嵌入式BootLoader技能黑幕

    一、小序

    在专用的嵌入式板子运行 GNU/Linux 体系已经变得越来越盛行。一个嵌入式 Linux 体系从软件的角度看通常可以分为四个层次： 

    1. 引导加载步调。包括固化在固件(firmware)中的 boot 代码(可选)，和 Boot Loader两大部分。 

    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。 

    3. 文件体系。包括根文件体系和创建于 Flash 内存配置之上文件体系。通常用 ram disk 来作为 root fs。 

    4. 用户应用步调。特定于用户的应用步调。偶然偶尔在用户应用步调和内核层之间大概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。 
    引导加载步调是体系加电后运行的第一段软件代码。追念一下 PC 的体系布局我们可以知道，PC 机中的引导加载步调由 BIOS(其本质便是一段固件步调)和位于硬盘 MBR 中的 OSBoot Loader（比如，LILO 和 GRUB 等）一起构成。BIOS 在完成硬件检测和资源分派后，将硬盘 MBR 中的 Boot Loader 读到体系的 RAM 中，然后将控制权交给 OS Boot Loader。Boot Loader 的紧张运行任务便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，也即开始启动利用体系。 
    而在嵌入式体系中，通常并没有像 BIOS 那样的固件步调（注，有的嵌入式 CPU 也会内嵌一段短小的启动步调），因此整个别系的加载启动任务就完全由BootLoader 来完成。比如在一个基于 ARM7TDMI core 的嵌入式体系中，体系在上电或复位时通常都从地点 0x00000000 处开始实行，而在这个地点处摆设的通常便是体系的 Boot Loader 步调。
    本文将从 Boot Loader 的见解、Boot Loader 的紧张任务、Boot Loader 的框架布局以及Boot Loader 的摆设等四个方面来讨论嵌入式体系的 Boot Loader。

    二、 Boot Loader 的见解

    大抵地说，Boot Loader 便是在利用体系内核运行之前运行的一段小步调。通过这段小步调，我们可以初始化硬件配置、创建内存空间的映射图，从而将体系的软硬件环境带到一个切合的状态，以便为终极调用利用体系内容许备好正确的环境。

    通常，Boot Loader 是告急地依赖于硬件而实现的，分外是在嵌入式天下。因此，在嵌入式天下里创建一个通用的 Boot Loader 险些是不大概的。只管云云，我们仍旧可以对 Boot Loader 归纳出一些通用的见解来，以引导用户特定的 Boot Loader 筹划与实现。

    1. Boot Loader 所支持的 CPU 和嵌入式板

    每种差别的 CPU 体系布局都有差别的 Boot Loader。有些 Boot Loader 也支持多种体系布局的 CPU，比如 U-Boot 就同时支持 ARM 体系结讨论MIPS 体系布局。除了依赖于 CPU的体系布局外，Boot Loader 实际上也依赖于细致的嵌入式板级配置的配置。这也便是说，敷衍两块差别的嵌入式板而言，纵然它们是基于同一种 CPU 而构建的，要想让运行在一块板子上的 Boot Loader 步调也能运行在另一块板子上，通常也都须要修改 Boot Loader 的源步调。

    2. Boot Loader 的摆设媒介（Installation Medium）

    体系加电或复位后，全部的 CPU 通常都从某个由 CPU 制造商预先摆设的地点上取指令。
    比如，基于 ARM7TDMI core 的 CPU 在复位时通常都从地点 0x00000000 取它的第一条指令。而基于 CPU 构建的嵌入式体系通常都有某种典范的固态存储配置(比如：ROM、EEPROM 或 FLASH 等)被映射到这个预先摆设的地点上。因此在体系加电后，CPU 将起首实行 Boot Loader 步调。 

    3. 用来控制 Boot Loader 的配置或机制

    主机和目标机之间一样通常通过串口创建连接，Boot Loader 软件在实行时通常会通过串口来举行 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。
    4. Boot Loader 的启动进程是单阶段（Single Stage）还是多阶段（Multi-Stage）

