用cache，不使用write buffer)——這樣，對寄存器的操作跟
未啓動MMU時是一樣的；再將SDRAM對應的64M空間的頁表項修改爲使用cache。
mem_mapping_linear函數的代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mem_map_init(void) > mem_map_nand_boot( )
> mem_mapping_linear(void)]
1 static inline void mem_mapping_linear(void)
2 {
3 unsigned long pageoffset, sectionNumber;
4 putstr_hex("MMU table base address = 0x", (unsigned long)mmu_tlb_base);
5 /* 4G 虛擬地址映射到相同的物理地址. not cacacheable, not bufferable */
6 /* mmu_tlb_base = 0x33dfc000*/
7 for (sectionNumber = 0; sectionNumber < 4096; sectionNumber++) {
8 pageoffset = (sectionNumber << 20);
9 *(mmu_tlb_base + (pageoffset >> 20)) = pageoffset | MMU_SECDESC;
10 }
11 /* make dram cacheable */
12 /* SDRAM物理地址0x3000000-0x33ffffff,
13 DRAM_BASE=0x30000000,DRAM_SIZE=64M
14 */
15 for (pageoffset = DRAM_BASE; pageoffset < (DRAM_BASE+DRAM_SIZE); /
16 pageoffset += SZ_1M) {
17 //DPRINTK(3, "Make DRAM section cacheable: 0x%08lx/n", pageoffset);
18 *(mmu_tlb_base + (pageoffset >> 20)) = /
pageoffset | MMU_SECDESC | MMU_CACHEABLE;
19 }
20 }
mmu_init()函數用於啓動MMU，它直接調用arm920_setup()函數。
arm920_setup()的代碼在arch/s3c2410/mmu.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mmu_init( ) > arm920_setup( )]
1 static inline void arm920_setup(void)
2 {
3 unsigned long ttb = MMU_TABLE_BASE; /* MMU_TABLE_BASE = 0x 0x33dfc000 */
4 __asm__(
5 /* Invalidate caches */
6 "mov r0, #0/n"
7 "mcr p15, 0, r0, c7, c7, 0/n" /* invalidate I,D caches on v4 */
8 "mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4/n" /* drain write buffer on v4 */
9 "mcr p15, 0, r0, c8, c7, 0/n" /* invalidate I,D TLBs on v4 */
10 /* Load page table pointer */
11 "mov r4, %0/n"
12 "mcr p15, 0, r4, c2, c0, 0/n" /* load page table pointer */
13 /* Write domain id (cp15_r3) */
14 "mvn r0, #0/n" /* Domains 0b01 = client, 0b11=Manager*/
15 "mcr p15, 0, r0, c3, c0, 0/n" /* load domain access register，
write domain 15:0, 數據手冊P548(access permissions)*/
16 /* Set control register v4 */
17 "mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0/n" /* get control register v4 */
/*數據手冊P545：read control register */
18 /* Clear out 'unwanted' bits (then put them in if we need them) */
19 /* ..VI ..RS B... .CAM */ /*這些位的含義在數據手冊P546*/
20 "bic r0, r0, #0x3000/n" /* ..11 .... .... .... */
/*I(bit[12])=0 = Instruction cache disabled*/
21 /*V[bit[13]](Base location of exception registers)=0 = Low addresses =
0x0000 0000*/
22 "bic r0, r0, #0x0300/n" /* .... ..11 .... .... */
23 /*R(ROM protection bit[9])=0*/
/*S(System protection bit[8])=0*/
/*由於TTB中AP=0b11(line141)，所以RS位不使用(P579)*/
24 "bic r0, r0, #0x0087/n" /* .... .... 1... .111 */
/*M(bit[0])=0 = MMU disabled*/
/*A(bit[1])=0 =Data address
alignment fault checking disable*/
/*C(bit[2])=0 = Data cache disabled*/
