﻿<?xml version="1.0" encoding="utf-8" standalone="yes"?><rss version="2.0" xmlns:dc="http://purl.org/dc/elements/1.1/" xmlns:trackback="http://madskills.com/public/xml/rss/module/trackback/" xmlns:wfw="http://wellformedweb.org/CommentAPI/" xmlns:slash="http://purl.org/rss/1.0/modules/slash/"><channel><title>IT博客-【Z&amp;Y】幸福小筑-文章分类-嵌入式相关</title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/category/242.html</link><description>                          天道酬勤
Now its the time for me to work hard for my girl!</description><language>zh-cn</language><lastBuildDate>Sun, 02 Oct 2011 08:38:32 GMT</lastBuildDate><pubDate>Sun, 02 Oct 2011 08:38:32 GMT</pubDate><ttl>60</ttl><item><title>C语言测试：想成为嵌入式程序员应知道的0x10个基本问题</title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/977.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Thu, 14 Jul 2005 08:17:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/977.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/977.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/977.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/977.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/977.html</trackback:ping><description><![CDATA[<P>C语言测试是招聘嵌入式系统程序员过程中必须而且有效的方法。这些年，我既参加也组织了许多这种测试，在这过程中我意识到这些测试能为带面试者和被面试者提供许多有用信息，此外，撇开面试的压力不谈，这种测试也是相当有趣的。<BR>从被面试者的角度来讲，你能了解许多关于出题者或监考者的情况。这个测试只是出题者为显示其对ANSI标准细节的知识而不是技术技巧而设计吗？这个愚蠢的问题吗？如要你答出某个字符的ASCII值。这些问题着重考察你的系统调用和内存分配策略方面的能力吗？这标志着出题者也许花时间在微机上而不上在嵌入式系统上。如果上述任何问题的答案是“是”的话，那么我知道我得认真考虑我是否应该去做这份工作。<BR>从面试者的角度来讲，一个测试也许能从多方面揭示应试者的素质：最基本的，你能了解应试者C语言的水平。不管怎么样，看一下这人如何回答他不会的问题也是满有趣。应试者是以好的直觉做出明智的选择，还是只是瞎蒙呢？当应试者在某个问题上卡住时是找借口呢，还是表现出对问题的真正的好奇心，把这看成学习的机会呢？我发现这些信息与他们的测试成绩一样有用。<BR>有了这些想法，我决定出一些真正针对嵌入式系统的考题，希望这些令人头痛的考题能给正在找工作的人一点帮住。这些问题都是我这些年实际碰到的。其中有些题很难，但它们应该都能给你一点启迪。<BR>这个测试适于不同水平的应试者，大多数初级水平的应试者的成绩会很差，经验丰富的程序员应该有很好的成绩。为了让你能自己决定某些问题的偏好，每个问题没有分配分数，如果选择这些考题为你所用，请自行按你的意思分配分数。<BR>预处理器（Preprocessor）</P>
<P>1 . 用预处理指令#define 声明一个常数，用以表明1年中有多少秒（忽略闰年问题）</P>
<P><BR>#define SECONDS_PER_YEAR (60 * 60 * 24 * 365)UL<BR>我在这想看到几件事情：<BR>•; #define 语法的基本知识（例如：不能以分号结束，括号的使用，等等）</P>
<P><BR>•; 懂得预处理器将为你计算常数表达式的值，因此，直接写出你是如何计算一年中有多少秒而不是计算出实际的值，是更清晰而没有代价的。<BR>•; 意识到这个表达式将使一个16位机的整型数溢出-因此要用到长整型符号L,告诉编译器这个常数是的长整型数。<BR>•; 如果你在你的表达式中用到UL（表示无符号长整型），那么你有了一个好的起点。记住，第一印象很重要。<BR>2 . 写一个“标准”宏MIN ，这个宏输入两个参数并返回较小的一个。</P>
<P><BR>#define MIN(A,B) （（A） &lt;= (B) ? (A) : (B))</P>
<P>这个测试是为下面的目的而设的：<BR>•; 标识#define在宏中应用的基本知识。这是很重要的，因为直到嵌入(inline)操作符变为标准C的一部分，宏是方便产生嵌入代码的唯一方法，对于嵌入式系统来说，为了能达到要求的性能，嵌入代码经常是必须的方法。<BR>•; 三重条件操作符的知识。这个操作符存在C语言中的原因是它使得编译器能产生比if-then-else更优化的代码，了解这个用法是很重要的。<BR>•; 懂得在宏中小心地把参数用括号括起来<BR>•; 我也用这个问题开始讨论宏的副作用，例如：当你写下面的代码时会发生什么事？</P>
<P>least = MIN(*p++, b);</P>
<P><BR>3. 预处理器标识#error的目的是什么？<BR>如果你不知道答案，请看参考文献1。这问题对区分一个正常的伙计和一个书呆子是很有用的。只有书呆子才会读C语言课本的附录去找出象这种问题的答案。当然如果你不是在找一个书呆子，那么应试者最好希望自己不要知道答案。<BR>死循环（Infinite loops）</P>
<P><BR>4. 嵌入式系统中经常要用到无限循环，你怎么样用C编写死循环呢？<BR>这个问题用几个解决方案。我首选的方案是：</P>
<P>while(1)<BR>{<BR>?}</P>
<P>&nbsp;</P>
<P>一些程序员更喜欢如下方案：</P>
<P>for(;<BR>{<BR>?}</P>
<P>&nbsp;</P>
<P>这个实现方式让我为难，因为这个语法没有确切表达到底怎么回事。如果一个应试者给出这个作为方案，我将用这个作为一个机会去探究他们这样做的基本原理。如果他们的基本答案是：“我被教着这样做，但从没有想到过为什么。”这会给我留下一个坏印象。<BR>第三个方案是用 goto</P>
<P>Loop:<BR>...<BR>goto Loop;</P>
<P><BR>应试者如给出上面的方案，这说明或者他是一个汇编语言程序员（这也许是好事）或者他是一个想进入新领域的BASIC/FORTRAN程序员。</P>
<P>数据声明（Data declarations）</P>
<P>5. 用变量a给出下面的定义<BR>a) 一个整型数（An integer）<BR>b)一个指向整型数的指针（ A pointer to an integer）<BR>c)一个指向指针的的指针，它指向的指针是指向一个整型数（ A pointer to a pointer to an intege）r<BR>d)一个有10个整型数的数组（ An array of 10 integers）<BR>e) 一个有10个指针的数组，该指针是指向一个整型数的。（An array of 10 pointers to integers）<BR>f) 一个指向有10个整型数数组的指针（ A pointer to an array of 10 integers）<BR>g) 一个指向函数的指针，该函数有一个整型参数并返回一个整型数（A pointer to a function that takes an integer as an argument and returns an integer）<BR>h)一个有10个指针的数组，该指针指向一个函数，该函数有一个整型参数并返回一个整型数（ An array of ten pointers to functions that take an integer argument and return an integer ）</P>
<P>答案是：<BR>a) int a; // An integer<BR>b) int *a; // A pointer to an integer<BR>c) int **a; // A pointer to a pointer to an integer<BR>d) int a[10]; // An array of 10 integers<BR>e) int *a[10]; // An array of 10 pointers to integers<BR>f) int (*a)[10]; // A pointer to an array of 10 integers<BR>g) int (*a)(int); // A pointer to a function a that takes an integer argument and returns an integer<BR>h) int (*a[10])(int); // An array of 10 pointers to functions that take an integer argument and return an integer<BR>人们经常声称这里有几个问题是那种要翻一下书才能回答的问题，我同意这种说法。当我写这篇文章时，为了确定语法的正确性，我的确查了一下书。但是当我被面试的时候，我期望被问到这个问题（或者相近的问题）。因为在被面试的这段时间里，我确定我知道这个问题的答案。应试者如果不知道所有的答案（或至少大部分答案），那么也就没有为这次面试做准备，如果该面试者没有为这次面试做准备，那么他又能为什么出准备呢？<BR>Static<BR>6. 关键字static的作用是什么？<BR>这个简单的问题很少有人能回答完全。在C语言中，关键字static有三个明显的作用：<BR>•; 在函数体，一个被声明为静态的变量在这一函数被调用过程中维持其值不变。<BR>•; 在模块内（但在函数体外），一个被声明为静态的变量可以被模块内所用函数访问，但不能被模块外其它函数访问。它是一个本地的全局变量。<BR>•; 在模块内，一个被声明为静态的函数只可被这一模块内的其它函数调用。那就是，这个函数被限制在声明它的模块的本地范围内使用。<BR>大多数应试者能正确回答第一部分，一部分能正确回答第二部分，同是很少的人能懂得第三部分。这是一个应试者的严重的缺点，因为他显然不懂得本地化数据和代码范围的好处和重要性。</P>
<P><BR>Const</P>
<P>7．关键字const有什么含意？<BR>我只要一听到被面试者说：“const意味着常数”，我就知道我正在和一个业余者打交道。去年Dan Saks已经在他的文章里完全概括了const的所有用法，因此ESP(译者：Embedded Systems Programming)的每一位读者应该非常熟悉const能做什么和不能做什么.如果你从没有读到那篇文章，只要能说出const意味着“只读”就可以了。尽管这个答案不是完全的答案，但我接受它作为一个正确的答案。（如果你想知道更详细的答案，仔细读一下Saks的文章吧。）<BR>如果应试者能正确回答这个问题，我将问他一个附加的问题：<BR>下面的声明都是什么意思？</P>
<P>const int a;<BR>int const a;<BR>const int *a;<BR>int * const a;<BR>int const * a const;</P>
<P>/******/<BR>前两个的作用是一样，a是一个常整型数。第三个意味着a是一个指向常整型数的指针（也就是，整型数是不可修改的，但指针可以）。第四个意思a是一个指向整型数的常指针（也就是说，指针指向的整型数是可以修改的，但指针是不可修改的）。最后一个意味着a是一个指向常整型数的常指针（也就是说，指针指向的整型数是不可修改的，同时指针也是不可修改的）。如果应试者能正确回答这些问题，那么他就给我留下了一个好印象。顺带提一句，也许你可能会问，即使不用关键字 const，也还是能很容易写出功能正确的程序，那么我为什么还要如此看重关键字const呢？我也如下的几下理由：<BR>•; 关键字const的作用是为给读你代码的人传达非常有用的信息，实际上，声明一个参数为常量是为了告诉了用户这个参数的应用目的。如果你曾花很多时间清理其它人留下的垃圾，你就会很快学会感谢这点多余的信息。（当然，懂得用const的程序员很少会留下的垃圾让别人来清理的。）<BR>•; 通过给优化器一些附加的信息，使用关键字const也许能产生更紧凑的代码。<BR>•; 合理地使用关键字const可以使编译器很自然地保护那些不希望被改变的参数，防止其被无意的代码修改。简而言之，这样可以减少bug的出现。<BR>Volatile</P>
<P>8. 关键字volatile有什么含意?并给出三个不同的例子。<BR>一个定义为volatile的变量是说这变量可能会被意想不到地改变，这样，编译器就不会去假设这个变量的值了。精确地说就是，优化器在用到这个变量时必须每次都小心地重新读取这个变量的值，而不是使用保存在寄存器里的备份。下面是volatile变量的几个例子：<BR>•; 并行设备的硬件寄存器（如：状态寄存器）<BR>•; 一个中断服务子程序中会访问到的非自动变量(Non-automatic variables)<BR>•; 多线程应用中被几个任务共享的变量</P>
<P>回答不出这个问题的人是不会被雇佣的。我认为这是区分C程序员和嵌入式系统程序员的最基本的问题。搞嵌入式的家伙们经常同硬件、中断、RTOS等等打交道，所有这些都要求用到volatile变量。不懂得volatile的内容将会带来灾难。<BR>假设被面试者正确地回答了这是问题（嗯，怀疑是否会是这样），我将稍微深究一下，看一下这家伙是不是直正懂得volatile完全的重要性。<BR>•; 一个参数既可以是const还可以是volatile吗？解释为什么。<BR>•; 一个指针可以是volatile 吗？解释为什么。<BR>•; 下面的函数有什么错误：<BR>int square(volatile int *ptr)<BR>{<BR>return *ptr * *ptr;<BR>}</P>
<P>下面是答案：<BR>•; 是的。一个例子是只读的状态寄存器。它是volatile因为它可能被意想不到地改变。它是const因为程序不应该试图去修改它。<BR>•; 是的。尽管这并不很常见。一个例子是当一个中服务子程序修该一个指向一个buffer的指针时。<BR>•; 这段代码有点变态。这段代码的目的是用来返指针*ptr指向值的平方，但是，由于*ptr指向一个volatile型参数，编译器将产生类似下面的代码：</P>
<P><BR>int square(volatile int *ptr)<BR>{<BR>int a,b;<BR>a = *ptr;<BR>b = *ptr;<BR>return a * b;<BR>}</P>
<P><BR>由于*ptr的值可能被意想不到地该变，因此a和b可能是不同的。结果，这段代码可能返不是你所期望的平方值！正确的代码如下：</P>
<P>long square(volatile int *ptr)<BR>{<BR>int a;<BR>a = *ptr;<BR>return a * a;<BR>}</P>
<P>位操作（Bit manipulation）</P>
<P>9. 嵌入式系统总是要用户对变量或寄存器进行位操作。给定一个整型变量a，写两段代码，第一个设置a的bit 3，第二个清除a 的bit 3。在以上两个操作中，要保持其它位不变。<BR>对这个问题有三种基本的反应<BR>•; 不知道如何下手。该被面者从没做过任何嵌入式系统的工作。<BR>•; 用bit fields。Bit fields是被扔到C语言死角的东西，它保证你的代码在不同编译器之间是不可移植的，同时也保证了的你的代码是不可重用的。我最近不幸看到 Infineon为其较复杂的通信芯片写的驱动程序，它用到了bit fields因此完全对我无用，因为我的编译器用其它的方式来实现bit fields的。从道德讲：永远不要让一个非嵌入式的家伙粘实际硬件的边。<BR>•; 用 #defines 和 bit masks 操作。这是一个有极高可移植性的方法，是应该被用到的方法。最佳的解决方案如下：</P>
<P><BR>#define BIT3 (0x1 &lt;&lt; 3)<BR>static int a;</P>
<P>void set_bit3(void) {<BR>a |= BIT3;<BR>}<BR>void clear_bit3(void) {<BR>a &amp;= ~BIT3;<BR>}</P>
<P>一些人喜欢为设置和清除值而定义一个掩码同时定义一些说明常数，这也是可以接受的。我希望看到几个要点：说明常数、|=和&amp;=~操作。<BR>访问固定的内存位置（Accessing fixed memory locations）</P>
<P>10. 嵌入式系统经常具有要求程序员去访问某特定的内存位置的特点。在某工程中，要求设置一绝对地址为0x67a9的整型变量的值为0xaa66。编译器是一个纯粹的ANSI编译器。写代码去完成这一任务。<BR>这一问题测试你是否知道为了访问一绝对地址把一个整型数强制转换（typecast）为一指针是合法的。这一问题的实现方式随着个人风格不同而不同。典型的类似代码如下：</P>
<P>int *ptr;<BR>ptr = (int *)0x67a9;<BR>*ptr = 0xaa55;</P>
<P>A more obscure approach is:<BR>一个较晦涩的方法是：</P>
<P>*(int * const)(0x67a9) = 0xaa55;</P>
<P>即使你的品味更接近第二种方案，但我建议你在面试时使用第一种方案。</P>
<P>中断（Interrupts）</P>
<P>11. 中断是嵌入式系统中重要的组成部分，这导致了很多编译开发商提供一种扩展—让标准C支持中断。具代表事实是，产生了一个新的关键字 __interrupt。下面的代码就使用了__interrupt关键字去定义了一个中断服务子程序(ISR)，请评论一下这段代码的。</P>
<P>__interrupt double compute_area (double radius)<BR>{<BR>double area = PI * radius * radius;<BR>printf("\nArea = %f", area);<BR>return area;<BR>}</P>