    通常多阶段的 Boot Loader 能提供更为巨大的结果，以及更好的可移植性。从固态存储配置上启动的 Boot Loader 大多都是 2 阶段的启动进程，也即启动进程可以分为 stage 1和 stage 2 两部分。而至于在 stage 1 和 stage 2 细致完成哪些任务将在下面几篇讨论。
    5. Boot Loader 的利用模式 (Operation Mode)

    大多数 Boot Loader 都包括两种差别的利用模式："启动加载"模式和"下载"模式，这种区别仅敷衍开辟职员才存心义。但从终极用户的角度看，Boot Loader 的作用便是用来加载利用体系，而并不存在所谓的启动加载模式与下载变乱模式的区别。

    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配置大将利用体系加载到 RAM 中运行，整个进程并没有效户的参加。这种模式是 Boot Loader 的正常变乱模式，因此在嵌入式产品颁发的时
侯，Boot Loader 显然必须变乱在这种模式下。

    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讯本领从主机（Host）下载文件，比如：下载内核映像和根文件体系映像等。从主机下载的文件通常起首被 Boot Loader 生存到目标机的 RAM 中，然后再被 Boot Loader 写到目标机上的FLASH 类固态存储配置中。Boot Loader 的这种模式通常在第一次摆设内核与根文件体系时被利用；别的，以后的体系更新也会利用 Boot Loader 的这种变乱模式。变乱于这种模式下的 Boot Loader 通常都市向它的终端用户提供一个大抵的下令行接口。
    像 Blob 或 U-Boot 等如许结果强大的 Boot Loader 通常同时支持这两种变乱模式，并且容许用户在这两种变乱模式之间举行切换。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恣意键而将 blob 切换到下载模式。要是在10秒内没有效户按键，则 blob 连续启动 Linux 内核。

    6. BootLoader 与主机之间举行文件传输所用的通讯配置及协议

    最常见的环境便是，目标机上的 Boot Loader 通过串口与主机之间举行文件传输，传输协议通常是 xmodem／ymodem／zmodem 协议中的一种。但是，串口传输的速率是有限的，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。

    别的，在论及这个话题时，主机方所用的软件也要思量。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 办事。在讨论了 BootLoader 的上述见解后，下面我们来细致看看 BootLoader 的应该完成哪些任务。

    三、Boot Loader 的紧张任务与典范布局框架

    在连续本节的讨论之前，起首我们做一个假定，那便是：假定内核映像与根文件体系映像都被加载到 RAM 中运行。之以是提出如许一个假设条件是由于，在嵌入式体系中内核映像与根文件体系映像也可以直接在 ROM 或 Flash 如许的固态存储配置中直接运行。但这种做法无疑因此运行速率的断送为代价的。从利用体系的角度看，Boot Loader 的总目标便是正确地调用内核来实行。

    别的，由于 Boot Loader 的实现依赖于 CPU 的体系布局，因此大多数 Boot Loader 都分为 stage1 和 stage2 两大部分。依赖于 CPU 体系布局的代码，比如配置初始化代码等，通常都放在 stage1 中，并且通常都用汇编语言来实现，以到达短小老练的目标。而 stage2 则通常用C语言来实现，如许可以实现给巨大的结果，并且代码会具有更好的可读性和可移植性。