/*B(bit[7])=0= Little-endian operation*/
25 /* Turn on what we want */
26 /* Fault checking enabled */
27 "orr r0, r0, #0x0002/n" /* .... .... .... ..1. */
/*A(bit[1])=1 = Data address
alignment fault checking enable*/
28 #ifdef CONFIG_CPU_D_CACHE_ON /*is not set*/
29 "orr r0, r0, #0x0004/n" /* .... .... .... .1.. */
/*C(bit[2])=1 = Data cache enabled*/
30 #endif
31 #ifdef CONFIG_CPU_I_CACHE_ON /*is not set*/
32 "orr r0, r0, #0x1000/n" /* ...1 .... .... .... */
/*I(bit[12])=1 = Instruction cache enabled*/
33 #endif
34 /* MMU enabled */
35 "orr r0, r0, #0x0001/n" /* .... .... .... ...1 */
/*M(bit[0])=1 = MMU enabled*/
36 "mcr p15, 0, r0, c1, c0, 0/n" /* write control register */
/*數據手冊P545*/
37 : /* no outputs */
38 : "r" (ttb) );
39 }
至此，內存如下劃分：
圖8 創建頁表後內存的劃分情況
4、Step 4：heap_init()
heap——堆，內存動態分配函數mmalloc就是從heap中劃出一塊空閒內存的，
mfree則將動態分配的某塊內存釋放回heap中。
heap_init函數在SDRAM中指定了一塊1M大小的內存作爲heap(起始地址
HEAP_BASE = 0x33e00000)，並在heap的開頭定義了一個數據結構blockhead——
事實上，heap就是使用一系列的blockhead數據結構來描述和操作的。每個
blockhead數據結構對應着一塊heap內存，假設一個blockhead數據結構的存放位
置爲A，則它對應的可分配內存地址爲“A + sizeof(blockhead)”到“A +
sizeof(blockhead) + size - 1”。blockhead數據結構在lib/heap.c中定義：
1 typedef struct blockhead_t {
2 Int32 signature; //固定爲BLOCKHEAD_SIGNATURE
3 Bool allocated; //此區域是否已經分配出去：0-N，1-Y
4 unsigned long size; //此區域大小
5 struct blockhead_t *next; //鏈表指針
6 struct blockhead_t *prev; //鏈表指針
7 } blockhead;
現在來看看heap是如何運作的(如果您不關心heap實現的細節，這段可以跳
過)。vivi對heap的操作比較簡單，vivi中有一個全局變量static blockhead
*gHeapBase，它是heap的鏈表頭指針，通過它可以遍歷所有blockhead數據結構。
假設需要動態申請一塊sizeA大小的內存，則mmalloc函數從gHeapBase開始搜索
blockhead數據結構，如果發現某個blockhead滿足：
a. allocated = 0 //表示未分配
b. size > sizeA，
則找到了合適的blockhead，於是進行如下操作：
a．allocated設爲1
b．如果size – sizeA > sizeof(blockhead)，則將剩下的內存組織成
一個新的blockhead，放入鏈表中
c．返回分配的內存的首地址
釋放內存的操作更簡單，直接將要釋放的內存對應的blockhead數據結構的
allocated設爲0即可。
下面用圖來簡單演示先分配1K內存，再分配2K內存的過程：
圖9 在heap中連續分配1K和2K內存的示意圖
heap_init函數直接調用mmalloc_init函數進行初始化，此函數代碼在
lib/heap.c中，比較簡單，初始化gHeapBase即可：
[main(int argc, char *argv[]) > heap_init(void) > mmalloc_init(unsigned
char *heap, unsigned long size)]
1 static inline int mmalloc_init(unsigned char *heap, unsigned long size)
2 {
3 if (gHeapBase != NULL) return -1;
4 DPRINTK("malloc_init(): initialize heap area at 0x%08lx, size =
0x%08lx/n", heap, size);
5 gHeapBase = (blockhead *)(heap);
6 gHeapBase->allocated=FALSE;
7 gHeapBase->signature=BLOCKHEAD_SIGNATURE;
8 gHeapBase->next=NULL;
9 gHeapBase->prev=NULL;
10 gHeapBase->size = size - sizeof(blockhead);
11 return 0;
12 }
分配heap區域後，內存劃分情況如下：
圖10 執行heap_init後內存的劃分情況
5、Step 5：mtd_dev_init()
在分析代碼前先介紹一下MTD(Memory Technology Device)相關的技術。在
linux系統中，我們通常會用到不同的存儲設備，特別是FLASH設備。爲了在使用
新的存儲設備時，我們能更簡便地提供它的驅動程序，在上層應用和硬件驅動的
中間，抽象出MTD設備層。驅動層不必關心存儲的數據格式如何，比如是FAT32、
ETX2還是FFS2或其它。它僅僅提供一些簡單的接口，比如讀寫、擦除及查詢。如