<P>这个函数有太多的错误了，以至让人不知从何说起了：<BR>•; ISR 不能返回一个值。如果你不懂这个，那么你不会被雇用的。<BR>•; ISR 不能传递参数。如果你没有看到这一点，你被雇用的机会等同第一项。<BR>•; 在许多的处理器/编译器中，浮点一般都是不可重入的。有些处理器/编译器需要让额处的寄存器入栈，有些处理器/编译器就是不允许在ISR中做浮点运算。此外，ISR应该是短而有效率的，在ISR中做浮点运算是不明智的。<BR>•; 与第三点一脉相承，printf()经常有重入和性能上的问题。如果你丢掉了第三和第四点，我不会太为难你的。不用说，如果你能得到后两点，那么你的被雇用前景越来越光明了。</P>
<P>*****<BR>代码例子（Code examples）</P>
<P>12 . 下面的代码输出是什么，为什么？</P>
<P>void foo(void)<BR>{<BR>unsigned int a = 6;<BR>int b = -20;<BR>(a+b &gt; 6) ? puts("&gt; 6") : puts("&lt;= 6");<BR>}<BR>这个问题测试你是否懂得C语言中的整数自动转换原则，我发现有些开发者懂得极少这些东西。不管如何，这无符号整型问题的答案是输出是 ”&gt;6”。原因是当表达式中存在有符号类型和无符号类型时所有的操作数都自动转换为无符号类型。因此-20变成了一个非常大的正整数，所以该表达式计算出的结果大于6。这一点对于应当频繁用到无符号数据类型的嵌入式系统来说是丰常重要的。如果你答错了这个问题，你也就到了得不到这份工作的边缘。<BR>13. 评价下面的代码片断：</P>
<P>unsigned int zero = 0;<BR>unsigned int compzero = 0xFFFF;<BR>/*1's complement of zero */</P>
<P>对于一个int型不是16位的处理器为说，上面的代码是不正确的。应编写如下：</P>
<P>unsigned int compzero = ~0;</P>
<P>这一问题真正能揭露出应试者是否懂得处理器字长的重要性。在我的经验里，好的嵌入式程序员非常准确地明白硬件的细节和它的局限，然而PC机程序往往把硬件作为一个无法避免的烦恼。<BR>到了这个阶段，应试者或者完全垂头丧气了或者信心满满志在必得。如果显然应试者不是很好，那么这个测试就在这里结束了。但如果显然应试者做得不错，那么我就扔出下面的追加问题，这些问题是比较难的，我想仅仅非常优秀的应试者能做得不错。提出这些问题，我希望更多看到应试者应付问题的方法，而不是答案。不管如何，你就当是这个娱乐吧…</P>
<P>动态内存分配（Dynamic memory allocation）<BR>14. 尽管不像非嵌入式计算机那么常见，嵌入式系统还是有从堆（heap）中动态分配内存的过程的。那么嵌入式系统中，动态分配内存可能发生的问题是什么？<BR>这里，我期望应试者能提到内存碎片，碎片收集的问题，变量的持行时间等等。这个主题已经在ESP杂志中被广泛地讨论过了（主要是 P.J. Plauger, 他的解释远远超过我这里能提到的任何解释），所有回过头看一下这些杂志吧！让应试者进入一种虚假的安全感觉后，我拿出这么一个小节目：<BR>下面的代码片段的输出是什么，为什么？</P>
<P>char *ptr;<BR>if ((ptr = (char *)malloc(0)) ==<BR>NULL)<BR>else<BR>puts("Got a null pointer");<BR>puts("Got a valid pointer");</P>
<P>这是一个有趣的问题。最近在我的一个同事不经意把0值传给了函数malloc，得到了一个合法的指针之后，我才想到这个问题。这就是上面的代码，该代码的输出是“Got a valid pointer”。我用这个来开始讨论这样的一问题，看看被面试者是否想到库例程这样做是正确。得到正确的答案固然重要，但解决问题的方法和你做决定的基本原理更重要些。<BR>Typedef<BR>:<BR>15 Typedef 在C语言中频繁用以声明一个已经存在的数据类型的同义字。也可以用预处理器做类似的事。例如，思考一下下面的例子：</P>
<P>#define dPS struct s *<BR>typedef struct s * tPS;</P>
<P>以上两种情况的意图都是要定义dPS 和 tPS 作为一个指向结构s指针。哪种方法更好呢？（如果有的话）为什么？<BR>这是一个非常微妙的问题，任何人答对这个问题（正当的原因）是应当被恭喜的。答案是：typedef更好。思考下面的例子：</P>
<P>dPS p1,p2;<BR>tPS p3,p4;</P>
<P>第一个扩展为</P>
<P>struct s * p1, p2;</P>
<P>.<BR>上面的代码定义p1为一个指向结构的指，p2为一个实际的结构，这也许不是你想要的。第二个例子正确地定义了p3 和p4 两个指针。</P>
<P>晦涩的语法</P>
<P>16 . C语言同意一些令人震惊的结构,下面的结构是合法的吗，如果是它做些什么？</P>
<P>int a = 5, b = 7, c;<BR>c = a+++b;</P>
<P>这个问题将做为这个测验的一个愉快的结尾。不管你相不相信，上面的例子是完全合乎语法的。问题是编译器如何处理它？水平不高的编译作者实际上会争论这个问题，根据最处理原则，编译器应当能处理尽可能所有合法的用法。因此，上面的代码被处理成：</P>
<P>c = a++ + b;</P>
<P>因此, 这段代码持行后a = 6, b = 7, c = 12。<BR>如果你知道答案，或猜出正确答案，做得好。如果你不知道答案，我也不把这个当作问题。我发现这个问题的最大好处是这是一个关于代码编写风格，代码的可读性，代码的可修改性的好的话题。<BR></P><img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/977.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-14 16:17 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/977.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item><item><title>一种改进嵌入Linux实时性的新型方案 </title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/762.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Wed, 06 Jul 2005 02:32:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/762.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/762.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/762.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/762.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/762.html</trackback:ping><description><![CDATA[<DIV>对嵌入式Linux进行实时性改进是嵌入式操作系统领域的一个研究热点。本文在分析了现有嵌入式操作系统实时性不足的基础上，提出了一种新型的改进方案(将RTAI和uClinux相结合)，并给出具体的工控应用实例，进一步对 这种系统的功能进行有效验证。<BR><BR><IMG onmouseover="if(this.alt) this.style.cursor='hand';" onclick="if(this.alt) window.open('http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460807.gif');" src="http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460807.gif" onload="if(this.width>screen.width*0.62) {this.width=screen.width*0.62;this.alt='点击查看全图';}" border=0><BR>　　　　图1 双内核实时系统嵌入式实时Linux架构<BR><BR><BR>嵌入式Linux以代码开放、价格低廉、功能强大又易于移植的特性正在被广泛应用，为嵌入式操作系统提供了一个极具吸引力的选择。但许多实际应用，譬如多媒体通信、生产过程控制、在线事务处理等等都要求对外部事件在限定的时间内做出反应。因而嵌入式系统实时性问题越来越受到关注，对嵌入式Linux进行实时性改进也成为嵌入式操作系统领域的一个研究热点。<BR><BR>本文提出了一种基于uClinux的嵌入式实时操作系统方案。将RTAI和uClinux相结合，既满足了嵌入式应用的需求，同时又保证了系统的硬实时性。此外，还有强大的网络功能、易升级性、易移植性等优点。最后结合基于这一操作系统开发的重大装备远程监控系统的应用案例，进一步从功能和性能上对其进行验证。<BR><BR>现有嵌入式操作系统应用中存在的问题<BR><BR>一个优秀的嵌入式操作系统是嵌入式系统成功的关键。它除了具备一般操作系统最基本的功能，如任务调度、同步机制、中断处理、文件功能等，还需要具有以下特点：<BR><BR>1. 更好的硬件适应性，也就是良好的移植性；<BR><BR>2. 占有更少的硬件资源；<BR><BR>3. 高可靠性；<BR><BR>4. 提供强大的网络功能，支持TCP/IP协议及其他协议；<BR><BR>5. 有些应用要求具有实时性能。<BR><BR>现有的嵌入式操作系统大致可分为商用型和免费型两类：商用型操作系统由于功能稳定、可靠，有完善的技术支持和售后服务，在嵌入式市场占有一定的份额。但它同时也存在价格昂贵、需要版权、源代码不公开等一系列问题；免费型操作系统(如Linux)源码公开，有价格方面的优势，但在严格满足嵌入式实时应用需求方面还有欠缺。 <BR><IMG onmouseover="if(this.alt) this.style.cursor='hand';" onclick="if(this.alt) window.open('http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460809.gif');" src="http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460809.gif" onload="if(this.width>screen.width*0.62) {this.width=screen.width*0.62;this.alt='点击查看全图';}" border=0><BR>　　　　　　图2 实时内核实现机理<BR><BR><BR>RTAI对Linux的实时性改进<BR><BR>现有几种针对Linux的实时系统解决方案，实现方法主要包括两种：<BR><BR>1)直接修改Linux内核、增加实时性，如：Montavista；<BR><BR>2)在普通Linux内核之上增加实时模块、双内核结构，如：RTLinux或RTAI。<BR><BR>Montavista可以满足用户的软实时要求，RTLinux或RTAI着重增强Linux的硬实时特性。软实时系统的时限是柔性灵活的，它可以容忍偶然的超时错误。失败造成的后果并不严重，仅仅是轻微地降低了系统的吞吐量。硬实时系统有一个刚性的、不可改变的时间限制，它不允许任何超出时限的错误。超时错误会带来损害甚至导致系统失败、或者导致系统不能实现它的预期目标。<BR><BR>RTAI采用双内核方法，不直接使用Linux的任何功能，而是把需要高度时间精度的工作写成一个驱动程序的形式，然后直接用PC时序芯片所产生的中断调用这个驱动程序。RTAI与NMT RT-Linux的最大不同之处在于，它在Linux上定义了一组实时硬件抽象层(RTHAL)。RTHAL将RTAI需要在Linux中修改的部分定义成一组程序界面，RTAI只使用这组界面和Linux沟通。这样做的好处在于，用户可以将直接修改的Linux核心程序代码减至最小，这有可能使得将RTHAL移植到新版Linux的工作量减至最低。<BR><BR>但是，RTAI虽然满足了硬实时性要求，却没有被裁减为足够小且适用于嵌入式系统。<BR><BR>RTAI+uClinux的实时方案<BR><BR>uClinux是为嵌入式应用设计的，它本身并没有更多地关注实时问题。uClinux经过小型化改造，形成了一个高度优化、代码紧凑的嵌入式Linux，并保留了Linux大多数的优点。它专门针对无MMU的CPU，去除了普通Linux内核中的虚拟内存管理部分。更重要的是，uClinux提供了完整的TCP/IP协议栈，并支持大量其他的网络协议，为嵌入式系统提供了强大的网络支持。<BR><BR>而从前面的分析可以看出，RTAI是基于普通Linux内核，相对于嵌入式应用其内核过于庞大；而uClinux本身并没有更多地关注实时问题。因此，可以将RTAI和uClinux相结合，采用双内核的设计方案，既满足了嵌入式应用的需求，又保证了系统的硬实时性。<BR><BR>1．硬件抽象层<BR><IMG onmouseover="if(this.alt) this.style.cursor='hand';" onclick="if(this.alt) window.open('http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460811.gif');" src="http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460811.gif" onload="if(this.width>screen.width*0.62) {this.width=screen.width*0.62;this.alt='点击查看全图';}" border=0> <BR>图3 系统中断处理流程图<BR><BR><BR>系统的实现基础是硬件抽象层，通过硬件抽象层进行硬件管理，把基本内核和实时内核结合在一起，其中一个内核的改变，不会影响另一个内核的执行。<BR><BR>硬件抽象层定义了本系统同硬件之间的抽象接口，主要用来截取硬件中断，并且依据实时内核调度器的需求，重定向为基本内核任务或是实时任务。RTHAL包含一个关键的组件：中断描述符表(IDT，Interrupt Descriptor Table)，它定义了一套指针用来处理中断例程。RTHAL本身定义了一个结构，使得基本内核中断处理函数能够很容易地被实时处理函数所替代。这样，当实时内核通过RTHAL激活后，新的IDT表为合法。在以上控制下，基本内核作为实时系统的任务提供服务。<BR><BR>2．双内核结构<BR><BR>双内核实时系统的总体结构模型如图1所示，主要包含了基本内核、实时内核、硬件抽象层、硬件部分。<BR><BR>其中基本内核(uClinux)和实时内核(RTAI)分别处理非实时和实时任务的调度和执行，而实时任务和非实时任务之间信息的交换要通过管道(FIFO)或共享内存(MBUFF)来实现。当实时任务运行时，基本内核被硬件抽象层屏蔽。即实时内核将基本内核作为优先级最低的一个任务来运行，只有在没有实时任务运行的时候才予以调度。<BR><BR>3.实时内核动态加载<BR><BR>嵌入式实时Linux的实时内核是动态加载的。实时任务被激活前，实时内核并没有启动，基本内核通过RTHAL透明访问硬件，就像RTHAL不存在一样。当实时任务被激活时，RTHAL结构发生变化，基本内核被实时内核接管，图2表明了实时内核启动前后，系统发生的变化。<BR><BR>4．调度处理<BR><BR>当中断到来时，实时内核判断它是基本内核中断还是属于实时中断，分别进行处理。若是基本内核中断，如果当前有实时任务正在运行，则只是设置一下中断标志位，悬挂此中断，如果没有实时任务运行，则调用基本内核的中断处理程序；如果此中断是实时中断，就直接调用相对应的实时中断处理程序。注意，实时中断可以抢先基本内核任务的执行。系统的中断处理流程如图3所示。<BR><BR>应用案例<BR><BR>工业控制是嵌入式实时操作系统的传统应用领域，需要严格的实时处理功能、高可靠性和良好的开放性，对开发环境、可操作性、成本等也有特别的要求。因此本项研究以重大装备的远程监控系统作为其应用之一。<BR><BR>1.嵌入式远程监控系统结构<BR><BR>应用针对工业生产中使用的大型设备在连续运转状态下的远程监控问题，研究用于重大装备远程监控的嵌入式装置。系统主要包括输入/输出模块(NetIO)和输入/输出上位模块(NetWeb)，前者用于实现现场数据的采集(输入)，或用于现场装置的控制(输出)，后者集成了Web功能，使得用户可以通过互联网对输入/输出模块进行访问。两类模块通过网络相连接，在本系统中为通过串行485总线。嵌入式远程监控系统结构如图4所示。<BR><BR>2．NetWeb对嵌入式Linux的功能验证<BR><IMG onmouseover="if(this.alt) this.style.cursor='hand';" onclick="if(this.alt) window.open('http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460811.gif');" src="http://tech.ccidnet.com/pub/attachment/2005/6/460811.gif" onload="if(this.width>screen.width*0.62) {this.width=screen.width*0.62;this.alt='点击查看全图';}" border=0> <BR>图4 嵌入式远程监控体系结构<BR><BR><BR>NetWeb的开发基于前面介绍的嵌入式实时Linux操作系统。特殊的双内核操作系统结构决定了应用开发的特殊性。<BR><BR>1)任务管理功能<BR><BR>系统中的任务可以分为实时性任务和非实时性任务，实时任务包括实时数据采集、处理等方面，这部分的功能要在实时内核RTAI之上进行实现；另外，非实时任务主要包括数据存储、远程通讯的实现，这部分功能要在基本内核uClinux之上实现。<BR><BR>嵌入式实时Linux将实时任务与非实时任务分开管理，实施不同的调度策略和任务间通信方式，至于实时任务与非实时任务之间的通信可以通过实时的FIFO或共享内存实现。这样的功能使应用的编写简洁清晰、功能明确、调度灵活，方便了用户。<BR><BR>2)网络功能<BR><BR>嵌入式实时Linux实现了嵌入式互联网技术，将Web服务器引入到现场测试和控制设备中，在相应的硬件平台和软件系统的支持下，使传统的测试和控制设备转变为具备了以TCP／IP为底层通信协议，Web技术为核心的基于互联网的网络测试和控制设备。<BR><BR>嵌入式Web与传统Web应用相比，简化了系统结构，将信息采集和信息发布都集成到现场的测控设备中。由于有了标准的接口形式和通信协议，内嵌于设备的Web服务器可以向任何接入它所在网络的合法用户提供统一的基于浏览器方式的操作和控制界面，浏览器成了设备的前端控制板。