    Boot Loader 的 stage1 通常包括以下步调(以实行的先后序次)：
   ·硬件配置初始化。
   ·为加载 Boot Loader 的 stage2 准备 RAM 空间。
   ·拷贝 Boot Loader 的 stage2 到 RAM 空间中。
   ·设置好堆栈。
   ·跳转到 stage2 的 C 入口点。
   Boot Loader 的 stage2 通常包括以下步调(以实行的先后序次)：
   ·初始化本阶段要利用到的硬件配置。
   ·检测体系内存映射(memory map)。
   ·将 kernel 映像和根文件体系映像从 flash 上读到 RAM 空间中。
   ·为内核设置启动参数。
   ·调用内核。
   3.1 Boot Loader 的 stage1
   3.1.1 底子的硬件初始化
    这是 Boot Loader 一开始就实行的利用，其目标是为 stage2 的实行以及随后的 kernel的实行准备好一些底子的硬件环境。它通常包括以下步调（以实行的先后序次）：
    1．屏蔽全部的克制。为克制提供办事通常是 OS 配置驱动步调的责任，因此在 Boot Loader 的实行全进程中可以不必相应恣意克制。克制屏蔽可以通过写 CPU 的克制屏蔽寄存器或状态寄存器（比如 ARM 的 CPSR 寄存器）来完成。

    2．设置 CPU 的速率和时钟频率。

    3．RAM 初始化。包括正确地设置体系的内存控制器的结果寄存器以及各内存库控制寄存器等。
    4．初始化 LED。典范地，通过 GPIO 来驱动 LED，其目标是表明体系的状态是 OK 还是Error。要是板子上没有 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。

    5． 封闭 CPU 内部指令／数据 cache。
    3.1.2 为加载 stage2 准备 RAM 空间

    为了得到更快的实行速率，通常把 stage2 加载到 RAM 空间中来实行，因此必须为加载Boot Loader 的 stage2 准备好一段可用的 RAM 空间范畴。

    由于 stage2 通常是 C 语言实行代码，因此在思量空间大小时，除了 stage2 可实行映象的大小外，还必须把堆栈空间也思量进来。别的，空间大小最好是memory page 大小(通常是 4KB)的倍数。一样通常而言，1M 的 RAM 空间已经富裕了。细致的地点范畴可以恣意摆设，比如 blob 就将它的 stage2 可实行映像摆设到从体系 RAM 肇始地点 0xc0200000 开始的 1M 空间内实行。但是，将 stage2 摆设到整个 RAM 空间的最顶 1MB(也即(RamEnd-1MB) - RamEnd)是一种值得保举的要领。

    为了反面的叙述方便，这里把所摆设的 RAM 空间范畴的大小记为：stage2_size(字节)，把肇始地点和克制地点分别记为：stage2_start 和 stage2_end(这两个地点均以 4 字节边界对齐)。因此：

    stage2_end＝stage2_start＋stage2_size

    别的，还必须确保所摆设的地点范畴的的确确是可读写的 RAM 空间，因此，必须对你所摆设的地点范畴举行测试。细致的测试要领可以采取雷同于 blob 的要领，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。为了反面叙述的方便，我们记这个检测算法为：test_mempage，其细致步调如下：
    1．老师存 memory page 一开始两个字的内容。
    2．向这两个字中写入恣意的数字。比如：向第一个字写入 0x55，第 2 个字写入 0xaa。
    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。要是不是，则阐发这个 memory page 所占据的地点范畴不是一段有效的 RAM 空间。
    4．再向这两个字中写入恣意的数字。比如：向第一个字写入 0xaa，第 2 个字中写入 0x55。 

    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。要是不是，则阐发这个 memory page 所占据的地点范畴不是一段有效的 RAM 空间。

    6．光复这两个字的原始内容。测试完毕。

   为了得到一段干净的 RAM 空间范畴，我们也可以将所摆设的 RAM 空间范畴举行清零利用。

    3.1.3 拷贝 stage2 到 RAM 中

    拷贝时要确定两点：(1) stage2 的可实行映象在固态存储配置的存放肇始地点和克制地点；(2) RAM 空间的肇始地点。

    3.1.4 设置堆栈指针 sp堆栈指针的设置是为了实行 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 节所摆设的那个 1MB 的 RAM 空间的最顶端(堆栈向下生长)。
    别的，在设置堆栈指针 sp 之前，也可以封闭 led 灯，以提示用户我们准备跳转到 stage2。颠末上述这些实行步调后，体系的物理内存布局应该如下图2所示。 