何組織數據，則是上層應用的事情。MTD層將驅動層提供的函數封裝起來，向上
層提供統一的接口。這樣，上層即可專注於文件系統的實現，而不必關心存儲設
備的具體操作。
在我們即將看到的代碼中，使用mtd_info數據結構表示一個MTD設備，使用
nand_chip數據結構表示一個nand flash芯片。在mtd_info結構中，對nand_flash
結構作了封裝，向上層提供統一的接口。比如，它根據nand_flash提供的
read_data(讀一個字節)、read_addr(發送要讀的扇區的地址)等函數，構造了一
個通用的讀函數read，將此函數的指針作爲自己的一個成員。而上層要讀寫flash
時，執行mtd_info中的read、write函數即可。
下面分析代碼：
mtd_dev_init()用來掃描所使用的NAND Flash的型號，構造MTD設備，即構
造一個mtd_info的數據結構。對於本開發板，它直接調用mtd_init()，mtd_init
又調用smc_init()，此函數在drivers/mtd/maps/s3c2410_flash.c中：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()]
1 static int
2 smc_init(void)
3 {
/*struct mtd_info *mymtd，數據類型在include/mtd/mtd.h*/
/*strcut nand_chip在include/mtd/nand.h中定義*/
4 struct nand_chip *this;
5 u_int16_t nfconf;
/* Allocate memory for MTD device structure and private data */
6 mymtd = mmalloc(sizeof(struct mtd_info) + sizeof(struct
nand_chip));
7 if (!mymtd) {
8 printk("Unable to allocate S3C2410 NAND MTD device
structure./n");
9 return -ENOMEM;
10 }
/* Get pointer to private data */
11 this = (struct nand_chip *)(&mymtd[1]);
/* Initialize structures */
12 memset((char *)mymtd, 0, sizeof(struct mtd_info));
13 memset((char *)this, 0, sizeof(struct nand_chip));
/* Link the private data with the MTD structure */
14 mymtd->priv = this;
/* set NAND Flash controller */
15 nfconf = NFCONF;
/* NAND Flash controller enable */
16 nfconf |= NFCONF_FCTRL_EN;
/* Set flash memory timing */
17 nfconf &= ~NFCONF_TWRPH1; /* 0x0 */
18 nfconf |= NFCONF_TWRPH0_3; /* 0x3 */
19 nfconf &= ~NFCONF_TACLS; /* 0x0 */
20 NFCONF = nfconf;
/* Set address of NAND IO lines */
21 this->hwcontrol = smc_hwcontrol;
22 this->write_cmd = write_cmd;
23 this->write_addr = write_addr;
24 this->read_data = read_data;
25 this->write_data = write_data;
26 this->wait_for_ready = wait_for_ready;
/* Chip Enable -> RESET -> Wait for Ready -> Chip Disable */
27 this->hwcontrol(NAND_CTL_SETNCE);
28 this->write_cmd(NAND_CMD_RESET);
29 this->wait_for_ready();
30 this->hwcontrol(NAND_CTL_CLRNCE);
31 smc_insert(this);
32 return 0;
33 }
6－14行構造了一個mtd_info結構和nand_flash結構，前者對應MTD設備，後
者對應nand flash芯片(如果您用的是其他類型的存儲器件，比如nor flash，這
裏的nand_flash結構應該換爲其他類型的數據結構)。MTD設備是具體存儲器件的
抽象，那麼在這些代碼中這種關係如何體現呢——第14行的代碼把兩者連結在一
起了。事實上，mtd_info結構中各成員的實現(比如read、write函數)，正是由
priv變量所指向的nand_flash的各類操作函數(比如read_addr、read_data等)
來實現的。
15－20行是初始化S3C2410上的NAND FLASH控制器，和我們在實驗六“NAND
FLASH CONTROLLER”裏面做的一樣。
前面分配的nand_flash結構還是空的，現在當然就是填滿它的各類成員了，
這正是21－26行做的事情。
27－30行對這塊nand flash作了一下復位操作。
最後，也是最複雜的部分，根據剛纔填充的nand_flash結構，構造mtd_info
結構，這由31行的smc_insert函數調用smc_scan完成。先看看smc_insert函數：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()
> smc_insert(struct nand_chip *this)]
1 inline int
2 smc_insert(struct nand_chip *this) {
2 /* Scan to find existance of the device */
/*smc_scan defined at drivers/mtd/nand/smc_core.c*/