<BR><BR>3)实时性<BR><BR>嵌入式实时Linux是硬实时的嵌入式操作系统。当中断到来时，若是基本内核中断，如果当前有实时任务正在运行，则只是设置一下中断标志位，悬挂此中断；如果此中断是实时中断，就直接调用相对应的实时中断处理程序。这样的调度机制可以保证远程监控系统中实时任务在确定的时间限度内完成，为系统故障的实时预报、诊断、控制提供了强有力的支持。<BR><BR>此外，系统还从时间管理、内存管理、中断管理、同步、互斥管理以及设备管理等方面对这一操作系统的功能进行评估验证。<BR><BR>本文小结<BR><BR>尽管将Linux进行嵌入式实时性改进的方案很多，但是采用RTAI＋uClinux的还未见到成型的产品。这一方案既符合嵌入式系统的需求，又达到硬实时性标准，同时还有强大的网络功能、易升级性、易移植性等优点。<BR><BR>同时，在其上进行应用编程时实时任务(基于RTAI)和非实时任务(基于uClinux)是分开编写的，清晰简洁，但由于用户需要直接在内核空间编程，从系统的安全性角度存在很大隐患。希望可以通过进一步讨论研究使其更加完善。</DIV><img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/762.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-06 10:32 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/762.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item><item><title>DIY：自己动手做一个迷你 Linux 系统 </title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/735.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Mon, 04 Jul 2005 11:49:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/735.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/735.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/735.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/735.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/735.html</trackback:ping><description><![CDATA[本文将带领大家构建一个迷你型的 Linux 系统。它占用的硬盘空间远小于 16M 字节，但是却包括了 XFree86 的 X Window 窗口系统。<BR><BR>目标<BR><BR>本文要构建的这个迷你型的 Linux 系统只能在一台特定的单机上运行，如果读者朋友们有兴趣的话，在这个系统的基础上加以改进，是可以构建出通用的、可以在大多数常规 PC 机上即插即用的系统来的。但是这已经不在本文的话题之内了，读者朋友们如果有兴趣，可以通过我的电子邮件和我讨论其中的细节问题。<BR><BR>我们的目标 Linux 系统运行在一台普通的 Intel 386 PC 机上，可以有硬盘，也可以不要硬盘，而用 Flash Disk 来代替。如果是用 Flash 盘的话，需要能够支持从 Flash 盘启动，而且 Flash 盘的大小要在 16M 字节或者以上。我们希望用户一开机启动，就直接进入 X Window 图形界面，运行事先指定好的程序。不需要用户输入用户名和密码进行登录。<BR><BR>我们设定的这个目标有点像一个 X Terminal 终端工作站。稍加改进，还可以做成干脆无盘的形式，也就是说，连 16M 的 Flash 盘也不要了。不过，这也超出了本文的话题了。读者朋友们如果有兴趣，可以来信和我进行讨论。<BR><BR>系统启动<BR><BR>因为我们要考虑从 Flash 盘进行启动，所以我们选择用 LILO 作为我们的 Boot Loader，而不选用 GRUB。这是考虑到 GRUB 有较强的对硬盘和文件系统的识别能力，而 Flash 盘到底不是标准的硬盘，并且我们选用的文件系统 GRUB 又不一定认识，搞不好的话 GRUB 反会弄巧成拙。而 LILO 就简单的多了，它在硬盘开始的 MBR 写入一个小程序，这个小程序不经过文件系统，直接从硬盘扇区号，读出 Kernel Image 装入内存。这样，保险系数就大大增加。并且也给了我们自由选用文件系统的余地。那么，我们要如何安装 LILO 呢？<BR><BR>首先，我们要找一块普通的 800M 左右的 IDE 硬盘，连在目标机器的 IDE 线上。这样在我们的目标机器上，IDE1 上挂的是 Flash 盘，IDE2 上挂的是一块工作硬盘。我们用标准的步骤在 IDE2 的标准硬盘上装上一个 Debian GNU/Linux 系统。当然，如果读者朋友们手头没有 Debian，也可以装 Red Hat 系统。装好工作系统之后，要首先做一些裁减工作，把不必要的 Service 和 X Window 等等东西都删掉。这样做的目的是增进系统启动速度，因为我们在后面的工作中，肯定要不停的重新启动机器，所以启动速度对我们的工作效率是很关键的。<BR><BR>装好工作系统之后，在 Falsh 盘上做一个 Ext2 文件系统，这个用 mke2fs 这个命令就可以完成。由于 Flash 盘是接在 IDE1 上的，所以在 Linux 里面，它的身份是 /dev/hda。本文作者在操作的时候，把整个 Flash 盘划分了一个整个的分区，所以，调用 mke2fs 的时候，处理的是 /dev/hda1。读者朋友们应该可以直接在 /dev/hda 上做一个 Ext2 文件系统，而不用事先分区。<BR><BR>在 Flash 盘上做好了文件系统之后，就可以把一个编译好的内核映像文件 vmlinuz 拷贝到 Flash 盘上了。注意，必须要先把这个 vmlinuz 映像文件拷贝到 Flash 盘上，然后才能在 Flash 盘上安装 LILO。不然的话，LILO 到时候可是会 LILILILI 打结巴的，因为它会找不到 Kernel Image 在 Flash 盘上的位置的，那样的话 Flash 盘也就启动不起来了。还有，如果读者朋友们在 Flash 盘上用的是一个压缩的文件系统的话，到时候 LILO 也会出问题，它虽然能正确的找到 Kernel Image 在硬盘上的起始位置，但是它却没有办法处理被文件系统重新压缩过的这个 Kernel Image，不知道该如何把它展开到内存中去。<BR><BR>把 Kernel Image 拷贝过去以后，我们就可以动手编辑一份 lilo.conf 文件，这份文件可以就放在工作系统上就行了。但是注意在 lilo.conf 中索引的文件名的路径可要写对。这些路径名都是在工作系统上看上去的路径名。比如，如果 Flash 盘 Mount 在 /mnt 目录下面，那么，在 lilo.conf 中，vmlinuz 的路径名就是 /mnt/vmlinuz。注意这一点千万不要搞错。不然的话，如果一不小心把工作系统的 LILO 给破坏掉了，那就麻烦了。编辑好了 lilo.conf，然后再运行 lilo 命令，注意，要告诉它用这个新的 lilo.conf 文件，而不要用 /etc/lilo.conf。<BR><BR>安装好 LILO 之后，我们可以立即重新启动，测试一下。首先在 BIOS 里面，设置成从 IDE1 开始启动，如果我们看到 LILO 的提示符，按回车后还能看到 Kernel 输出的消息，这就算是 LILO 的安装成功了。记得这个操作的方法，以后每次我们更新 Flash 盘上的 Kernel Image，都记得要更新 LILO。也就是说，要重新运行一遍 lilo 命令。<BR><BR>编译内核<BR><BR>试验成功 LILO 的安装以后，我们开始考虑编译一个新的内核。当然，要编译新的内核，我们首先要进入我们的工作系统。这里有两个办法进入工作系统，一是在 BIOS 里面设置从 IDE2 启动，当然，这就要求当初安装工作系统的时候，要把 LILO 安装在 /dev/hdb 上；另一个办法是还是从 IDE1 启动，不改变 BIOS 的设置，但是在看到 LILO 的提示符的时候，要键入 linux root=/dev/hdb1，最前面的 linux 是在 lilo.conf 里面定义的一个 entry，我们只采用这个 entry 所指定的 Kernel Image，但是用 /dev/hdb1 作为 root 文件系统。两个办法可能有的时候一个比另一个好，更方便一些。这就要看具体的情况了。不过，它们的设置并不是互相冲突的。<BR><BR>在编译内核的时候，由于我们的内核是只有一台机器使用的，所以我们应该对它的情况了如指掌；另外一方面，为了减低不必要的复杂性，我们决定不用 kernel module 的支持，而把所有需要的东西直接编译到内核的里面。这样编译出来的内核，在一台普通的 586 主板上，把所有必要的功能都加进去，一般也不到 800K 字节。所以，这个办法是可行的。而且减低了 init scripts 的复杂程度。从运行方面来考虑，由于需要的 kernel 代码反正是要装载到内存中的，所以并不会引起内存的浪费。<BR><BR>在我们的目标平台上，我们希望使用 USB 存储设备。还有一点要注意的，就是对 Frame buffer 的支持。这主要是为了支持 XFree86。一般说来，如果我们的显卡是 XFree86 直接支持的，那当然最好，也就不需要 frame buffer 的内核支持。但是如果 XFree86 不支持我们的显卡，我们可以考虑用 VESA 模式。但是 XFree86 的 VESA 卡支持运行起来不太漂亮，还有安全方面的问题，有时在启动和退出 X Window 的时候会出现花屏。所以我们可以采用 kernel 的 vesa 模式的 frame buffer，然后用 xfree86 的 linux frame buffer 的驱动程序。这样一般就看不到花屏的现象了，而且安全方面也没有任何问题。<BR><BR>devfs 也是我们感兴趣的话题。如果 kernel 不使用 devfs，那么系统上的 root 文件系统就要有 /dev 目录下面的所有内容。这些内容可以用 /dev/MAKEDEV 脚本来建立，也可以用 mknod 手工一个一个来建。这个方法有其自身的好处。但是它的缺点是麻烦，而且和 kernel 的状态又并不一致。相反的，如果使用了 devfs，我们就再也不用担心 /dev 目录下面的任何事情了。/dev 目录下面的项目会有 kernel 的代码自己负责。实际使用起来的效果，对内存的消耗并不明显。所以我们选择 devfs。<BR><BR>busybox<BR><BR>有了 LILO 和 kernel image 之后，接下来，我们要安排 root 文件系统。由于 flash 盘的空间只有 16M 字节，可以说，这是对我们最大的挑战。这里首先要向大家介绍小型嵌入式 Linux 系统安排 root 文件系统时的一个常用的利器：BusyBox。<BR><BR>Busybox 是 Debian GNU/Linux 的大名鼎鼎的 Bruce Perens 首先开发，使用在 Debian 的安装程序中。后来又有许多 Debian developers 贡献力量，这其中尤推 busybox 目前的维护者 Erik Andersen，他患有癌症，可是却是一名优秀的自由软件开发者。<BR><BR>Busybox 编译出一个单个的独立执行程序，就叫做 busybox。但是它可以根据配置，执行 ash shell 的功能，以及几十个各种小应用程序的功能。这其中包括有一个迷你的 vi 编辑器，系统不可或缺的 /sbin/init 程序，以及其他诸如 sed, ifconfig, halt, reboot, mkdir, mount, ln, ls, echo, cat ... 等等这些都是一个正常的系统上必不可少的，但是如果我们把这些程序的原件拿过来的话，它们的体积加在一起，让人吃不消。可是 busybox 有全部的这么多功能，大小也不过 100K 左右。而且，用户还可以根据自己的需要，决定到底要在 busybox 中编译进哪几个应用程序的功能。这样的话，busybox 的体积就可以进一步缩小了。<BR><BR>使用 busybox 也很简单。只要建一个符号链接，比方 ln -s /bin/busybox /bin/ls，那么，执行 /bin/ls 的时候，busybox 就会执行 ls 的功能，也会按照 ls 的方式处理命令行参数。又比如 ln -s /bin/busybox /sbin/init，这样我们就有了系统运行不可或缺的 /sbin/init 程序了。当然，这里的前提是，你在 busybox 中编译进去了这两个程序的功能。<BR><BR>这里面要提出注意的一点是，busybox 的 init 程序所认识的 /etc/inittab 的格式非常简单，而且和常规的 inittab 文件的格式不一样。所以读者朋友们在为这个 busybox 的 init 写 inittab 的时候，要注意一下不同的语法。至于细节，就不在我们这里多说了，请大家参考 Busybox 的用户手册。<BR><BR>从启动到进入 shell<BR><BR>busybox 安装好以后，我们就可以考虑重新启动，一直到进入 shell 提示符了。这之前，我们要准备一下 /etc 目录下的几个重要的文件，而且要把 busybox 用到的 library 也拷贝过来。<BR><BR>用 ldd 命令，后面跟要分析的二进制程序的路径名，就可以知道一个二进制程序，或者是一个 library 文件之间的互相依赖关系，比如 busybox 就依赖于 libc.so 和 ld-linux.so ，我们有了这些知识，就可把动手把所有需要的 library 拷贝到 flash 盘上。由于我们的 flash 盘说大不大，说小倒也不小，有 16M 字节之多。我们直接就用 Glibc 的文件也没有太多问题。如果读者朋友们有特殊的需要，觉得 Glibc 太庞大了的话，可以考虑用 uClibc，这是一个非常小巧的 libc 库，功能当然没有 Glibc 全，但是足够一个嵌入式系统使用了。本文就不再介绍 uClibc 了。<BR><BR>库程序拷贝过来以后，我们就可以考虑系统启动的步骤了。启动的时候，先是 lilo，接下来就是 kernel，kernel 初始化之后，就调用 /sbin/init，然后由 init 解释 /etc/inittab 运行各种各样的东西。inittab 会指导 init 去调用一个最重要的系统初始化程序 /etc/init.d/rcS，我们将要在 rcS 中完成各个文件系统的 mount，此外，还有在 rcS 中调用 dhcp 程序，把网络架起来。rcS 执行完了以后，init 就会在一个 console 上，按照 inittab 的指示开一个 shell，或者是开 getty + login，这样用户就会看到提示输入用户名的提示符。我们这里为了简单起见，先直接进入 shell，然后等到调试成功以后，再改成直接进入 X Window。<BR><BR>关于 inittab 的语法，我们上面已经提到过了，希望读者朋友们去查权威的 busybox 的用户手册。这里，我们先要讲一下文件系统的构成情况。<BR><BR>安排文件系统<BR><BR>大家已经看到，我们的 root 文件系统为了避免麻烦，用的是标准的 ext2 文件系统。由于我们的硬盘空间很小，只有不到 16M，而且我们还要在上面放上 X Window，所以，如果我们全部用 ext2 的话，Flash 盘的有限空间会很快耗尽。我们唯一的选择是采用一个适当的压缩文件系统。考虑到 /usr 目录下面的内容在系统运行的时候，是不需要被改写的。我们决定选择只读的压缩文件系统 cramfs 来容纳 /usr 目录下面的全部内容。<BR><BR>cramfs 是 Linus Torvalds 本人开发的一个适用于嵌入式系统的小文件系统。由于它是只读的，所以，虽然它采取了 zlib 做压缩，但是它还是可以做到高效的随机读取。既然 cramfs 不会影响系统读取文件的速度，又是一个高度压缩的文件系统，对于我们，它就是一个相当不错的选择了。<BR><BR>我们首先把 /usr 目录下的全部内容制成一个 cramfs 的 image 文件。这可以用 mkcramfs 命令完成。得到了这个 usr.img 文件之后，我们还要考虑怎样才能在系统运行的时候，把这个 image 文件 mount 上来，成为一个可用的文件系统。由于这个 image 文件不是一个通常意义上的 block 设备，我们必须采用 loopback 设备来完成这一任务。具体说来，就是在前面提到的 /etc/init.d/rcS 脚本的前面部分，加上一行 mount 命令：<BR><BR><BR>mount -o loop -t cramfs /usr.img /usr<BR><BR>这样，就可以经由 loopback 设备，把 usr.img 这个 cramfs 的 image 文件 mount 到 /usr 目录上去了。哦，对了，由于要用到 loopback 设备，读者朋友们在编译内核的时候，别忘了加入内核对这个设备的支持。对于系统今后的运行来说，这个 mount 的效果是透明的。cramfs 的压缩效率一般都能达到将近 50%，而我们的系统上绝大部分的内容是位于 /usr 目录下面，这样一来，原本可能要用到 18M 的 Flash 盘，现在可能只需要 11M 就可以了。一个 14M 的 /usr 目录，给压缩成了仅仅 7M。<BR><BR>上面考虑了压缩问题，下面还要考虑到，Flash 盘毕竟不像普通硬盘，多次的擦写毕竟不太好，所以我们考虑，在需要多次擦写的地方，使用内存来做。这个任务，我们考虑用 tmpfs 来完成。至于 tmpfs 和经典的 ramdisk 的比较，我们这里就不多说了。一般说来，tmpfs 更加灵活一些，tmpfs 的大小不像 ramdisk，可以顺着用户的需要增长或者缩小。我们选择把 /tmp、/var 等几个目录做成 tmpfs。这只需要我们在 /etc/fstab 里面加上两行类似下面的文字就可以了：<BR><BR><BR>none /var tmpfs default 0 0<BR><BR>然后别忘了在 /etc/init.d/rcS 里面靠近开头的地方，加上 mount -a。这样，就可以把 /etc/fstab 里面指定的所有的文件系统都 mount 上来了。<BR><BR>X Window<BR><BR>进行到这里，读者朋友们可能会以为，X Window 的安装可能会很复杂。其实不然，由于我们上面的架子搭好了，X Window 的安装非常简单，只需要把几个关键的程序拷贝过来就可以了。一般说来，只需要 /usr/X11R6 目录下面的 bin 和 lib 两个目录。然后，根据用户各自的需要，还可以做大幅的裁减。比如，如果你的局域网上有一个开放的 xfs 字体服务器的话，你可以把所有本地的字体都删掉，而使用远端的字体服务器。如果只需要运行有限的程序，别忘了把没有用的 library 都删掉。