   3.1.5 跳转到 stage2 的 C 入口点

    在上述齐备都就绪后，就可以跳转到 Boot Loader 的 stage2 去实行了。比如，在 ARM体系中，这可以通过修改 PC 寄存器为切合的地点来实现。

   3.2 Boot Loader 的 stage2

    正如前面所说，stage2 的代码通常用 C 语言来实现，以便于实现更巨大的结果和获取更好的代码可读性和可移植性。但是与平常 C 语言应用步调差别的是，在编译和链接 bootloader 如许的步调时，我们不克不及利用 glibc 库中的恣意支持函数。其缘故因由是显而易见的。这就给我们带来一个标题，那便是从那边跳转进 main() 函数呢？直接把 main() 函数的肇始地点作为整个 stage2 实行映像的入口点大概是最直接的想法。但是如许做有两个
缺点：1)无法通过main() 函数转达函数参数；2)无法处理惩罚处罚 main() 函数返回的环境。一种更为奥妙的要领是利用 trampoline(弹簧床)的见解。也即，用汇编语言写一段trampoline 小步调，并将这段 trampoline 小步调来作为 stage2 可实行映象的实行入口点。然后我们可以在 trampoline 汇编小步调中用 CPU 跳转指令跳入 main() 函数中去实行；而当main() 函数返回时，CPU 实行路径显然再次回到我们的 trampoline 步调。简而言之，这种要领的头脑便是：用这段 trampoline 小步调来作为main() 函数的外部包裹(external wrapper)。
    下面给出一个大抵的 trampoline 步调示例(来自blob)：

    .text
    .globl _trampoline
    _trampoline:
     bl main
    /* if main ever returns we just call it again */
     b _trampoline

     可以看出，当 main() 函数返回后，我们又用一条跳转指令重新实行 trampoline 步调――固然也就重新实行 main() 函数，这也便是 trampoline(弹簧床)一词的意思地点。

    3.2.1初始化本阶段要利用到的硬件配置

    这通常包括：（1）初始化至少一个串口，以便和终端用户举行 I/O 输出信息；（2）初始化计时器等。在初始化这些配置之前，也可以重新把 LED 灯点亮，以表明我们已经进入main() 函数实行。

    配置初始化完成后，可以输出一些打印信息，步调名字字符串、版本号等。 

    3.2.2 检测体系的内存映射（memory map）

    所谓内存映射便是指在整个 4GB 物理地点空间中有哪些地点范畴被分派用来寻址体系的RAM 单位。比如，在 SA-1100 CPU 中，从 0xC000,0000 开始的 512M 地点空间被用作体系的 RAM 地点空间，而在 Samsung S3C44B0X CPU 中，从 0x0c00,0000 到 0x1000,0000之间的 64M 地点空间被用作体系的 RAM 地点空间。固然 CPU 通常预留出一大段富裕的地点空间给体系 RAM，但是在搭建细致的嵌入式体系时却不肯定会实现 CPU 预留的全部RAM 地点空间。也便是说，细致的嵌入式体系通常只把CPU 预留的全部 RAM 地点空间中的一部分映射到 RAM 单位上，而让剩下的那部分预留 RAM 地点空间处于未利用状态。由于上述这个原形，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) 之前检测整个别系的内存映射环境，也即它必须知道 CPU 预留的全部 RAM 地点空间中的哪些被真正映射到 RAM 地点单位，哪些是处于 "u
nused" 状态的。

   (1) 内存映射的形貌
   可以用如下数据布局来形貌 RAM 地点空间中的一段连续(continuous)的地点范畴：
    typedef struct memory_area_struct {u32 start; /* the base address of the memory region */ u32 size; /* the byte number of the memory region */
int used; } memory_area_t;