4 if (smc_scan(mymtd)) {
5 return -ENXIO;
6 }
/* Allocate memory for internal data buffer */
7 this->data_buf = mmalloc(sizeof(u_char) *
8 (mymtd->oobblock + mymtd->oobsize));
9 if (!this->data_buf) {
10 printk("Unable to allocate NAND data buffer for S3C2410./n");
11 this->data_buf = NULL;
12 return -ENOMEM;
13 }
14 return 0;
15 }
後面的7－13行，我也沒弄清楚，待查。
現在，終於到重中之重了，請看smc_scan函數的代碼：
[main(int argc, char *argv[]) > mtd_dev_init() > mtd_init() > smc_init()
> smc_insert(struct nand_chip *this) > smc_scan(struct mtd_info *mtd)]
1 int smc_scan(struct mtd_info *mtd)
2 {
3 int i, nand_maf_id, nand_dev_id;
4 struct nand_chip *this = mtd->priv;
/* Select the device */
5 nand_select();
/* Send the command for reading device ID */
6 nand_command(mtd, NAND_CMD_READID, 0x00, -1);
7 this->wait_for_ready();
/* Read manufacturer and device IDs */
8 nand_maf_id = this->read_data();
9 nand_dev_id = this->read_data();
/* Print and sotre flash device information */
10 for (i = 0; nand_flash_ids[i].name != NULL; i++) {
11 if (nand_maf_id == nand_flash_ids[i].manufacture_id &&
12 nand_dev_id == nand_flash_ids[i].model_id) {
13 if (!(mtd->size) && !(nand_flash_ids[i].page256)) {
14 mtd->name = nand_flash_ids[i].name;
15 mtd->erasesize = nand_flash_ids[i].erasesize;
16 mtd->size = (1 << nand_flash_ids[i].chipshift);
17 mtd->eccsize = 256;
18 mtd->oobblock = 512;
19 mtd->oobsize = 16;
20 this->page_shift = 9;
21 this->dev =
&nand_smc_info[GET_DI_NUM(nand_flash_ids[i].chipshift)];
22 }
23 printk("NAND device: Manufacture ID:" /
24 " 0x%02x, Chip ID: 0x%02x (%s)/n",
25 nand_maf_id, nand_dev_id, mtd->name);
26 break;
27 }
28 }
/* De-select the device */
29 nand_deselect();
30 /* Print warning message for no device */
31 if (!mtd->size) {
32 printk("No NAND device found!!!/n");
33 return 1;
34 }
35 /* Fill in remaining MTD driver data */
36 mtd->type = MTD_NANDFLASH;
37 mtd->flags = MTD_CAP_NANDFLASH | MTD_ECC;
38 mtd->module = NULL;
39 mtd->ecctype = MTD_ECC_SW;
40 mtd->erase = nand_erase;
41 mtd->point = NULL;
42 mtd->unpoint = NULL;
43 mtd->read = nand_read;
44 mtd->write = nand_write;
45 mtd->read_ecc = nand_read_ecc;
46 mtd->write_ecc = nand_write_ecc;
47 mtd->read_oob = nand_read_oob;
48 mtd->write_oob = nand_write_oob;
49 mtd->lock = NULL;
50 mtd->unlock = NULL;
51 /* Return happy */
52 return 0;
53 }
5－9行，讀取nand flash得廠家ID和設備ID，下面將用這兩個ID號，在一個
預設的數組“nand_flash_ids”裏查找到與之相符的項。nand_flash_ids是
nand_flash_dev結構的數組，裏面存放的是世界上比較常用的nand flash型號的
一些特性(見下面的定義)：
struct nand_flash_dev {
char * name;
int manufacture_id;
int model_id;
int chipshift;
char page256;
char pageadrlen;
unsigned long erasesize;
};
static struct nand_flash_dev nand_flash_ids[] = {
{"Toshiba TC5816BDC", NAND_MFR_TOSHIBA, 0x64, 21, 1, 2, 0x1000},
..