此外，还可以把多余的 X Window 的 driver 都删掉，只保留本机的显示卡所需要的 driver 就可以了。<BR><BR>当然，这一关免不了要做多次测试。<BR><BR>其它技巧<BR><BR>如果你的工作系统式在另外一台机器上，通过局域网和本机互联的话，ssh 是一个不错的工具。此外，ssh 中带的 scp 用起来和普通的 cp 拷贝程序差不多，非常方便。用 ssh 和 scp 来共享文件，远程试验，你就可以不需要在办公室里跑来跑去的了。<BR><BR>如果你需要一个 MS Windows 上运行的 X Server 和 xfs 字体服务器，可以考虑包括在 Red Hat 的 Cygwin 工具箱中的 XFree86 系统<img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/735.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-04 19:49 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/735.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item><item><title>嵌入式系统开发 </title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/731.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Mon, 04 Jul 2005 11:35:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/731.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/731.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/731.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/731.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/731.html</trackback:ping><description><![CDATA[如果您刚接触嵌入式开发，那么大量可用的引导装载程序（bootloader）、规模缩小的分发版（distribution）、文件系统和 GUI 看起来可能太多了。但是这些丰富的选项实际上是一种恩赐，允许您调整开发或用户环境以完全符合您的需要。对 Linux 嵌入式开发的概述将帮助您理解所有这些选项。<BR>Linux 正在嵌入式开发领域稳步发展。因为 Linux 使用 GPL（请参阅本文后面的参考资料），所以任何对将 Linux 定制于 PDA、掌上机或者可佩带设备感兴趣的人都可以从因特网免费下载其内核和应用程序，并开始移植或开发。许多 Linux 改良品种迎合了嵌入式／实时市场。它们包括 RTLinux（实时 Linux）、uclinux（用于非 MMU 设备的 Linux）、Montavista Linux（用于 ARM、MIPS、PPC 的 Linux 分发版）、ARM-Linux（ARM 上的 Linux）和其它 Linux 系统（请参阅参考资料以链接到本文中提到的这些和其它术语及产品。）<BR><BR>嵌入式 Linux 开发大致涉及三个层次：引导装载程序、Linux 内核和图形用户界面（或称 GUI）。在本文中，我们将集中讨论涉及这三层的一些基本概念；深入了解引导装载程序、内核和文件系统是如何交互的；并将研究可用于文件系统、GUI 和引导装载程序的众多选项中的一部分。<BR><BR>引导装载程序<BR>引导装载程序通常是在任何硬件上执行的第一段代码。在象台式机这样的常规系统中，通常将引导装载程序装入主引导记录（Master Boot Record，(MBR)）中，或者装入 Linux 驻留的磁盘的第一个扇区中。通常，在台式机或其它系统上，BIOS 将控制移交给引导装载程序。这就提出了一个有趣的问题：谁将引导装载程序装入（在大多数情况中）没有 BIOS 的嵌入式设备上呢？<BR><BR>解决这个问题有两种常规技术：专用软件和微小的引导代码（tiny bootcode）。<BR><BR>专用软件可以直接与远程系统上的闪存设备进行交互并将引导装载程序安装在闪存的给定位置中。闪存设备是与存储设备功能类似的特殊芯片，而且它们能持久存储信息 — 即，在重新引导时不会擦除其内容。<BR><BR>这个软件使用目标（在嵌入式开发中，嵌入式设备通常被称为目标）上的 JTAG 端口，它是用于执行外部输入（通常来自主机机器）的指令的接口。JFlash-linux 是一种用于直接写闪存的流行工具。它支持为数众多的闪存芯片；它在主机机器（通常是 i386 机器 — 本文中我们把一台 i386 机器称为主机）上执行并通过 JTAG 接口使用并行端口访问目标的闪存芯片。当然，这意味着目标需要有一个并行接口使它能与主机通信。Jflash-linux 在 Linux 和 Windows 版本中都可使用，可以在命令行中用以下命令启动它：<BR><BR>Jflash-linux &lt;bootloader&gt;<BR><BR>某些种类的嵌入式设备具有微小的引导代码 — 根据几个字节的指令 — 它将初始化一些 DRAM 设置并启用目标上的一个串行（或者 USB，或者以太网）端口与主机程序通信。然后，主机程序或装入程序可以使用这个连接将引导装载程序传送到目标上，并将它写入闪存。<BR><BR>在安装它并给予其控制后，这个引导装载程序执行下列各类功能：<BR><BR>初始化 CPU 速度<BR>初始化内存，包括启用内存库、初始化内存配置寄存器等<BR>初始化串行端口（如果在目标上有的话）<BR>启用指令／数据高速缓存<BR>设置堆栈指针<BR>设置参数区域并构造参数结构和标记（这是重要的一步，因为内核在标识根设备、页面大小、内存大小以及更多内容时要使用引导参数）<BR>执行 POST（加电自检）来标识存在的设备并报告任何问题<BR>为电源管理提供挂起／恢复支持<BR>跳转到内核的开始<BR><BR><BR><BR>带有引导装载程序、参数结构、内核和文件系统的系统典型内存布局可能如下所示：<BR><BR>清单 1. 典型内存布局 /* Top Of Memory */<BR><BR>Bootloader<BR>Parameter Area<BR>Kernel<BR>Filesystem<BR><BR>/* End Of Memory */<BR><BR><BR><BR><BR>嵌入式设备上一些流行的并可免费使用的 Linux 引导装载程序有 Blob、Redboot 和 Bootldr（请参阅参考资料获得链接）。所有这些引导装载程序都用于基于 ARM 设备上的 Linux，并需要 Jflash-linux 工具用于安装。<BR><BR>一旦将引导装载程序安装到目标的闪存中，它就会执行我们上面提到的所有初始化工作。然后，它准备接收来自主机的内核和文件系统。一旦装入了内核，引导装载程序就将控制转给内核。<BR><BR>设置工具链<BR>设置工具链在主机机器上创建一个用于编译将在目标上运行的内核和应用程序的构建环境 — 这是因为目标硬件可能没有与主机兼容的二进制执行级别。<BR><BR>工具链由一套用于编译、汇编和链接内核及应用程序的组件组成。 这些组件包括：<BR><BR>Binutils — 用于操作二进制文件的实用程序集合。它们包括诸如 ar、as、objdump、objcopy 这样的实用程序。<BR>Gcc — GNU C 编译器。<BR>Glibc — 所有用户应用程序都将链接到的 C 库。避免使用任何 C 库函数的内核和其它应用程序可以在没有该库的情况下进行编译。<BR><BR><BR><BR>构建工具链建立了一个交叉编译器环境。本地编译器编译与本机同类的处理器的指令。交叉编译器运行在某一种处理器上，却可以编译另一种处理器的指令。重头设置交叉编译器工具链可不是一项简单的任务：它包括下载源代码、修补补丁、配置、编译、设置头文件、安装以及很多很多的操作。另外，这样一个彻底的构建过程对内存和硬盘的需求是巨大的。如果没有足够的内存和硬盘空间，那么在构建阶段由于相关性、配置或头文件设置等问题会突然冒出许多问题。<BR><BR>因此能够从因特网上获得已预编译的二进制文件是一件好事（但不太好的一点是，目前它们大多数只限于基于 ARM 的系统，但迟早会改变的）。一些比较流行的已预编译的工具链包括那些来自 Compaq（Familiar Linux ）、LART（LART Linux）和 Embedian（基于 Debian 但与它无关）的工具链 — 所有这些工具链都用于基于 ARM 的平台。<BR><BR>内核设置<BR>Linux 社区正积极地为新硬件添加功能部件和支持、在内核中修正错误并且及时地进行常规改进。这导致大约每 6 个月（或 6 个月不到）就有一个稳定的 Linux 树的新发行版。不同的维护者维护针对特定体系结构的不同内核树和补丁。当为一个项目选择了一个内核时，您需要评估最新发行版的稳定性如何、它是否符合项目要求和硬件平台、从编程角度来看它的舒适程度以及其它难以确定的方面。还有一点也非常重要：找到需要应用于基本内核的所有补丁，以便为特定的体系结构调整内核。<BR><BR>内核布局<BR>内核布局分为特定于体系结构的部分和与体系结构无关的部分。内核中特定于体系结构的部分首先执行，设置硬件寄存器、配置内存映射、执行特定于体系结构的初始化，然后将控制转给内核中与体系结构无关的部分。系统的其余部分在这第二个阶段期间进行初始化。内核树下的目录 arch/ 由不同的子目录组成，每个子目录用于一个不同的体系结构（MIPS、ARM、i386、SPARC、PPC 等）。每一个这样的子目录都包含 kernel/ 和 mm/ 子目录，它们包含特定于体系结构的代码来完成象初始化内存、设置 IRQ、启用高速缓存、设置内核页面表等操作。一旦装入内核并给予其控制，就首先调用这些函数，然后初始化系统的其余部分。<BR><BR>根据可用的系统资源和引导装载程序的功能，内核可以编译成 vmlinux、Image 或 zImage。vmlinux 和 zImage 之间的主要区别在于 vmlinux 是实际的（未压缩的）可执行文件，而 zImage 是或多或少包含相同信息的自解压压缩文件 — 只是压缩它以处理（通常是 Intel 强制的）640 KB 引导时间的限制。有关所有这些的权威性解释，请参阅 Linux Magazine 的文章“Kernel Configuration: dealing with the unexpected”（请参阅参考资料）。<BR><BR>内核链接和装入<BR>一旦为目标系统编译了内核后，通过使用引导装载程序（它已经被装入到目标的闪存中），内核就被装入到目标系统的内存（在 DRAM 中或者在闪存中）。通过使用串行、USB 或以太网端口，引导装载程序与主机通信以将内核传送到目标的闪存或 DRAM 中。在将内核完全装入目标后，引导装载程序将控制传递给装入内核的地址。<BR><BR>内核可执行文件由许多链接在一起的对象文件组成。对象文件有许多节，如文本、数据、init 数据、bass 等等。这些对象文件都是由一个称为链接器脚本的文件链接并装入的。这个链接器脚本的功能是将输入对象文件的各节映射到输出文件中；换句话说，它将所有输入对象文件都链接到单一的可执行文件中，将该可执行文件的各节装入到指定地址处。vmlinux.lds 是存在于 arch/&lt;target&gt;/ 目录中的内核链接器脚本，它负责链接内核的各个节并将它们装入内存中特定偏移量处。典型的 vmlinux.lds 看起来象这样：<BR><BR>清单 2. 典型的 vmlinux.lds 文件 OUTPUT_ARCH(&lt;arch&gt;) /* &lt;arch&gt; includes architecture type */<BR>ENTRY(stext) /* stext is the kernel entry point */<BR>SECTIONS /* SECTIONS command describes the layout<BR>of the output file */<BR>{<BR>. = TEXTADDR; /* TEXTADDR is LMA for the kernel */<BR>.init : { /* Init code and data*/<BR>_stext = .; /* First section is stext followed<BR>by __init data section */<BR>__init_begin = .;<BR>*(.text.init)<BR>__init_end = .;<BR>}<BR>.text : { /* Real text segment follows __init_data section */<BR>_text = .;<BR>*(.text)<BR>_etext = .; /* End of text section*/<BR>}<BR>.data :{<BR>_data=.; /* Data section comes after text section */<BR>*(.data)<BR>_edata=.;<BR>} /* Data section ends here */<BR>.bss : { /* BSS section follows symbol table section */<BR>__bss_start = .;<BR>*(.bss)<BR>_end = . ; /* BSS section ends here */<BR>}<BR>}<BR><BR><BR><BR><BR>LMA 是装入模块地址；它表示将要装入内核的目标虚拟内存中的地址。TEXTADDR 是内核的虚拟起始地址，并且在 arch/&lt;target&gt;/ 下的 Makefile 中指定它的值。这个地址必须与引导装载程序使用的地址相匹配。<BR><BR>一旦引导装载程序将内核复制到闪存或 DRAM 中，内核就被重新定位到 TEXTADDR — 它通常在 DRAM 中。然后，引导装载程序将控制转给这个地址，以便内核能开始执行。<BR><BR>参数传递和内核引导<BR>stext 是内核入口点，这意味着在内核引导时将首先执行这一节下的代码。它通常用汇编语言编写，并且通常它在 arch/&lt;target&gt;/ 内核目录下。这个代码设置内核页面目录、创建身份内核映射、标识体系结构和处理器以及执行分支 start_kernel（初始化系统的主例程）。<BR><BR>start_kernel 调用 setup_arch 作为执行的第一步，在其中完成特定于体系结构的设置。这包括初始化硬件寄存器、标识根设备和系统中可用的 DRAM 和闪存的数量、指定系统中可用页面的数目、文件系统大小等等。所有这些信息都以参数形式从引导装载程序传递到内核。<BR><BR>将参数从引导装载程序传递到内核有两种方法：parameter_structure 和标记列表。在这两种方法中，不赞成使用参数结构，因为它强加了限制：指定在内存中，每个参数必须位于 param_struct 中的特定偏移量处。最新的内核期望参数作为标记列表的格式来传递，并将参数转化为已标记格式。param_struct 定义在 include/asm/setup.h 中。它的一些重要字段是：<BR><BR>清单 3. 样本参数结构 struct param_struct {<BR>unsigned long page_size; /* 0: Size of the page */<BR>unsigned long nr_pages; /* 4: Number of pages in the system */<BR>unsigned long ramdisk /* 8: ramdisk size */<BR>unsigned long rootdev; /* 16: Number representing the root device */<BR>unsigned long initrd_start; /* 64: starting address of initial ramdisk */<BR>/* This can be either in flash/dram */<BR>unsigned long initrd_size; /* 68: size of initial ramdisk */<BR>}<BR><BR><BR><BR><BR>请注意：这些数表示定义字段的参数结构中的偏移量。这意味着如果引导装载程序将参数结构放置在地址 0xc0000100，那么 rootdev 参数将放置在 0xc0000100 + 16，initrd_start 将放置在 0xc0000100 + 64 等等 — 否则，内核将在解释正确的参数时遇到困难。<BR><BR>正如上面提到的，因为从引导装载程序到内核的参数传递会有一些约束条件，所以大多数 2.4.x 系列内核期望参数以已标记的列表格式传递。在已标记的列表中，每个标记由标识被传递参数的 tag_header 以及其后的参数值组成。标记列表中标记的常规格式可以如下所示：<BR><BR>清单 4. 样本标记格式。内核通过 &lt;ATAG_TAGNAME&gt; 头来标识每个标记。 #define &lt;aTAG_TAGNAME&gt; &lt;Some Magic number&gt;<BR><BR>struct &lt;tag_tagname&gt; {<BR>u32 &lt;tag_param&gt;;<BR>u32 &lt;tag_param&gt;;<BR>};<BR><BR>/* Example tag for passing memory information */<BR><BR>#define ATAG_MEM 0x54410002 /* Magic number */<BR><BR>struct tag_mem32 {<BR>u32 size; /* size of memory */<BR>u32 start; /* physical start address of memory*/<BR>};<BR><BR><BR><BR><BR>setup_arch 还需要对闪存存储库、系统寄存器和其它特定设备执行内存映射。一旦完成了特定于体系结构的设置，控制就返回到初始化系统其余部分的 start_kernel 函数。这些附加的初始化任务包含：<BR><BR>设置陷阱<BR>初始化中断<BR>初始化计时器<BR>初始化控制台<BR>调用 mem_init，它计算各种区域、高内存区等内的页面数量<BR>初始化 slab 分配器并为 VFS、缓冲区高速缓存等创建 slab 高速缓存<BR>建立各种文件系统，如 proc、ext2 和 JFFS2<BR>创建 kernel_thread，它执行文件系统中的 init 命令并显示 lign 提示符。 如果在 /bin、/sbin 或 /etc 中没有 init 程序，那么内核将执行文件系统的 /bin 中的 shell。<BR><BR><BR><BR>设备驱动程序<BR>嵌入式系统通常有许多设备用于与用户交互，象触摸屏、小键盘、滚动轮、传感器、RA232 接口、LCD 等等。除了这些设备外，还有许多其它专用设备，包括闪存、USB、GSM 等。