    这段 RAM 地点空间中的连续地点范畴可以处于两种状态之一：(1)used=1，则阐发这段连续的地点范畴已被实现，也即真正地被映射到 RAM 单位上。(2)used=0，则阐发这段连续的地点范畴并未被体系所实现，而是处于未利用状态。
    基于上述 memory_area_t 数据布局，整个 CPU 预留的 RAM 地点空间可以用一个 memory_area_t 典范的数组来表现，如下所示：

    memory_area_t memory_map[NUM_MEM_AREAS] = {[0 ... (NUM_MEM_AREAS - 1)] = {.start = 0,.size = 0,.used = 0 }, };

    (2) 内存映射的检测

    下面我们给出一个可用来检测整个 RAM 地点空间内存映射环境的大抵而有效的算法：

     /* 数组初始化 */
     for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++)
     memory_map[i].used = 0;

    /* first write a 0 to all memory locations */ 
    for(addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) 
    * (u32 *)addr = 0; 

    for(i = 0, addr = MEM_START; addr < MEM_END; addr += PAGE_SIZE) { 
    /* 
    * 检测从基地点 MEM_START+i*PAGE_SIZE 开始,大小为 
    * PAGE_SIZE 的地点空间是否是有效的RAM地点空间。 
    */ 
    调用3.1.2节中的算法test_mempage()； 
    if ( current memory page isnot a valid ram page) { 
    /* no RAM here */ 
    if(memory_map[i].used ) 
    i++; 
    continue; 
    } 
    /* 
    * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地点范畴 
    * 但是还要看看当前页是否只是 4GB 地点空间中某个地点页的又名？ 
    */ 
    if(* (u32 *)addr != 0) { /* alias? */ 
    /* 这个内存页是 4GB 地点空间中某个地点页的又名 */ 
    if ( memory_map[i].used ) 
    i++; 
    continue; 
    } 

    /* 
    * 当前页已经是一个被映射到 RAM 的有效地点范畴 
    * 并且它也不是 4GB 地点空间中某个地点页的又名。 
    */ 
    if (memory_map[i].used == 0) { 
    memory_map[i].start = addr; 
    memory_map[i].size = PAGE_SIZE; 
    memory_map[i].used = 1; 
    } else { 
    memory_map[i].size += PAGE_SIZE; 
    } 
    } /* end of for (…) */ 

    在用上述算法检测完体系的内存映射环境后，Boot Loader 也可以将内存映射的过细信息打印到串口。 

    3.2.3 加载内核映像和根文件体系映像 

    (1) 操持内存占用的布局 

    这里包括两个方面：(1)内核映像所占用的内存范畴；（2）根文件体系所占用的内存范畴。在操持内存占用的布局时，紧张思量基地点和映像的大小两个方面。 

    敷衍内核映像，一样通常将其拷贝到从(MEM_START＋0x8000) 这个基地点开始的约莫1MB大小的内存范畴内(嵌入式 Linux 的内核一样通常都不操过 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？这是由于 Linux 内核要在这段内存中摆设一些全局数据布局，如：启动参数和内核页表等信息。 
    而敷衍根文件体系映像，则一样通常将其拷贝到 MEM_START+0x0010,0000 开始的地方。要是用Ramdisk 作为根文件体系映像，则其解压后的大小一样通常是1MB。 

    （2）从 Flash 上拷贝 

    由于像 ARM 如许的嵌入式 CPU 通常都是在同一的内存地点空间中寻址 Flash 等固态存储配置的，因此从 Flash 上读取数据与从 RAM 单位中读取数据并没有什么差别。用一个大抵的循环就可以完成从 Flash 配置上拷贝映像的变乱： 
    while(count) {*dest++ = *src++; /* they are all aligned with word boundary */count -= 4; /* byte number */ }; 