{NULL,}
};
10－28行根據找到的數組項，構造前面分配的mtd_info結構。
35行之後的代碼，填充mtd_info結構的剩餘部分，大多是一些函數指針，比
如read、write函數等。
執行完mtd_dev_init後，我們得到了一個mtd_info結構的全局變量(mymtd指
向它)，以後對nand flash的操作，直接通過mymtd提供的接口進行。
6、Step 6：init_priv_data()
此函數將啓動內核的命令參數取出，存放在內存特定的位置中。這些參數來
源有兩個：vivi預設的默認參數，用戶設置的參數(存放在nand flash上)。
init_priv_data先讀出默認參數，存放在“VIVI_PRIV_RAM_BASE”開始的內存上；
然後讀取用戶參數，若成功則用用戶參數覆蓋默認參數，否則使用默認參數。
init_priv_data函數分別調用get_default_priv_data函數和
load_saved_priv_data函數來讀取默認參數和用戶參數。這些參數分爲3類：
a．vivi自身使用的一些參數，比如傳輸文件時的使用的協議等
b．linux啓動命令
c．nand flash的分區參數
get_default_priv_data函數比較簡單，它將vivi中存儲這些默認參數的變
量，複製到指定內存中。執行完後，此函數執行完畢後，內存使用情況如下：
圖11 執行init_priv_data後內存的劃分情況
load_saved_priv_data函數讀取上述內存圖中分區參數的數據，找到
“param”分區，然後從中讀出上述3類參數，覆蓋掉默認參數(如果能成功讀出
的話)。
7、Step 7：misc()和init_builtin_cmds()
這兩個函數都是簡單地調用add_command函數，給一些命令增加相應的處理
函數。在vivi啓動後，可以進去操作界面，這些命令，就是供用戶使用的。它們
增加了如下命令：
a．add_command(&cpu_cmd)
b. add_command(&bon_cmd)
c. add_command(&reset_cmd)
d. add_command(¶m_cmd)
e. add_command(&part_cmd)
f. add_command(&mem_cmd)
g. add_command(&load_cmd)
h. add_command(&go_cmd)
i. add_command(&dump_cmd)
j. add_command(&call_cmd)
k. add_command(&boot_cmd)
l. add_command(&help_cmd)
現在來看看add_command函數是如何實現得：
1 void add_command(user_command_t *cmd)
2 {
3 if (head_cmd == NULL) {
4 head_cmd = tail_cmd = cmd;
5 } else {
6 tail_cmd->next_cmd = cmd;
7 tail_cmd = cmd;
8 }
9 /*printk("Registered '%s' command/n", cmd->name);*/
10 }
很簡單！把user_command_t結構放入一個鏈表即可。user_command_t結
構定義如下，呵呵，name是命令名稱，cmdfunc是這個命令的處理函數，helstr
是幫助信息。
typedef struct user_command {
const char *name;
void (*cmdfunc)(int argc, const char **);
struct user_command *next_cmd;
const char *helpstr;
} user_command_t;
8、Step 8：boot_or_vivi()
此函數根據情況，或者啓動“vivi_shell”，進入與用戶進行交互的界面，
或者直接啓動linux內核。代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void)]
1 void boot_or_vivi(void)
2 {
3 char c;
4 int ret;
5 ulong boot_delay;
5 boot_delay = get_param_value("boot_delay", &ret);
7 if (ret) boot_delay = DEFAULT_BOOT_DELAY;
/* If a value of boot_delay is zero,
* unconditionally call vivi shell
*/
8 if (boot_delay == 0) vivi_shell();
/*
* wait for a keystroke (or a button press if you want.)