内核通过所有这些设备各自的设备驱动程序来控制它们，包括 GUI 用户应用程序也通过访问这些驱动程序来访问设备。本节着重讨论通常几乎在每个嵌入式环境中都会使用的一些重要设备的设备驱动程序。<BR><BR>帧缓冲区驱动程序<BR>这是最重要的驱动程序之一，因为通过这个驱动程序才能使系统屏幕显示内容。帧缓冲区驱动程序通常有三层。最底层是基本控制台驱动程序 drivers/char/console.c，它提供了文本控制台常规接口的一部分。通过使用控制台驱动程序函数，我们能将文本打印到屏幕上 — 但图形或动画还不能（这样做需要使用视频模式功能，通常出现在中间层，也就是 drivers/video/fbcon.c 中）。这个第二层驱动程序提供了视频模式中绘图的常规接口。<BR><BR>帧缓冲区是显卡上的内存，需要将它内存映射到用户空间以便可以将图形和文本能写到这个内存段上：然后这个信息将反映到屏幕上。帧缓冲区支持提高了绘图的速度和整体性能。这也是顶层驱动程序引人注意之处：顶层是非常特定于硬件的驱动程序，它需要支持显卡不同的硬件方面 — 象启用／禁用显卡控制器、深度和模式的支持以及调色板等。所有这三层都相互依赖以实现正确的视频功能。与帧缓冲区有关的设备是 /dev/fb0（主设备号 29，次设备号 0）。<BR><BR>输入设备驱动程序<BR>可触摸板是用于嵌入式设备的最基本的用户交互设备之一 — 小键盘、传感器和滚动轮也包含在许多不同设备中以用于不同的用途。<BR><BR>触摸板设备的主要功能是随时报告用户的触摸，并标识触摸的坐标。这通常在每次发生触摸时，通过生成一个中断来实现。<BR><BR>然后，这个设备驱动程序的角色是每当出现中断时就查询触摸屏控制器，并请求控制器发送触摸的坐标。一旦驱动程序接收到坐标，它就将有关触摸和任何可用数据的信号发送给用户应用程序，并将数据发送给应用程序（如果可能的话）。然后用户应用程序根据它的需要处理数据。<BR><BR>几乎所有输入设备 — 包括小键盘 — 都以类似原理工作。<BR><BR>闪存 MTD 驱动程序<BR>MTD 设备是象闪存芯片、小型闪存卡、记忆棒等之类的设备，它们在嵌入式设备中的使用正在不断增长。<BR><BR>MTD 驱动程序是在 Linux 下专门为嵌入式环境开发的新的一类驱动程序。相对于常规块设备驱动程序，使用 MTD 驱动程序的主要优点在于 MTD 驱动程序是专门为基于闪存的设备所设计的，所以它们通常有更好的支持、更好的管理和基于扇区的擦除和读写操作的更好的接口。Linux 下的 MTD 驱动程序接口被划分为两类模块：用户模块和硬件模块。<BR><BR>用户模块<BR>这些模块提供从用户空间直接使用的接口：原始字符访问、原始块访问、FTL（闪存转换层，Flash Transition Layer — 用在闪存上的一种文件系统）和 JFS（即日志文件系统，Journaled File System — 在闪存上直接提供文件系统而不是模拟块设备）。用于闪存的 JFS 的当前版本是 JFFS2（稍后将在本文中描述）。<BR><BR>硬件模块<BR>这些模块提供对内存设备的物理访问，但并不直接使用它们。通过上述的用户模块来访问它们。这些模块提供了在闪存上读、擦除和写操作的实际例程。<BR><BR>MTD 驱动程序设置<BR>为了访问特定的闪存设备并将文件系统置于其上，需要将 MTD 子系统编译到内核中。这包括选择适当的 MTD 硬件和用户模块。当前，MTD 子系统支持为数众多的闪存设备 — 并且有越来越多的驱动程序正被添加进来以用于不同的闪存芯片。<BR><BR>有两个流行的用户模块可启用对闪存的访问：MTD_CHAR 和 MTD_BLOCK。<BR><BR>MTD_CHAR 提供对闪存的原始字符访问，而 MTD_BLOCK 将闪存设计为可以在上面创建文件系统的常规块设备（象 IDE 磁盘）。与 MTD_CHAR 关联的设备是 /dev/mtd0、mtd1、mtd2（等等），而与 MTD_BLOCK 关联的设备是 /dev/mtdblock0、mtdblock1（等等）。由于 MTD_BLOCK 设备提供象块设备那样的模拟，通常更可取的是在这个模拟基础上创建象 FTL 和 JFFS2 那样的文件系统。<BR><BR>为了进行这个操作，可能需要创建分区表将闪存设备分拆到引导装载程序节、内核节和文件系统节中。样本分区表可能包含以下信息：<BR><BR>清单 5. MTD 的简单闪存设备分区 struct mtd_partition sample_partition = {<BR>{<BR>/* First partition */<BR>name : bootloader, /* Bootloader section */<BR>size : 0x00010000, /* Size */<BR>offset : 0, /* Offset from start of flash- location 0x0*/<BR>mask_flags : MTD_WRITEABLE /* This partition is not writable */<BR>},<BR>{ /* Second partition */<BR>name : Kernel, /* Kernel section */<BR>size : 0x00100000, /* Size */<BR>offset : MTDPART_OFS_APPEND, /* Append after bootloader section */<BR>mask_flags : MTD_WRITEABLE /* This partition is not writable */<BR>},<BR>{ /* Third partition */<BR>name : JFFS2, /* JFFS2 filesystem */<BR>size : MTDPART_SIZ_FULL, /* Occupy rest of flash */<BR>offset : MTDPART_OFS_APPEND /* Append after kernel section */<BR>}<BR>}<BR><BR><BR><BR><BR>上面的分区表使用了 MTD_BLOCK 接口对闪存设备进行分区。这些分区的设备节点是：<BR><BR>简单闪存分区的设备节点 User device node Major number Minor number<BR><BR>Bootloader /dev/mtdblock0 31 0<BR>Kernel /dev/mtdblock1 31 1<BR>Filesystem /dev/mtdblock2 31 2<BR><BR><BR><BR><BR>在本例中，引导装载程序必须将有关 root 设备节点（/dev/mtdblock2）和可以在闪存中找到文件系统的地址（本例中是 FLASH_BASE_ADDRESS + 0x04000000）的正确参数传递到内核。一旦完成分区，闪存设备就准备装入或挂装文件系统。<BR><BR>Linux 中 MTD 子系统的主要目标是在系统的硬件驱动程序和上层，或用户模块之间提供通用接口。硬件驱动程序不需要知道象 JFFS2 和 FTL 那样的用户模块使用的方法。所有它们真正需要提供的就是一组对底层闪存系统进行 read、 write 和 erase 操作的简单例程。<BR><BR>嵌入式设备的文件系统<BR>系统需要一种以结构化格式存储和检索信息的方法；这就需要文件系统的参与。Ramdisk（请参阅参考资料）是通过将计算机的 RAM 用作设备来创建和挂装文件系统的一种机制，它通常用于无盘系统（当然包括微型嵌入式设备，它只包含作为永久存储媒质的闪存芯片）。<BR><BR>用户可以根据可靠性、健壮性和／或增强的功能的需求来选择文件系统的类型。下一节将讨论几个可用选项及其优缺点。<BR><BR>第二版扩展文件系统（Ext2fs）<BR>Ext2fs 是 Linux 事实上的标准文件系统，它已经取代了它的前任 — 扩展文件系统（或 Extfs）。Extfs 支持的文件大小最大为 2 GB，支持的最大文件名称大小为 255 个字符 — 而且它不支持索引节点（包括数据修改时间标记）。Ext2fs 做得更好；它的优点是：<BR><BR>Ext2fs 支持达 4 TB 的内存。<BR>Ext2fs 文件名称最长可以到 1012 个字符。<BR>当创建文件系统时，管理员可以选择逻辑块的大小（通常大小可选择 1024、2048 和 4096 字节）。<BR>Ext2fs 了实现快速符号链接：不需要为此目的而分配数据块，并且将目标名称直接存储在索引节点（inode）表中。这使性能有所提高，特别是在速度上。<BR><BR><BR><BR>因为 Ext2 文件系统的稳定性、可靠性和健壮性，所以几乎在所有基于 Linux 的系统（包括台式机、服务器和工作站 — 并且甚至一些嵌入式设备）上都使用 Ext2 文件系统。然而，当在嵌入式设备中使用 Ext2fs 时，它有一些缺点：<BR><BR>Ext2fs 是为象 IDE 设备那样的块设备设计的，这些设备的逻辑块大小是 512 字节，1 K 字节等这样的倍数。这不太适合于扇区大小因设备不同而不同的闪存设备。<BR>Ext2 文件系统没有提供对基于扇区的擦除／写操作的良好管理。在 Ext2fs 中，为了在一个扇区中擦除单个字节，必须将整个扇区复制到 RAM，然后擦除，然后重写入。考虑到闪存设备具有有限的擦除寿命（大约能进行 100,000 次擦除），在此之后就不能使用它们，所以这不是一个特别好的方法。<BR>在出现电源故障时，Ext2fs 不是防崩溃的。<BR>Ext2 文件系统不支持损耗平衡，因此缩短了扇区／闪存的寿命。（损耗平衡确保将地址范围的不同区域轮流用于写和／或擦除操作以延长闪存设备的寿命。）<BR>Ext2fs 没有特别完美的扇区管理，这使设计块驱动程序十分困难。<BR><BR><BR><BR>由于这些原因，通常相对于 Ext2fs，在嵌入式环境中使用 MTD/JFFS2 组合是更好的选择。<BR><BR>用 Ramdisk 挂装 Ext2fs<BR>通过使用 Ramdisk 的概念，可以在嵌入式设备中创建并挂装 Ext2 文件系统（以及用于这一目的的任何文件系统）。<BR><BR>清单 6. 创建一个简单的基于 Ext2fs 的 Ramdisk mke2fs -vm0 /dev/ram 4096<BR>mount -t ext2 /dev/ram /mnt<BR>cd /mnt<BR>cp /bin, /sbin, /etc, /dev ... files in mnt<BR>cd ../<BR>umount /mnt<BR>dd if=/dev/ram bs=1k count=4096 of=ext2ramdisk<BR><BR><BR><BR><BR>mke2fs 是用于在任何设备上创建 ext2 文件系统的实用程序 — 它创建超级块、索引节点以及索引节点表等等。<BR><BR>在上面的用法中，/dev/ram 是上面构建有 4096 个块的 ext2 文件系统的设备。然后，将这个设备（/dev/ram）挂装在名为 /mnt 的临时目录上并且复制所有必需的文件。一旦复制完这些文件，就卸装这个文件系统并且设备（/dev/ram）的内容被转储到一个文件（ext2ramdisk）中，它就是所需的 Ramdisk（Ext2 文件系统）。<BR><BR>上面的顺序创建了一个 4 MB 的 Ramdisk，并用必需的文件实用程序来填充它。<BR><BR>一些要包含在 Ramdisk 中的重要目录是：<BR><BR>/bin — 保存大多数象 init、busybox、shell、文件管理实用程序等二进制文件。<BR>/dev — 包含用在设备中的所有设备节点<BR>/etc — 包含系统的所有配置文件<BR>/lib — 包含所有必需的库，如 libc、libdl 等<BR><BR><BR><BR>日志闪存文件系统，版本 2（JFFS2）<BR>瑞典的 Axis Communications 开发了最初的 JFFS，Red Hat 的 David Woodhouse 对它进行了改进。 第二个版本，JFFS2，作为用于微型嵌入式设备的原始闪存芯片的实际文件系统而出现。JFFS2 文件系统是日志结构化的，这意味着它基本上是一长列节点。每个节点包含有关文件的部分信息 — 可能是文件的名称、也许是一些数据。相对于 Ext2fs，JFFS2 因为有以下这些优点而在无盘嵌入式设备中越来越受欢迎：<BR><BR>JFFS2 在扇区级别上执行闪存擦除／写／读操作要比 Ext2 文件系统好。<BR>JFFS2 提供了比 Ext2fs 更好的崩溃／掉电安全保护。当需要更改少量数据时，Ext2 文件系统将整个扇区复制到内存（DRAM）中，在内存中合并新数据，并写回整个扇区。这意味着为了更改单个字，必须对整个扇区（64 KB）执行读／擦除／写例程 — 这样做的效率非常低。要是运气差，当正在 DRAM 中合并数据时，发生了电源故障或其它事故，那么将丢失整个数据集合，因为在将数据读入 DRAM 后就擦除了闪存扇区。JFFS2 附加文件而不是重写整个扇区，并且具有崩溃／掉电安全保护这一功能。<BR>这可能是最重要的一点：JFFS2 是专门为象闪存芯片那样的嵌入式设备创建的，所以它的整个设计提供了更好的闪存管理。<BR><BR><BR><BR>因为本文主要是写关于闪存设备的使用，所以在嵌入式环境中使用 JFFS2 的缺点很少：<BR><BR>当文件系统已满或接近满时，JFFS2 会大大放慢运行速度。这是因为垃圾收集的问题（更多信息，请参阅参考资料）。<BR><BR><BR><BR>创建 JFFS2 文件系统<BR>在 Linux 下，用 mkfs.jffs2 命令创建 JFFS2 文件系统（基本上是使用 JFFS2 的 Ramdisk）。<BR><BR>清单 7. 创建 JFFS2 文件系统 mkdir jffsfile<BR>cd jffsfile<BR><BR>/* copy all the /bin, /etc, /usr/bin, /sbin/ binaries and /dev entries<BR>that are needed for the filesystem here */<BR><BR>/* Type the following command under jffsfile directory to create the JFFS2 Image */<BR><BR>./mkfs.jffs2 -e 0x40000 -p -o ../jffs.image<BR><BR><BR><BR><BR>上面显示了 mkfs.jffs2 的典型用法。-e 选项确定闪存的擦除扇区大小（通常是 64 千字节）。-p 选项用来在映像的剩余空间用零填充。-o 选项用于输出文件，通常是 JFFS2 文件系统映像 — 在本例中是 jffs.image。一旦创建了 JFFS2 文件系统，它就被装入闪存中适当的位置（引导装载程序告知内核查找文件系统的地址）以便内核能挂装它。<BR><BR>tmpfs<BR>当 Linux 运行于嵌入式设备上时，该设备就成为功能齐全的单元，许多守护进程会在后台运行并生成许多日志消息。另外，所有内核日志记录机制，象 syslogd、dmesg 和 klogd，会在 /var 和 /tmp 目录下生成许多消息。由于这些进程产生了大量数据，所以允许将所有这些写操作都发生在闪存是不可取的。由于在重新引导时这些消息不需要持久存储，所以这个问题的解决方案是使用 tmpfs。<BR><BR>tmpfs 是基于内存的文件系统，它主要用于减少对系统的不必要的闪存写操作这一唯一目的。因为 tmpfs 驻留在 RAM 中，所以写／读／擦除的操作发生在 RAM 中而不是在闪存中。因此，日志消息写入 RAM 而不是闪存中，在重新引导时不会保留它们。tmpfs 还使用磁盘交换空间来存储，并且当为存储文件而请求页面时，使用虚拟内存（VM）子系统。<BR><BR>tmpfs 的优点包括：<BR><BR>动态文件系统大小 — 文件系统大小可以根据被复制、创建或删除的文件或目录的数量来缩放。使得能够最理想地使用内存。<BR>速度 — 因为 tmpfs 驻留在 RAM，所以读和写几乎都是瞬时的。即使以交换的形式存储文件，I/O 操作的速度仍非常快。<BR><BR><BR><BR>tmpfs 的一个缺点是当系统重新引导时会丢失所有数据。因此，重要的数据不能存储在 tmpfs 上。<BR><BR>挂装 tmpfs<BR>诸如 Ext2fs 和 JFFS2 等大多数其它文件系统都驻留在底层块设备之上，而 tmpfs 与它们不同，它直接位于 VM 上。因而，挂装 tmpfs 文件系统是很简单的事：<BR><BR>清单 8. 挂装 tmpfs /* Entries in /etc/rc.d/rc.sysinit for creating/using tmpfs */<BR><BR># mount -t tmpfs tmpfs /var -o size=512k<BR># mkdir -p /var/tmp<BR># mkdir -p /var/log<BR># ln -s /var/tmp /tmp<BR><BR><BR><BR><BR>上面的命令将在 /var 上创建 tmpfs 并将 tmpfs 的最大大小限制为 512 K。同时，tmp/ 和 log/ 目录成为 tmpfs 的一部分以便在 RAM 中存储日志消息。<BR><BR>如果您想将 tmpfs 的一个项添加到 /etc/fstab，那么它可能看起来象这样：<BR><BR>tmpfs /var tmpfs size=32m 0 0<BR><BR>这将在 /var 上挂装一个新的 tmpfs 文件系统。<BR><BR>图形用户界面（GUI）选项<BR>从用户的观点来看，图形用户界面（GUI）是系统的一个最至关重要的方面：用户通过 GUI 与系统进行交互。所以 GUI 应该易于使用并且非常可靠。但它还需要是有内存意识的，以便在内存受限的、微型嵌入式设备上可以无缝执行。所以，它应该是轻量级的，并且能够快速装入。<BR><BR>另一个要考虑的重要方面涉及许可证问题。一些 GUI 分发版具有允许免费使用的许可证，甚至在一些商业产品中也是如此。另一些许可证要求如果想将 GUI 合并入项目中则要支付版税。<BR><BR>最后，大多数开发人员可能会选择 XFree86，因为 XFree86 为他们提供了一个能使用他们喜欢的工具的熟悉环境。但是市场上较新的 GUI，象 Century Software 的 Microwindows（Nano-X）和 Trolltech 的 QT/Embedded，与 X 在嵌入式 Linux 的竞技舞台中展开了激烈竞争，这主要是因为它们占用很少的资源、执行的速度很快并且具有定制窗口构件的支持。<BR><BR>让我们看一看这些选项中的每一个。<BR><BR>Xfree86 4.X（带帧缓冲区支持的 X11R6.4）<BR>XFree86 Project, Inc. 是一家生产 XFree86 的公司，该产品是一个可以免费重复分发、开放源码的 X Window 系统。X Window 系统（X11）为应用程序以图形方式进行显示提供了资源，并且它是 UNIX 和类 UNIX 的机器上最常用的窗口系统。它很小但很有效，它运行在为数众多的硬件上，它对网络透明并且有良好的文档说明。X11 为窗口管理、事件处理、同步和客户机间通信提供强大的功能 — 并且大多数开发人员已经熟悉了它的 API。它具有对内核帧缓冲区的内置支持，并占用非常少的资源 — 这非常有助于内存相对较少的设备。