    3.2.4 设置内核的启动参数 

    应该说，在将内核映像和根文件体系映像拷贝到 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，应该作一步准备变乱，即：设置 Linux 内核的启动参数。 
    Linux 2.4.x 以后的内核都渴望以标记列表(tagged list)的情势来转达启动参数。启动参数标记列表以标记 ATAG_CORE 开始，以标记 ATAG_NONE 结束。每个标记由标识被转达参数的 tag_header 布局以及随后的参数值数据布局来构成。数据布局 tag 和 tag_header定义在 Linux 内核源码的include/asm/setup.h 头文件中：
/* The list ends with an ATAG_NONE node. */#define ATAG_NONE 0x00000000
struct tag_header {u32 size; /* 过细，这里size是字数为单位的 */ u32 tag;};
    …… 
    struct tag {
    struct tag_header hdr; 
    union { 
    struct tag_core core; 
    struct tag_mem32 mem; 
    struct tag_videotext videotext; 
    struct tag_ramdisk ramdisk; 
    struct tag_initrd initrd; 
    struct tag_serialnr serialnr; 
    struct tag_revision revision; 
    struct tag_videolfb videolfb; 
    struct tag_cmdline cmdline; 

    /* 
    * Acorn specific 
    */ 
    struct tag_acorn acorn; 

    /* 
    * DC21285 specific 
    */
struct tag_memclk memclk;
} u;
}; 

    在嵌入式 Linux 体系中，通常须要由 Boot Loader 设置的常见启动参数有：ATAG_CORE、ATAG_MEM、ATAG_CMDLINE、ATAG_RAMDISK、ATAG_INITRD等。比如，设置 ATAG_CORE 的代码如下： 

    params = (struct tag *)BOOT_PARAMS; 
    params->hdr.tag = ATAG_CORE; 
    params->hdr.size = tag_size(tag_core); 
    params->u.core.flags = 0; 
    params->u.core.pagesize = 0; 
    params->u.core.rootdev = 0; 
    params = tag_next(params); 

    此中，BOOT_PARAMS 表现内核启动参数在内存中的肇始基地点，指针 params 是一个 struct tag 典范的指针。宏 tag_next() 将以指向当前标记的指针为参数，谋略紧临当前标记的下一个标记的肇始地点。过细，内核的根文件体系地点的配置ID便是在这里设置的。 

    下面是设置内存映射环境的示例代码：for(i = 0; i < NUM_MEM_AREAS; i++) {if(memory_map[i].used) {params->hdr.tag = ATAG_MEM;params->hdr.size=tag_size(tag_mem32);
    params->u.mem.start = memory_map[i].start;
    params->u.mem.size = memory_map[i].size; 
    params = tag_next(params); } } 

    可以看出，在 memory_map［］数组中，每一个有效的内存段都映射一个 ATAG_MEM 参数标记。 

    Linux 内核在启动时可以以下令行参数的情势来汲取信息，利用这一点我们可以向内核提供那些内核不克不及本身检测的硬件参数信息，大概重载(override)内核本身检测到的信息。 
    比如，我们用如许一个下令行参数字符串"console=ttyS0,115200n8"来关照内核以 ttyS0作为控制表面，且串口采取 "115200bps、无奇偶校验、8位数据位"如许的设置。下面是一段设置调用内核下令行参数字符串的示例代码：

    char *p;
    /* eat leading white space */
    for(p = commandline; *p == ' '; p++);
   /* skip non-existent command lines so the kernel will still
   * use its default command line.
   */
   if(*p == '\0')
   return; 

    params->hdr.tag = ATAG_CMDLINE; 
    params->hdr.size = (sizeof(struct tag_header) + strlen(p) + 1 + 4) >> 2; 
    strcpy(params->u.cmdline.cmdline, p); 
    params = tag_next(params); 

    请过细在上述代码中，设置 tag_header 的大小时，必须包括字符串的克制符'\0'，别的还要将字节数向上圆整4个字节，由于 tag_header 布局中的size 成员表现的是字数。 