*/
9 printk("Press Return to start the LINUX now, any other key for
vivi/n");
10 c = awaitkey(boot_delay, NULL);
11 if (((c != '/r') && (c != '/n') && (c != '/0'))) {
12 printk("type /"help/" for help./n");
13 vivi_shell();
14 }
15 run_autoboot();
16 return;
17 }
第10行等待鍵盤輸入，如果在一段時間內鍵盤無輸入，或者輸入了回車鍵，
則調用run_autoboot啓動內核；否則調用vivi_shell進入交互界面。
vivi_shell等待用戶輸入命令(等待串口數據)，然後根據命令查找“Step 7：
misc()和init_builtin_cmds()”設置的命令鏈表，運行找到的命令函數。
vivi_shell函數是通過調用serial_term函數來實現的，serial_term代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term]
1 void serial_term(void)
2 {
3 char cmd_buf[MAX_CMDBUF_SIZE];
4 for (;;) {
5 printk("%s> ", prompt); /*prompt is defined upside*/
6 getcmd(cmd_buf, MAX_CMDBUF_SIZE);
/* execute a user command */
7 if (cmd_buf[0])
8 exec_string(cmd_buf);
9 }
10 }
第6行getcmd函數讀取串口數據，將返回的字符串作爲參數調用exec_string
函數。exec_string代碼如下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term > void exec_string(char *buf)]
1 void exec_string(char *buf)
2 {
3 int argc;
4 char *argv[128];
5 char *resid;
6 while (*buf) {
7 memset(argv, 0, sizeof(argv));
8 parseargs(buf, &argc, argv, &resid);
9 if (argc > 0)
10 execcmd(argc, (const char **)argv);
11 buf = resid;
12 }
13 }
它首先調用parseargs函數分析所傳入的字符串，確定參數個數及將這些參
數分別保存。比如對於字符串“abcd efgh ijklm 123”，parseargs函數返回的
結果是：argc ＝ 4，argv[0]指向“abcd”字符串，argv[1]指向“efgh”字符
串，argv[2]指向“ijklm”字符串，argv[3]指向“123”字符串。然後，調用execmd
函數：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) >
vivi_shell(void) > serial_term > void execcmd(int argc, const char
**argv)]
1 void execcmd(int argc, const char **argv)
2 {
3 user_command_t *cmd = find_cmd(argv[0]);
4 if (cmd == NULL) {
5 printk("Could not found '%s' command/n", argv[0]);
6 printk("If you want to konw available commands, type
'help'/n");
7 return;
8 }
9 /*printk("execcmd: cmd=%s, argc=%d/n", argv[0], argc);*/
10 cmd->cmdfunc(argc, argv);
11 }
首先，第3行的find_cmd函數根據命令(argv[0])找到對應的處理函數，然後
執行它(第10行)。命令名字和對應的處理函數指針，在上述“Step 7：misc()
和init_builtin_cmds()”中，使用一個命令鏈表存起來了。具體的命令處理函
數，這裏就不細說了，各位有興趣的可以自行閱讀源代碼。
run_autoboot用於啓動內核，起始就是運行“boot”命令的處理函數
command_boot。我們看看它是如何啓動內核的，下面我們只列出用到的代碼：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) > void
run_autoboot(void) > exec_string("boot") > command_boot(1, 0)]
1 void command_boot(int argc, const char **argv)
2 {
..
3 media_type = get_param_value("media_type", &ret);
4 if (ret) {
5 printk("Can't get default 'media_type'/n");
6 return;
7 }
8 kernel_part = get_mtd_partition("kernel");
9 if (kernel_part == NULL) {
10 printk("Can't find default 'kernel' partition/n");
11 return;
12 }
13 from = kernel_part->offset;
14 size = kernel_part->size;
..
15 boot_kernel(from, size, media_type);
..
}
第3行，獲得存儲內核代碼的器件類型；第8行獲取“kernel”分區信息，第
13、14行由此分區信息獲得內核存放的位置及大小；第15行的boot_kernel函數
將內核從其存儲的器件上(flash)複製到內存，然後執行它。boot_kernel代碼如
下：
[main(int argc, char *argv[]) > void boot_or_vivi(void) > void
run_autoboot(void) > exec_string("boot") > command_boot(1, 0) > int
boot_kernel(ulong from, size_t size, int media_type)]
1 int boot_kernel(ulong from, size_t size, int media_type)
2 {
3 int ret;
4 ulong boot_mem_base; /* base address of bootable memory */
5 ulong to;
6 ulong mach_type;
7 boot_mem_base = get_param_value("boot_mem_base", &ret);
8 if (ret) {
9 printk("Can't get base address of bootable memory/n");
10 printk("Get default DRAM address. (0x%08lx/n", DRAM_BASE);