X 服务器支持 VGA 和非 VGA 图形卡，它对颜色深度 1、2、4、8、16 和 32 提供支持，并对渲染提供内置支持。最新的发行版是 XFree86 4.1.0。<BR><BR>它的优点包括：<BR><BR>帧缓冲区体系结构的使用提高了性能。<BR>占用的资源相对很小 — 大小在 600 K 到 700 K 字节的范围内，这使它很容易在小型设备上运行。<BR>非常好的支持：在线有许多文档可用，还有许多专用于 XFree86 开发的邮递列表。<BR>X API 非常适合扩展。<BR><BR><BR><BR>它的缺点包括：<BR><BR>比最近出现的嵌入式 GUI 工具性能差。<BR>此外，当与 GUI 中最新的开发 — 象专门为嵌入式环境设计的 Nano-X 或 QT/Embedded — 相比时，XFree86 似乎需要更多的内存。<BR><BR><BR><BR>Microwindows<BR>Microwindows 是 Century Software 的开放源代码项目，设计用于带小型显示单元的微型设备。它有许多针对现代图形视窗环境的功能部件。象 X 一样，有多种平台支持 Microwindows。<BR><BR>Microwindows 体系结构是基于客户机／服务器的并且具有分层设计。最底层是屏幕和输入设备驱动程序（关于键盘或鼠标）来与实际硬件交互。在中间层，可移植的图形引擎提供对线的绘制、区域的填充、多边形、裁剪以及颜色模型的支持。<BR><BR>在最上层，Microwindows 支持两种 API：Win32/WinCE API 实现，称为 Microwindows；另一种 API 与 GDK 非常相似，它称为 Nano-X。Nano-X 用在 Linux 上。它是象 X 的 API，用于占用资源少的应用程序。<BR><BR>Microwindows 支持 1、2、4 和 8 bpp（每像素的位数）的 palletized 显示，以及 8、16、24 和 32 bpp 的真彩色显示。Microwindows 还支持使它速度更快的帧缓冲区。Nano-X 服务器占用的资源大约在 100 K 到 150 K 字节。<BR><BR>原始 Nano-X 应用程序的平均大小在 30 K 到 60 K。由于 Nano-X 是为有内存限制的低端设备设计的，所以它不象 X 那样支持很多函数，因此它实际上不能作为微型 X（Xfree86 4.1）的替代品。<BR><BR>可以在 Microwindows 上运行 FLNX，它是针对 Nano-X 而不是 X 进行修改的 FLTK（快速轻巧工具箱(Fast Light Toolkit)）应用程序开发环境的一个版本。本文中描述 FLTK。<BR><BR>Nano-X 的优点包括：<BR><BR>与 Xlib 实现不同，Nano-X 仍在每个客户机上同步运行，这意味着一旦发送了客户机请求包，服务器在为另一个客户机提供服务之前一直等待，直到整个包都到达为止。这使服务器代码非常简单，而运行的速度仍非常快。<BR>占用很小的资源<BR><BR><BR><BR>Nano-X 的缺点包括：<BR><BR>联网功能部件至今没有经过适当地调整（特别是网络透明性）。<BR>还没有太多现成的应用程序可用。<BR>与 X 相比，Nano-X 虽然近来正在加速开发，但仍没有那么多文档说明而且没有很好的支持，但这种情形会有所改变。<BR><BR><BR><BR>Microwindows 上的 FLTK API<BR>FLTK 是一个简单但灵活的 GUI 工具箱，它在 Linux 世界中赢得越来越多的关注，它特别适用于占用资源很少的环境。它提供了您期望从 GUI 工具箱中获得的大多数窗口构件，如按钮、对话框、文本框以及出色的“赋值器”选择（用于输入数值的窗口构件）。还包括滑动器、滚动条、刻度盘和其它一些构件。<BR><BR>针对 Microwindows GUI 引擎的 FLTK 的 Linux 版本被称为 FLNX。FLNX 由两个组件构成：Fl_Widget 和 FLUID。Fl_Widget 由所有基本窗口构件 API 组成。FLUID（快速轻巧的用户界面设计器(Fast Light User Interface Designer, FLUID)）是用来产生 FLTK 源代码的图形编辑器。总的来说，FLNX 是能用来为嵌入式环境创建应用程序的一个出色的 UI 构建器。<BR><BR>Fl_Widget 占用的资源大约是 40 K 到 48 K，而 FLUID（包括了每个窗口构件）大约占用 380 K。这些非常小的资源占用率使 Fl_Widget 和 FLUID 在嵌入式开发世界中非常受欢迎。<BR><BR>优点包括：<BR><BR>习惯于在象 Windows 这样已建立得较好的环境中开发基于 GUI 的应用程序的任何人都会非常容易地适应 FLTK 环境。<BR>它的文档包括一本十分完整且编写良好的手册。<BR>它使用 LGPL 进行分发，所以开发人员可以灵活地发放他们应用程序的许可证。<BR>FLTK 是一个 C++ 库（Perl 和 Python 绑定也可用）。面向对象模型的选择是一个好的选择，因为大多数现代 GUI 环境都是面向对象的；这也使将编写的应用程序移植到类似的 API 中变得更容易。<BR>Century Software 的环境提供了几个有用的工具，诸如 ScreenToP 和 ViewML 浏览器。<BR><BR><BR><BR>它的缺点是：<BR><BR>普通的 FLTK 可以与 X 和 Windows API 一同工作，而 FLNX 不能。它与 X 的不兼容性阻碍了它在许多项目中的使用。<BR><BR><BR><BR>Qt/Embedded<BR>Qt/Embedded 是 Trolltech 新开发的用于嵌入式 Linux 的图形用户界面系统。Trolltech 最初创建 Qt 作为跨平台的开发工具用于 Linux 台式机。它支持各种有 UNIX 特点的系统以及 Microsoft Windows。KDE — 最流行的 Linux 桌面环境之一，就是用 Qt 编写的。<BR><BR>Qt/Embedded 以原始 Qt 为基础，并做了许多出色的调整以适用于嵌入式环境。Qt Embedded 通过 Qt API 与 Linux I/O 设施直接交互。那些熟悉并已适应了面向对象编程的人员将发现它是一个理想环境。而且，面向对象的体系结构使代码结构化、可重用并且运行快速。与其它 GUI 相比，Qt GUI 非常快，并且它没有分层，这使得 Qt/Embedded 成为用于运行基于 Qt 的程序的最紧凑环境。<BR><BR>Trolltech 还推出了 Qt 掌上机环境（Qt Palmtop Environment，俗称 Qpe）。Qpe 提供了一个基本桌面窗口，并且该环境为开发提供了一个易于使用的界面。Qpe 包含全套的个人信息管理（Personal Information Management (PIM)）应用程序、因特网客户机、实用程序等等。然而，为了将 Qt/Embedded 或 Qpe 集成到一个产品中，需要从 Trolltech 获得商业许可证。（原始 Qt 自版本 2.2 以后就可以根据 GPL 获得 。）<BR><BR>它的优点包括：<BR><BR>面向对象的体系结构有助于更快地执行<BR>占用很少的资源，大约 800 K<BR>抗锯齿文本和混合视频的象素映射<BR><BR><BR><BR>它的缺点是：<BR><BR>Qt/Embedded 和 Qpe 只能在获得商业许可证的情况下才能使用。<BR><BR><BR><BR>结束语<BR>嵌入式 Linux 开发正迅速地发展着。您必须学习并从引导装载程序和分发版到文件系统和 GUI 中的每一个事物的各种选项中作出选择。但是要感谢有这种选择自由度以及非常活跃的 Linux 社区，Linux 上的嵌入式开发已经达到了新的境界，并且调整模块以适合您的规范从未比现在更简单。这已经导致出现了许多时新的手持和微型设备作为开放盒，这是件好事 — 因为事实是您不必成为一个专家从这些模块中进行选择来调整您的设备以满足您自己的要求和需要。<BR><BR>我们希望这篇对嵌入式 Linux 领域的介绍性概述能激起您进行试验的欲望，并且希望您将体会摆弄微型设备的乐趣以满足您的爱好。为进一步有助于您的项目，请参阅下面的“参考资料”，链接到有关我们这里已经概述的技术的更深入的信息。 <BR><BR><BR><BR>全文结束<img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/731.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-04 19:35 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/731.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item><item><title>嵌入式系统Boot Loader技术内幕</title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/729.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Mon, 04 Jul 2005 11:34:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/729.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/729.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/729.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/729.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/729.html</trackback:ping><description><![CDATA[本文详细地介绍了基于嵌入式系统中的 OS 启动加载程序 ―― Boot Loader 的概念、软件设计的主要任务以及结构框架等内容。<BR>1. 引言<BR>在专用的嵌入式板子运行 GNU/Linux 系统已经变得越来越流行。一个嵌入式 Linux 系统从软件的角度看通常可以分为四个层次： <BR><BR>1. 引导加载程序。包括固化在固件(firmware)中的 boot 代码(可选)，和 Boot Loader 两大部分。 <BR><BR>2. Linux 内核。特定于嵌入式板子的定制内核以及内核的启动参数。 <BR><BR>3. 文件系统。包括根文件系统和建立于 Flash 内存设备之上文件系统。通常用 ram disk 来作为 root fs。 <BR><BR>4. 用户应用程序。特定于用户的应用程序。有时在用户应用程序和内核层之间可能还会包括一个嵌入式图形用户界面。常用的嵌入式 GUI 有：MicroWindows 和 MiniGUI 懂。 <BR><BR>引导加载程序是系统加电后运行的第一段软件代码。回忆一下 PC 的体系结构我们可以知道，PC 机中的引导加载程序由 BIOS(其本质就是一段固件程序)和位于硬盘 MBR 中的 OS Boot Loader（比如，LILO 和 GRUB 等）一起组成。BIOS 在完成硬件检测和资源分配后，将硬盘 MBR 中的 Boot Loader 读到系统的 RAM 中，然后将控制权交给 OS Boot Loader。Boot Loader 的主要运行任务就是将内核映象从硬盘上读到 RAM 中，然后跳转到内核的入口点去运行，也即开始启动操作系统。 <BR><BR>而在嵌入式系统中，通常并没有像 BIOS 那样的固件程序（注，有的嵌入式 CPU 也会内嵌一段短小的启动程序），因此整个系统的加载启动任务就完全由 Boot Loader 来完成。比如在一个基于 ARM7TDMI core 的嵌入式系统中，系统在上电或复位时通常都从地址 0x00000000 处开始执行，而在这个地址处安排的通常就是系统的 Boot Loader 程序。 <BR><BR>本文将从 Boot Loader 的概念、Boot Loader 的主要任务、Boot Loader 的框架结构以及 Boot Loader 的安装等四个方面来讨论嵌入式系统的 Boot Loader。 <BR><BR>2. Boot Loader 的概念<BR>简单地说，Boot Loader 就是在操作系统内核运行之前运行的一段小程序。通过这段小程序，我们可以初始化硬件设备、建立内存空间的映射图，从而将系统的软硬件环境带到一个合适的状态，以便为最终调用操作系统内核准备好正确的环境。 <BR><BR>通常，Boot Loader 是严重地依赖于硬件而实现的，特别是在嵌入式世界。因此，在嵌入式世界里建立一个通用的 Boot Loader 几乎是不可能的。尽管如此，我们仍然可以对 Boot Loader 归纳出一些通用的概念来，以指导用户特定的 Boot Loader 设计与实现。 <BR><BR>1. Boot Loader 所支持的 CPU 和嵌入式板 <BR><BR>每种不同的 CPU 体系结构都有不同的 Boot Loader。有些 Boot Loader 也支持多种体系结构的 CPU，比如 U-Boot 就同时支持 ARM 体系结构和MIPS 体系结构。除了依赖于 CPU 的体系结构外，Boot Loader 实际上也依赖于具体的嵌入式板级设备的配置。这也就是说，对于两块不同的嵌入式板而言，即使它们是基于同一种 CPU 而构建的，要想让运行在一块板子上的 Boot Loader 程序也能运行在另一块板子上，通常也都需要修改 Boot Loader 的源程序。 <BR><BR>2. Boot Loader 的安装媒介（Installation Medium） <BR><BR>系统加电或复位后，所有的 CPU 通常都从某个由 CPU 制造商预先安排的地址上取指令。比如，基于 ARM7TDMI core 的 CPU 在复位时通常都从地址 0x00000000 取它的第一条指令。而基于 CPU 构建的嵌入式系统通常都有某种类型的固态存储设备(比如：ROM、EEPROM 或 FLASH 等)被映射到这个预先安排的地址上。因此在系统加电后，CPU 将首先执行 Boot Loader 程序。 <BR><BR>下图1就是一个同时装有 Boot Loader、内核的启动参数、内核映像和根文件系统映像的固态存储设备的典型空间分配结构图。 <BR><BR><BR><BR><A href="http://www.gd-linux.org/bbs/attachment.php?attachmentid=336&amp;stc=1" target=_blank><FONT color=#002c99>图1 固态存储设备的典型空间分配结构</FONT></A> <BR><BR>3. 用来控制 Boot Loader 的设备或机制<BR><BR>主机和目标机之间一般通过串口建立连接，Boot Loader 软件在执行时通常会通过串口来进行 I/O，比如：输出打印信息到串口，从串口读取用户控制字符等。 <BR><BR>4. Boot Loader 的启动过程是单阶段（Single Stage）还是多阶段（Multi-Stage） <BR><BR>通常多阶段的 Boot Loader 能提供更为复杂的功能，以及更好的可移植性。从固态存储设备上启动的 Boot Loader 大多都是 2 阶段的启动过程，也即启动过程可以分为 stage 1 和 stage 2 两部分。而至于在 stage 1 和 stage 2 具体完成哪些任务将在下面讨论。 <BR><BR>5. Boot Loader 的操作模式 (Operation Mode)<BR><BR>大多数 Boot Loader 都包含两种不同的操作模式："启动加载"模式和"下载"模式，这种区别仅对于开发人员才有意义。但从最终用户的角度看，Boot Loader 的作用就是用来加载操作系统，而并不存在所谓的启动加载模式与下载工作模式的区别。 <BR><BR>启动加载（Boot loading）模式：这种模式也称为"自主"（Autonomous）模式。也即 Boot Loader 从目标机上的某个固态存储设备上将操作系统加载到 RAM 中运行，整个过程并没有用户的介入。这种模式是 Boot Loader 的正常工作模式，因此在嵌入式产品发布的时侯，Boot Loader 显然必须工作在这种模式下。 <BR><BR>下载（Downloading）模式：在这种模式下，目标机上的 Boot Loader 将通过串口连接或网络连接等通信手段从主机（Host）下载文件，比如：下载内核映像和根文件系统映像等。从主机下载的文件通常首先被 Boot Loader 保存到目标机的 RAM 中，然后再被 Boot Loader 写到目标机上的FLASH 类固态存储设备中。Boot Loader 的这种模式通常在第一次安装内核与根文件系统时被使用；此外，以后的系统更新也会使用 Boot Loader 的这种工作模式。工作于这种模式下的 Boot Loader 通常都会向它的终端用户提供一个简单的命令行接口。 <BR><BR>像 Blob 或 U-Boot 等这样功能强大的 Boot Loader 通常同时支持这两种工作模式，而且允许用户在这两种工作模式之间进行切换。比如，Blob 在启动时处于正常的启动加载模式，但是它会延时 10 秒等待终端用户按下任意键而将 blob 切换到下载模式。如果在 10 秒内没有用户按键，则 blob 继续启动 Linux 内核。 <BR><BR>6. BootLoader 与主机之间进行文件传输所用的通信设备及协议 <BR><BR>最常见的情况就是，目标机上的 Boot Loader 通过串口与主机之间进行文件传输，传输协议通常是 xmodem／ymodem／zmodem 协议中的一种。但是，串口传输的速度是有限的，因此通过以太网连接并借助 TFTP 协议来下载文件是个更好的选择。 <BR><BR>此外，在论及这个话题时，主机方所用的软件也要考虑。比如，在通过以太网连接和 TFTP 协议来下载文件时，主机方必须有一个软件用来的提供 TFTP 服务。 <BR><BR>在讨论了 BootLoader 的上述概念后，下面我们来具体看看 BootLoader 的应该完成哪些任务。 <BR><BR>3. Boot Loader 的主要任务与典型结构框架<BR>在继续本节的讨论之前，首先我们做一个假定，那就是：假定内核映像与根文件系统映像都被加载到 RAM 中运行。之所以提出这样一个假设前提是因为，在嵌入式系统中内核映像与根文件系统映像也可以直接在 ROM 或 Flash 这样的固态存储设备中直接运行。但这种做法无疑是以运行速度的牺牲为代价的。 <BR><BR>从操作系统的角度看，Boot Loader 的总目标就是正确地调用内核来执行。 <BR><BR>另外，由于 Boot Loader 的实现依赖于 CPU 的体系结构，因此大多数 Boot Loader 都分为 stage1 和 stage2 两大部分。依赖于 CPU 体系结构的代码，比如设备初始化代码等，通常都放在 stage1 中，而且通常都用汇编语言来实现，以达到短小精悍的目的。而 stage2 则通常用C语言来实现，这样可以实现给复杂的功能，而且代码会具有更好的可读性和可移植性。 <BR><BR>Boot Loader 的 stage1 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)： <BR><BR>硬件设备初始化。<BR><BR><BR>为加载 Boot Loader 的 stage2 准备 RAM 空间。 <BR><BR><BR>拷贝 Boot Loader 的 stage2 到 RAM 空间中。 <BR><BR><BR>设置好堆栈。 <BR><BR><BR>跳转到 stage2 的 C 入口点。 <BR><BR><BR>Boot Loader 的 stage2 通常包括以下步骤(以执行的先后顺序)： <BR><BR>初始化本阶段要使用到的硬件设备。<BR><BR><BR>检测系统内存映射(memory map)。 <BR><BR><BR>将 kernel 映像和根文件系统映像从 flash 上读到 RAM 空间中。 <BR><BR><BR>为内核设置启动参数。 <BR><BR><BR>调用内核。 <BR>3.1 Boot Loader 的 stage1<BR><BR>3.1.1 基本的硬件初始化<BR><BR>这是 Boot Loader 一开始就执行的操作，其目的是为 stage2 的执行以及随后的 kernel 的执行准备好一些基本的硬件环境。它通常包括以下步骤（以执行的先后顺序）： <BR><BR>1． 屏蔽所有的中断。为中断提供服务通常是 OS 设备驱动程序的责任，因此在 Boot Loader 的执行全过程中可以不必响应任何中断。中断屏蔽可以通过写 CPU 的中断屏蔽寄存器或状态寄存器（比如 ARM 的 CPSR 寄存器）来完成。 <BR><BR>2． 设置 CPU 的速度和时钟频率。 <BR><BR>3． RAM 初始化。包括正确地设置系统的内存控制器的功能寄存器以及各内存库控制寄存器等。 <BR><BR>4． 初始化 LED。典型地，通过 GPIO 来驱动 LED，其目的是表明系统的状态是 OK 还是 Error。如果板子上没有 LED，那么也可以通过初始化 UART 向串口打印 Boot Loader 的 Logo 字符信息来完成这一点。 <BR><BR>5． 关闭 CPU 内部指令／数据 cache。<BR><BR>3.1.2 为加载 stage2 准备 RAM 空间<BR><BR>为了获得更快的执行速度，通常把 stage2 加载到 RAM 空间中来执行，因此必须为加载 Boot Loader 的 stage2 准备好一段可用的 RAM 空间范围。 <BR><BR>由于 stage2 通常是 C 语言执行代码，因此在考虑空间大小时，除了 stage2 可执行映象的大小外，还必须把堆栈空间也考虑进来。此外，空间大小最好是 memory page 大小(通常是 4KB)的倍数。一般而言，1M 的 RAM 空间已经足够了。具体的地址范围可以任意安排，比如 blob 就将它的 stage2 可执行映像安排到从系统 RAM 起始地址 0xc0200000 开始的 1M 空间内执行。但是，将 stage2 安排到整个 RAM 空间的最顶 1MB(也即(RamEnd-1MB) - RamEnd)是一种值得推荐的方法。 <BR><BR>为了后面的叙述方便，这里把所安排的 RAM 空间范围的大小记为：stage2_size(字节)，把起始地址和终止地址分别记为：stage2_start 和 stage2_end(这两个地址均以 4 字节边界对齐)。因此： <BR><BR><BR>stage2_end＝stage2_start＋stage2_size<BR><BR><BR><BR><BR>另外，还必须确保所安排的地址范围的的确确是可读写的 RAM 空间，因此，必须对你所安排的地址范围进行测试。具体的测试方法可以采用类似于 blob 的方法，也即：以 memory page 为被测试单位，测试每个 memory page 开始的两个字是否是可读写的。为了后面叙述的方便，我们记这个检测算法为：test_mempage，其具体步骤如下： <BR><BR>1． 先保存 memory page 一开始两个字的内容。 <BR><BR>2． 向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0x55，第 2 个字写入 0xaa。 <BR><BR>3． 然后，立即将这两个字的内容读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0x55 和 0xaa。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。 <BR><BR>4． 再向这两个字中写入任意的数字。比如：向第一个字写入 0xaa，第 2 个字中写入 0x55。 <BR><BR>5． 然后，立即将这两个字的内容立即读回。显然，我们读到的内容应该分别是 0xaa 和 0x55。如果不是，则说明这个 memory page 所占据的地址范围不是一段有效的 RAM 空间。 <BR><BR>6． 恢复这两个字的原始内容。测试完毕。 <BR><BR>为了得到一段干净的 RAM 空间范围，我们也可以将所安排的 RAM 空间范围进行清零操作。 <BR><BR>3.1.3 拷贝 stage2 到 RAM 中 <BR><BR>拷贝时要确定两点：(1) stage2 的可执行映象在固态存储设备的存放起始地址和终止地址；(2) RAM 空间的起始地址。 <BR><BR>3.1.4 设置堆栈指针 sp <BR><BR>堆栈指针的设置是为了执行 C 语言代码作好准备。通常我们可以把 sp 的值设置为(stage2_end-4)，也即在 3.1.2 节所安排的那个 1MB 的 RAM 空间的最顶端(堆栈向下生长)。 <BR><BR>此外，在设置堆栈指针 sp 之前，也可以关闭 led 灯，以提示用户我们准备跳转到 stage2。 <BR><BR>经过上述这些执行步骤后，系统的物理内存布局应该如下图2所示。 <BR><BR>3.1.5 跳转到 stage2 的 C 入口点 <BR><BR>在上述一切都就绪后，就可以跳转到 Boot Loader 的 stage2 去执行了。比如，在 ARM 系统中，这可以通过修改 PC 寄存器为合适的地址来实现。 <BR><BR><BR><BR><A href="http://www.gd-linux.org/bbs/attachment.php?attachmentid=337&amp;stc=1" target=_blank><FONT color=#002c99>图2 bootloader 的 stage2 可执行映象刚被拷贝到 RAM 空间时的系统内存布局</FONT></A><BR><BR>3.2 Boot Loader 的 stage2 <BR><BR>正如前面所说，stage2 的代码通常用 C 语言来实现，以便于实现更复杂的功能和取得更好的代码可读性和可移植性。但是与普通 C 语言应用程序不同的是，在编译和链接 boot loader 这样的程序时，我们不能使用 glibc 库中的任何支持函数。其原因是显而易见的。这就给我们带来一个问题，那就是从那里跳转进 main() 函数呢？直接把 main() 函数的起始地址作为整个 stage2 执行映像的入口点或许是最直接的想法。但是这样做有两个缺点：1)无法通过main() 函数传递函数参数；2)无法处理 main() 函数返回的情况。一种更为巧妙的方法是利用 trampoline(弹簧床)的概念。也即，用汇编语言写一段trampoline 小程序，并将这段 trampoline 小程序来作为 stage2 可执行映象的执行入口点。然后我们可以在 trampoline 汇编小程序中用 CPU 跳转指令跳入 main() 函数中去执行；而当 main() 函数返回时，CPU 执行路径显然再次回到我们的 trampoline 程序。简而言之，这种方法的思想就是：用这段 trampoline 小程序来作为 main() 函数的外部包裹(external wrapper)。 <BR><BR>下面给出一个简单的 trampoline 程序示例(来自blob)： <BR><BR><BR>.text<BR><BR>.globl _trampoline<BR>_trampoline:<BR>bl main<BR>/* if main ever returns we just call it again */<BR>b _trampoline<BR><BR><BR><BR><BR>可以看出，当 main() 函数返回后，我们又用一条跳转指令重新执行 trampoline 程序――当然也就重新执行 main() 函数，这也就是 trampoline(弹簧床)一词的意思所在。 <BR><BR>3.2.1初始化本阶段要使用到的硬件设备 <BR><BR>这通常包括：（1）初始化至少一个串口，以便和终端用户进行 I/O 输出信息；（2）初始化计时器等。 <BR><BR>在初始化这些设备之前，也可以重新把 LED 灯点亮，以表明我们已经进入 main() 函数执行。 <BR><BR>设备初始化完成后，可以输出一些打印信息，程序名字字符串、版本号等。 <BR><BR>3.2.2 检测系统的内存映射（memory map） <BR><BR>所谓内存映射就是指在整个 4GB 物理地址空间中有哪些地址范围被分配用来寻址系统的 RAM 单元。比如，在 SA-1100 CPU 中，从 0xC000,0000 开始的 512M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间，而在 Samsung S3C44B0X CPU 中，从 0x0c00,0000 到 0x1000,0000 之间的 64M 地址空间被用作系统的 RAM 地址空间。虽然 CPU 通常预留出一大段足够的地址空间给系统 RAM，但是在搭建具体的嵌入式系统时却不一定会实现 CPU 预留的全部 RAM 地址空间。也就是说，具体的嵌入式系统往往只把 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的一部分映射到 RAM 单元上，而让剩下的那部分预留 RAM 地址空间处于未使用状态。由于上述这个事实，因此 Boot Loader 的 stage2 必须在它想干点什么 (比如，将存储在 flash 上的内核映像读到 RAM 空间中) 之前检测整个系统的内存映射情况，也即它必须知道 CPU 预留的全部 RAM 地址空间中的哪些被真正映射到 RAM 地址单元，哪些是处于 "unused" 状态的。 <BR><BR>(1) 内存映射的描述 <BR><BR>可以用如下数据结构来描述 RAM 地址空间中的一段连续(continuous)的地址范围：<BR><BR><BR>typedef struct memory_area_struct {<BR>u32 start; /* the base address of the memory region */<BR>u32 size; /* the byte number of the memory region */<BR>int used;<BR>} memory_area_t;<BR><BR><BR><BR><BR>这段 RAM 地址空间中的连续地址范围可以处于两种状态之一：(1)used=1，则说明这段连续的地址范围已被实现，也即真正地被映射到 RAM 单元上。(2)used=0，则说明这段连续的地址范围并未被系统所实现，而是处于未使用状态。 <BR><BR>基于上述 memory_area_t 数据结构，整个 CPU 预留的 RAM 地址空间可以用一个 memory_area_t 类型的数组来表示，如下所示： <BR><BR><BR>memory_area_t memory_map[NUM_MEM_AREAS] = {<BR>[0 ... (NUM_MEM_AREAS - 1)] = {<BR>.start = 0,<BR>.size = 0,<BR>.used = 0<BR>},<BR>};<BR><BR><BR><BR><BR>(2) 内存映射的检测 <BR><BR>下面我们给出一个可用来检测整个 RAM 地址空间内存映射情况的简单而有效的算法： <BR><BR><BR>/* 数组初始化 */<BR>for(i = 0; i &lt; NUM_MEM_AREAS; i++)<BR>memory_map[i].used = 0;<BR><BR>/* first write a 0 to all memory locations */<BR>for(addr = MEM_START; addr &lt; MEM_END; addr += PAGE_SIZE)<BR>* (u32 *)addr = 0;<BR><BR>for(i = 0, addr = MEM_START; addr &lt; MEM_END; addr += PAGE_SIZE) {<BR>/*<BR>* 检测从基地址 MEM_START+i*PAGE_SIZE 开始,大小为<BR>* PAGE_SIZE 的地址空间是否是有效的RAM地址空间。<BR>*/<BR>调用3.1.2节中的算法test_mempage()；<BR>if ( current memory page isnot a valid ram page) {<BR>/* no RAM here */<BR>if(memory_map[i].used )<BR>i++;<BR>continue;<BR>}<BR><BR>/*<BR>* 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围<BR>* 但是还要看看当前页是否只是 4GB 地址空间中某个地址页的别名？<BR>*/<BR>if(* (u32 *)addr != 0) { /* alias? */<BR>/* 这个内存页是 4GB 地址空间中某个地址页的别名 */<BR>if ( memory_map[i].used )<BR>i++;<BR>continue;<BR>}<BR><BR>/*<BR>* 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地址范围<BR>* 而且它也不是 4GB 地址空间中某个地址页的别名。<BR>*/<BR>if (memory_map[i].used == 0) {<BR>memory_map[i].start = addr;<BR>memory_map[i].size = PAGE_SIZE;<BR>memory_map[i].used = 1;<BR>} else {<BR>memory_map[i].size += PAGE_SIZE;<BR>}<BR>} /* end of for (…) */<BR><BR><BR><BR><BR>在用上述算法检测完系统的内存映射情况后，Boot Loader 也可以将内存映射的详细信息打印到串口。 <BR><BR>3.2.3 加载内核映像和根文件系统映像 <BR><BR>(1) 规划内存占用的布局 <BR><BR>这里包括两个方面：(1)内核映像所占用的内存范围；（2）根文件系统所占用的内存范围。在规划内存占用的布局时，主要考虑基地址和映像的大小两个方面。 <BR><BR>对于内核映像，一般将其拷贝到从(MEM_START＋0x8000) 这个基地址开始的大约1MB大小的内存范围内(嵌入式 Linux 的内核一般都不操过 1MB)。为什么要把从 MEM_START 到 MEM_START＋0x8000 这段 32KB 大小的内存空出来呢？这是因为 Linux 内核要在这段内存中放置一些全局数据结构，如：启动参数和内核页表等信息。 <BR><BR>而对于根文件系统映像，则一般将其拷贝到 MEM_START+0x0010,0000 开始的地方。如果用 Ramdisk 作为根文件系统映像，则其解压后的大小一般是1MB。 <BR><BR>（2）从 Flash 上拷贝 <BR><BR>由于像 ARM 这样的嵌入式 CPU 通常都是在统一的内存地址空间中寻址 Flash 等固态存储设备的，因此从 Flash 上读取数据与从 RAM 单元中读取数据并没有什么不同。用一个简单的循环就可以完成从 Flash 设备上拷贝映像的工作： <BR><BR><BR>while(count) {<BR>*dest++ = *src++; /* they are all aligned with word boundary */<BR>count -= 4; /* byte number */<BR>};<BR><BR><BR><BR><BR>3.2.4 设置内核的启动参数 <BR><BR>应该说，在将内核映像和根文件系统映像拷贝到 RAM 空间中后，就可以准备启动 Linux 内核了。但是在调用内核之前，应该作一步准备工作，即：设置 Linux 内核的启动参数。 <BR><BR>Linux 2.4.x 以后的内核都期望以标记列表(tagged list)的形式来传递启动参数。启动参数标记列表以标记 ATAG_CORE 开始，以标记 ATAG_NONE 结束。每个标记由标识被传递参数的 tag_header 结构以及随后的参数值数据结构来组成。数据结构 tag 和 tag_header 定义在 Linux 内核源码的include/asm/setup.h 头文件中： <BR><BR><BR>/* The list ends with an ATAG_NONE node. */<BR>#define ATAG_NONE 0x00000000<BR><BR>struct tag_header {<BR>u32 size; /* 注意，这里size是字数为单位的 */<BR>u32 tag;<BR>};<BR>……<BR>struct tag {<BR>struct tag_header hdr;<BR>union {<BR>struct tag_core core;<BR>struct tag_mem32 mem;<BR>struct tag_videotext videotext;<BR>struct tag_ramdisk ramdisk;<BR>struct tag_initrd initrd;<BR>struct tag_serialnr serialnr;<BR>struct tag_revision revision;<BR>struct tag_videolfb videolfb;<BR>struct tag_cmdline cmdline;<BR><BR>/*<BR>* Acorn specific<BR>*/<BR>struct tag_acorn acorn;<BR><BR>/*<BR>* DC21285 specific<BR>*/<BR>struct tag_memclk memclk;<BR>} u;<BR>};<BR><BR><BR><BR><BR>在嵌入式 Linux 系统中，通常需要由 Boot Loader 设置的常见启动参数有：ATAG_CORE、ATAG_MEM、ATAG_CMDLINE、ATAG_RAMDISK、ATAG_INITRD等。 <BR><BR>比如，设置 ATAG_CORE 的代码如下： <BR><BR><BR>params = (struct tag *)BOOT_PARAMS;<BR><BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_CORE;<BR>params-&gt;hdr.size = tag_size(tag_core);<BR><BR>params-&gt;u.core.flags = 0;<BR>params-&gt;u.core.pagesize = 0;<BR>params-&gt;u.core.rootdev = 0;<BR><BR>params = tag_next(params);<BR><BR><BR><BR><BR>其中，BOOT_PARAMS 表示内核启动参数在内存中的起始基地址，指针 params 是一个 struct tag 类型的指针。宏 tag_next() 将以指向当前标记的指针为参数，计算紧临当前标记的下一个标记的起始地址。注意，内核的根文件系统所在的设备ID就是在这里设置的。 <BR><BR>下面是设置内存映射情况的示例代码： <BR><BR><BR>for(i = 0; i &lt; NUM_MEM_AREAS; i++) {<BR>if(memory_map[i].used) {<BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_MEM;<BR>params-&gt;hdr.size = tag_size(tag_mem32);<BR><BR>params-&gt;u.mem.start = memory_map[i].start;<BR>params-&gt;u.mem.size = memory_map[i].size;<BR><BR>params = tag_next(params);<BR>}<BR>}<BR><BR><BR><BR><BR>可以看出，在 memory_map［］数组中，每一个有效的内存段都对应一个 ATAG_MEM 参数标记。 <BR><BR>Linux 内核在启动时可以以命令行参数的形式来接收信息，利用这一点我们可以向内核提供那些内核不能自己检测的硬件参数信息，或者重载(override)内核自己检测到的信息。比如，我们用这样一个命令行参数字符串"console=ttyS0,115200n8"来通知内核以 ttyS0 作为控制台，且串口采用 "115200bps、无奇偶校验、8位数据位"这样的设置。下面是一段设置调用内核命令行参数字符串的示例代码： <BR><BR><BR>char *p;<BR><BR>/* eat leading white space */<BR>for(p = commandline; *p == ' '; p++)<BR>;<BR><BR>/* skip non-existent command lines so the kernel will still<BR>* use its default command line.<BR>*/<BR>if(*p == '\0')<BR>return;<BR><BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_CMDLINE;<BR>params-&gt;hdr.size = (sizeof(struct tag_header) + strlen(p) + 1 + 4) &gt;&gt; 2;<BR><BR>strcpy(params-&gt;u.cmdline.cmdline, p);<BR><BR>params = tag_next(params);<BR><BR><BR><BR><BR>请注意在上述代码中，设置 tag_header 的大小时，必须包括字符串的终止符'\0'，此外还要将字节数向上圆整4个字节，因为 tag_header 结构中的size 成员表示的是字数。 <BR><BR>下面是设置 ATAG_INITRD 的示例代码，它告诉内核在 RAM 中的什么地方可以找到 initrd 映象(压缩格式)以及它的大小： <BR><BR><BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_INITRD2;<BR>params-&gt;hdr.size = tag_size(tag_initrd);<BR><BR>params-&gt;u.initrd.start = RAMDISK_RAM_BASE;<BR>params-&gt;u.initrd.size = INITRD_LEN;<BR><BR>params = tag_next(params);<BR><BR><BR><BR><BR>下面是设置 ATAG_RAMDISK 的示例代码，它告诉内核解压后的 Ramdisk 有多大（单位是KB）： <BR><BR><BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_RAMDISK;<BR>params-&gt;hdr.size = tag_size(tag_ramdisk);<BR><BR>params-&gt;u.ramdisk.start = 0;<BR>params-&gt;u.ramdisk.size = RAMDISK_SIZE; /* 请注意，单位是KB */<BR>params-&gt;u.ramdisk.flags = 1; /* automatically load ramdisk */<BR><BR>params = tag_next(params);<BR><BR><BR><BR><BR>最后，设置 ATAG_NONE 标记，结束整个启动参数列表： <BR><BR><BR>static void setup_end_tag(void)<BR>{<BR>params-&gt;hdr.tag = ATAG_NONE;<BR>params-&gt;hdr.size = 0;<BR>}<BR><BR><BR><BR><BR>3.2.5 调用内核 <BR><BR>Boot Loader 调用 Linux 内核的方法是直接跳转到内核的第一条指令处，也即直接跳转到 MEM_START＋0x8000 地址处。在跳转时，下列条件要满足： <BR><BR>1． CPU 寄存器的设置： <BR><BR>R0＝0；<BR><BR><BR>R1＝机器类型 ID；关于 Machine Type Number，可以参见 linux/arch/arm/tools/mach-types。 <BR><BR><BR>R2＝启动参数标记列表在 RAM 中起始基地址； <BR><BR><BR>2． CPU 模式： <BR><BR>必须禁止中断（IRQs和FIQs）；<BR><BR><BR>CPU 必须 SVC 模式；<BR><BR><BR>3． Cache 和 MMU 的设置：<BR><BR>MMU 必须关闭；<BR><BR><BR>指令 Cache 可以打开也可以关闭；<BR><BR><BR>数据 Cache 必须关闭； <BR>如果用 C 语言，可以像下列示例代码这样来调用内核： <BR><BR><BR>void (*theKernel)(int zero, int arch, u32 params_addr) = (void (*)(int, int, u32))KERNEL_RAM_BASE;<BR>……<BR>theKernel(0, ARCH_NUMBER, (u32) kernel_params_start);<BR><BR><BR><BR><BR>注意，theKernel()函数调用应该永远不返回的。如果这个调用返回，则说明出错。 <BR><BR>4. 关于串口终端<BR>在 boot loader 程序的设计与实现中，没有什么能够比从串口终端正确地收到打印信息能更令人激动了。此外，向串口终端打印信息也是一个非常重要而又有效的调试手段。但是，我们经常会碰到串口终端显示乱码或根本没有显示的问题。造成这个问题主要有两种原因：(1) boot loader 对串口的初始化设置不正确。(2) 运行在 host 端的终端仿真程序对串口的设置不正确，这包括：波特率、奇偶校验、数据位和停止位等方面的设置。 <BR><BR>此外，有时也会碰到这样的问题，那就是：在 boot loader 的运行过程中我们可以正确地向串口终端输出信息，但当 boot loader 启动内核后却无法看到内核的启动输出信息。对这一问题的原因可以从以下几个方面来考虑： <BR><BR>(1) 首先请确认你的内核在编译时配置了对串口终端的支持，并配置了正确的串口驱动程序。 <BR><BR>(2) 你的 boot loader 对串口的初始化设置可能会和内核对串口的初始化设置不一致。此外，对于诸如 s3c44b0x 这样的 CPU，CPU 时钟频率的设置也会影响串口，因此如果 boot loader 和内核对其 CPU 时钟频率的设置不一致，也会使串口终端无法正确显示信息。 <BR><BR>(3) 最后，还要确认 boot loader 所用的内核基地址必须和内核映像在编译时所用的运行基地址一致，尤其是对于 uClinux 而言。假设你的内核映像在编译时用的基地址是 0xc0008000，但你的 boot loader 却将它加载到 0xc0010000 处去执行，那么内核映像当然不能正确地执行了。 <BR><BR>5. 结束语<BR>Boot Loader 的设计与实现是一个非常复杂的过程。如果不能从串口收到那激动人心的"uncompressing linux.................. done, booting the kernel……"内核启动信息，恐怕谁也不能说："嗨，我的 boot loader 已经成功地转起来了！"。 <BR><img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/729.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-04 19:34 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/729.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item><item><title>Linux bootloader 编写方法</title><link>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/730.html</link><dc:creator>【Z&amp;Y】幸福小筑</dc:creator><author>【Z&amp;Y】幸福小筑</author><pubDate>Mon, 04 Jul 2005 11:34:00 GMT</pubDate><guid>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/730.html</guid><wfw:comment>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/730.html</wfw:comment><comments>http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/730.html#Feedback</comments><slash:comments>0</slash:comments><wfw:commentRss>http://www.cnitblog.com/drizztzou/comments/commentRss/730.html</wfw:commentRss><trackback:ping>http://www.cnitblog.com/drizztzou/services/trackbacks/730.html</trackback:ping><description><![CDATA[对于移植 linux 到其它开发板的人来说，编写 boot loader 是一个不可避免的过程。对于学习linux的人来讲，编写 bootloader 也是一个很有挑战性的工作。本文通过对 linux引导协议进行分析，详细阐述了如何编写一个可以在 i386 机器上引导 2.4.20内核的基本的bootloader。<BR>1.概述<BR><BR>linux运行在保护模式下，但是当机器启动复位的时候却处于实模式下。所以写bootloader做的工作也是在实模式之下的。<BR><BR>linux的内核有多种格式，老式的zImage和新型的bzImage。它们之间最大的差别是对于内核体积大小的限制。由于zImage内核需要放在实模式1MB的内存之内，所以其体积受到了限制。目前采用的内核格式大多为bzImage，这种格式没有1MB内存限制。本文以下部分主要以bzImage为例进行分析。<BR><BR>2.bzImage格式内核的结构<BR><BR>bzImage内核从前向后分为3个部分，前512字节被称为bootsect，这就是软盘引导linux时用到的bootloader，如果不从软盘引导，这部分就没有用，其中存储了一些编译时生成的内核启动选项的默认值。从512个字节开始的512*n个字节称为setup部分，这是linux内核的实模式部分，这部分在实模式下运行，主要功能是为保护模式的linux内核启动准备环境。这个部分最后会切换进入保护模式，跳转到保护模式的内核执行。最后的部分就是保护模式的内核，也就是真正意义上的linux内核。其中n的大小可以从bootsect后半部得到，详细地址可以参阅linux boot protocol。<BR><BR>3.引导过程概述<BR><BR>第一步，打开冰箱门；第二步把大象放到冰箱里……不要笑，过程就是这么简单。首先需要把linux内核的setup部分拷贝到9020H:0开始的地址，然后把保护模式内核拷贝到1MB开始的地址，然后根据Linux Boot Protocol 2.03的内容设定参数区的内容，基地址就是9000H：0，最后使用一条ljmp $0x9020,$0跳转到setup段，剩下的事情就是linux自己的了^_^,果然简单吧！<BR><BR>4.THE LINUX/I386 BOOT PROTOCOL<BR><BR>这个就是我们引导linux所使用的协议，它的位置在：Documetation/i386/boot.txt中。里面详细的写了引导linux所需要知道的一切知识，对于其它体系结构的CPU，也一定存在着类似的东东，仿照本文的方法就可以了。<BR><BR>5.细节一：基本引导参数<BR><BR>当然我们不指定任何参数linux内核也可以启动，但是这样有可能启动进入一个我们不支持的framebuffer模式，导致没有任何屏幕显示；也可能mount了错误的根分区失败，导致No Init Found的kernel panic。所以我们必须要指定一些东西。<BR><BR>如果你像我一样是一个懒人，那么可以直接把bootsect拷到9000H：0的位置，使用软盘引导时它会把自己复制到这个地方的，这里面有些默认的设置，详情请见boot.txt。<BR><BR>首先是root的位置，这里bootsect_pos指向的是9000H:0的地址。<BR><BR><BR>bootsect_pos[0x1fc] = root_minor;<BR>bootsect_pos[0x1fd] = root_major;<BR><BR><BR><BR><BR>其中root_minor和root_major分别是root的主设备号和次设备号。<BR><BR>当前显示模式：<BR><BR><BR>bootsect_pos[0x1fa] = 0xff;<BR>bootsect_pos[0x1fb] = 0xff;<BR><BR><BR><BR><BR>这两个数值相当于引导参数vga=0xHHH的值，两个0xff代表文本模式。<BR><BR><BR>bootsect_pos[0x210] = 0xff;<BR><BR><BR><BR><BR>这是在设定你的bootloader的类型，其实只要不是0就行，因为0代表的loader太旧无法引导新的内核，setup发现这个后就会停下来。按照规范你应该写成0xff，这表示未知的boot loader，如果你的bootloader已经得到了一个官方分配的type id，那就写上自己的数值。<BR><BR>6.细节二：如何加载内核<BR><BR>如果你现在的环境是一无所有，那么必须使用bios中断或者ATA指令去读硬盘了，不过如果你手中如果有基本的DOS系统，那么就可以使用DOS的程序了。为了能够操作整个4GB的地址空间，我使用了WATCOM C写了个小程序读内核，不过你可以仿照bootsect里面的做法，在实模式中读一部分，然后进入到保护模式拷贝到1MB以上，然后再从实模式读一部分……需要注意1:9000H:0也是DOS占用的地址空间，所以读完内核后就不要返回DOS了，否则会有问题；<BR><BR>注意2:一定保证是纯DOS，不要加载HIMEM或者EMM386这样的东西，它们会使上面的引导过程失败。loadlin倒是可以来者通吃几乎所有的DOS，不过它的作者也是这方面的大牛，对DOS下的内存管理非常的熟悉。我们现在研究这些古老的东西很难找资料了，况且我们是在写bootloader，不是DOS killer^_^。<BR><BR>7.引导时的高级功能<BR><BR>1)initrd<BR><BR>initrd是启动时的一个小虚拟盘，一般用它来实现模块化的内核。引导initrd的方法主要有两个要点：<BR>第一，把initrd读入内存，我们可以仿照大多数boot loader的方法把它放在内存的最高端；<BR>第二，设定initrd的起始位置和长度 <BR><BR>bootsect_pos[0x218]开始的4个字节放的是起始物理地址，bootsect_pos[0x21c]开始的4个字节放的是initrd的长度。<BR><BR>2)command_line支持<BR><BR>用command_line你可以给内核传一些参数，自己定制内核的行为。我是这样做的，首先把command_line放在9900H:0的地址里，然后把9900H:0的物理地址存放在bootsect_pos[0x228]开始的4个字节里面。注意一定是物理地址，所以你应该放99000H这个数，然后内核就会识别你的command_line了。<BR><BR>8.结束语<BR><BR>写本文的目的主要是为了用最少的语言和最短的时间说明bootloader的原理，真正的权威资料还是要看linux内核源码和boot.txt文件。我曾经写过一个例子loaderx，使用WATCOM C和TASM，WATCOM C是一个可以在DOS下生成能访问4GB物理地址程序的C编译器，里面也有详细的注释和文档说明。可以从下面的地址下载：loaderx.tar.gz<BR><img src ="http://www.cnitblog.com/drizztzou/aggbug/730.html" width = "1" height = "1" /><br><br><div align=right><a style="text-decoration:none;" href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/" target="_blank">【Z&Y】幸福小筑</a> 2005-07-04 19:34 <a href="http://www.cnitblog.com/drizztzou/articles/730.html#Feedback" target="_blank" style="text-decoration:none;">发表评论</a></div>]]></description></item></channel></rss>