    下面是设置 ATAG_INITRD 的示例代码，它报告内核在 RAM 中的什么地方可以找到 initrd 映象(压缩格局)以及它的大小： 
    params->hdr.tag = ATAG_INITRD2; 
    params->hdr.size = tag_size(tag_initrd); 
    params->u.initrd.start = RAMDISK_RAM_BASE; 
    params->u.initrd.size = INITRD_LEN; 
    params = tag_next(params); 

    下面是设置 ATAG_RAMDISK 的示例代码，它报告内核解压后的 Ramdisk 有多大（单位是K
B）： 
    params->hdr.tag = ATAG_RAMDISK; 
    params->hdr.size = tag_size(tag_ramdisk); 
    params->u.ramdisk.start = 0; 
    params->u.ramdisk.size = RAMDISK_SIZE; /* 请过细，单位是KB */ 
    params->u.ramdisk.flags = 1; /* automatically load ramdisk */ 
    params = tag_next(params); 

    着末，设置 ATAG_NONE 标记，结束整个启动参数列表： 
    static void setup_end_tag(void){params->hdr.tag = ATAG_NONE;params->hdr.size = 0;}

    3.2.5 调用内核
    Boot Loader 调用 Linux 内核的要领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 地点处。在跳转时，下列条件要餍足：

    1． CPU 寄存器的设置：
   ·R0＝0；
    @R1＝呆板典范 ID；关于 Machine Type Number，可以拜见 linux/arch/arm/tools/mach-types。 
    @R2＝启动参数标记列表在 RAM 中肇始基地点； 

    2． CPU 模式： 
    ·必须克制克制（IRQs和FIQs）； 
    ·CPU 必须 SVC 模式； 

    3． Cache 和 MMU 的设置： 
    ·MMU 必须封闭； 
    ·指令 Cache 可以打开也可以封闭； 
    ·数据 Cache 必须封闭； 

    要是用 C 语言，可以像下列示例代码如许来调用内核： 
    void (*theKernel)(int zero, int arch, u32 params_addr) 
    = (void (*)(int, int, u32))KERNEL_RAM_BASE; 
    …… 
    theKernel(0, ARCH_NUMBER, (u32) kernel_params_start); 
    过细，theKernel()函数调用应该永世不返回的。要是这个调用返回，则阐发堕落 

    四、 关于串口终端 

    在 boot loader 步调的筹划与实现中，没有什么可以大概比从串口终端正确地收到打印信息能更令人冲动了。别的，向串口终端打印信息也是一个非常告急而又有效的调试本领。但是，我们通常会遇到串口终端表现乱码或底子没有表现的标题。导致这个标题紧张有两种缘故因由：(1) boot loader 对串口的初始化设置非法。(2) 运行在 host 真个终端仿真步调对串口的设置非法，这包括：波特率、奇偶校验、数据位和克制位等方面的设置。 
    别的，偶然偶尔也会遇到如许的标题，那便是：在 boot loader 的运行进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。对这一标题标缘故因由可以从以下几个方面来思量： 
    (1) 起首请确认你的内核在编译时配置了对串口终真个支持，并配置了正确的串口驱动步调。 
    (2) 你的 boot loader 对串口的初始化设置大概会和内查对串口的初始化设置差别等。别的，敷衍诸如 s3c44b0x 如许的 CPU，CPU 时钟频率的设置也会影响串口，因此要是 boot loader 和内查对其 CPU 时钟频率的设置差别等，也会使串口终端无法正确表现信息。 
    (3) 着末，还要确认 boot loader 所用的内核基地点必须和内核映像在编译时所用的运行基地点划一，尤其是敷衍 uClinux 而言。假设你的内核映像在编译时用的基地点是 0xc0008000，但你的 boot loader 却将它加载到 0xc0010000 处去实行，那么内核映像固然不克不及正确地实行了。 

    五、 结束语 
    Boot Loader 的筹划与实现是一个非常巨大的进程。要是不克不及从串口收到那冲动民气的 
    "uncompressing linux 
    .................. done, 
    booting the kernel……"