11 boot_mem_base = DRAM_BASE;
12 }
/* copy kerne image
* LINUX_KERNEL_OFFSET = 0x8000
*/
13 to = boot_mem_base + LINUX_KERNEL_OFFSET;
14 printk("Copy linux kernel from 0x%08lx to 0x%08lx, size =
0x%08lx ... ", from, to, size);
15 ret = copy_kernel_img(to, (char *)from, size, media_type);
16 if (ret) {
17 printk("failed/n");
18 return -1;
19 } else {
20 printk("done/n");
21 }
22 if (*(ulong *)(to + 9*4) != LINUX_ZIMAGE_MAGIC) {
23 printk("Warning: this binary is not compressed linux kernel
image/n");
24 printk("zImage magic = 0x%08lx/n", *(ulong *)(to + 9*4));
25 } else {
26 printk("zImage magic = 0x%08lx/n", *(ulong *)(to + 9*4));
27 }
/* Setup linux parameters and linux command line
* LINUX_PARAM_OFFSET = 0x100
*/
28 setup_linux_param(boot_mem_base + LINUX_PARAM_OFFSET);
/* Get machine type */
29 mach_type = get_param_value("mach_type", &ret);
30 printk("MACH_TYPE = %d/n", mach_type);
/* Go Go Go */
31 printk("NOW, Booting Linux....../n");
32 call_linux(0, mach_type, to);
33 return 0;
34 }
第7－13行用來確定在內核將存放在內存中的位置；15行調用nand_read_ll
函數(詳細介紹請看“實驗六：NAND FLASH CONTROLLER”)從flash芯片上將內核
讀出；28行設置內核啓動的參數，比如命令行等；29行獲取處理器型號；32行的
函數call_linux彙編代碼，跳到內核存放的地址處執行。值得細看的有兩個函數：
setup_linux_param和call_linux。
setup_linux_param函數用於設置linux啓動時用到的各類參數：
[main( ) > boot_or_vivi( ) > run_autoboot( ) > exec_string("boot") >
command_boot(1, 0) > boot_kernel( ) > setup_linux_param( )]
1 static void setup_linux_param(ulong param_base)
2 {
3 struct param_struct *params = (struct param_struct *)param_base;
4 char *linux_cmd;
5 printk("Setup linux parameters at 0x%08lx/n", param_base);
6 memset(params, 0, sizeof(struct param_struct));
7 params->u1.s.page_size = LINUX_PAGE_SIZE;
8 params->u1.s.nr_pages = (DRAM_SIZE >> LINUX_PAGE_SHIFT);
/* set linux command line */
9 linux_cmd = get_linux_cmd_line(); /* lib/priv_data/param.c */
10 if (linux_cmd == NULL) {
11 printk("Wrong magic: could not found linux command line/n");
12 } else {
13 memcpy(params->commandline, linux_cmd, strlen(linux_cmd) +
1);
14 printk("linux command line is: /"%s/"/n", linux_cmd);
15 }
16 }
此函數在param_base地址存放linux啓動時用到的參數。對於本開發板，此
地址爲RAM_BASE + LINUX_PARAM_OFFSET = 0x3000_0000 + 0x100。第9行將命令
行參數從原來位置(上述Step 6：init_priv_data中將命令行等存儲在內存中)
讀出，複製到相應位置(第13行)。
call_linux函數先對cache和tlb進行一些設置，然後將內核存放的位置直接
賦給pc寄存器，從而執行內核。call_linux函數代碼如下：
[main( ) > boot_or_vivi( ) > run_autoboot( ) > exec_string("boot") >
command_boot(1, 0) > boot_kernel( ) > call_linux( )]
1 void call_linux(long a0, long a1, long a2)
2 {
3 cache_clean_invalidate();
4 tlb_invalidate();
5 __asm__(
6 "mov r0, %0/n"
7 "mov r1, %1/n"
8 "mov r2, %2/n"
9 "mov ip, #0/n"
10 "mcr p15, 0, ip, c13, c0, 0/n" /* zero PID */
11 "mcr p15, 0, ip, c7, c7, 0/n" /* invalidate I,D caches */
12 "mcr p15, 0, ip, c7, c10, 4/n" /* drain write buffer */
13 "mcr p15, 0, ip, c8, c7, 0/n" /* invalidate I,D TLBs */
14 "mrc p15, 0, ip, c1, c0, 0/n" /* get control register */
15 "bic ip, ip, #0x0001/n" /* disable MMU */
16 "mcr p15, 0, ip, c1, c0, 0/n" /* write control register */
17 "mov pc, r2/n"
18 "nop/n"
19 "nop/n"
20 : /* no outpus */
21 : "r" (a0), "r" (a1), "r" (a2)
22 );
23 }
對cache、tlb等的操作，您可以參考“實驗十一：MMU”。6、7、8行中的%0、
%1、%2對應3個寄存器，它們存放的值分別爲參數a0、a1和a2。這樣，執行完這3
條語句後，r0、r1、r2對應的值分別爲：0, mach_type, 0x3000_8000(內核在內
存中的存放地址)。第17行將跳到去執行內核。至此，linux內核終於開始運行了！
vivi執行完畢後，內存使用情況如下：
圖12 vivi啓動內核後內存的劃分情況