U-boot应用于AT91 RM9200重映射机制的修正
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在嵌入式系统中，程序代码必须放在非易失性存储介质里，但嵌入式处理器的速度远远大于非易失性存储介质的读取速度。为了缓解这种矛盾，提出高速缓存的技术方案，即利用高速的易失性存储介质(如SRAM)，作为非易失性存储介质的高速缓存，由此形成了典型的“金字塔式”的存储体系架构。但是，处理器体系结构的设计决定了上电或复位时从固定的位置取指，此时中断向量表仍然存放于低速非易失性介质里，所以不能有效提高处理器对异常处理的速度。为了解决这个问题，同时更好地支持存储体系架构，提高系统性能，提出了“重映射”的解决方案。
1 重映射的理论模型
要理解重映射，必须首先理解映射。在此给出映射的基本理论模型，如图1所示。
用公式表示为
其中，A表示输入域，B表示输出域，F(X)表示规则。A在规则F(X)下能够与B对应，这种对应关系就是“映射”。
在嵌入式系统中，这个模型应用比较普遍，可以完全用硬件实现，也可以硬件和软件协同实现。根据作用时间的不同，第1次称为“映射”，后面的就称之为“重映射”。基本理论相同，实现方式也类似。在不影响理解的情况下，以下不区分“映射”和“重映射”这两个术语。嵌入式系统中，重映射对应的输入、输出都是地址数据。下面举一个完全硬件实现重映射的简单实例：
令A={0x00000000-0x000fffff}，实现到B={0x00100000-0x001fffff)的重映射。可以看出，它们的不同在于A20-B20这对地址线，所以硬件实现只需对此进行处理就可以了。如图2所示，无论A20为高电平还是低电平，对应的B20都是高电平。CPU访问(0x00000000-0x000fffff)，或者{0x00100000-0x001fffff)，在映射关系下，实际都是访问到{0x00100000-0x001fffff)。通过改变映射关系，可以把{0x00000000-0x000fffff)这个1 MB的地址空间映射到任意位置。这样就可以实现CPU从固定位置取值，但是实际对应的物理存储介质可以不同了。
根据重映射的不同需求，F(X)对应的复杂度也不同。为了分析方便，在AT91RM9200的重映射机制分析中，F(X)就作为一个黑匣子处理。其内部实现的细节这里不作探讨。
2 AT91RM9200的实现方案及启动流程
AT91RM9200上电或复位之后的内存映射关系可以参考其数据手册的Figure 8-1，这里不作重点分析。内存映射完成后，memory controller控制硬件实现重映射(要注意，这是不提供给用户的，也就是说用户无法改变这种映射规则)。下面用伪代码描述：
if BMS为高电平
F(X):boot memory→ROM else
F(X):boot memory→NOR Flash
其中，BMS是启动模式选择引脚。它决定了两种不同的映射关系，因而也决定了U-boot至少可以有与之对应的两种启动模式。
AT91RM9200通过寄存器MC＿RCR为用户提供了接口，可以控制重映射。不过这种控制规则仍然是有限的。内存映射完成后，映射规则按照上述伪代码执行。如果执行重映射，不管BMS状态如何，规则变为“F(X)：boot memory→SRAM”。再次执行重映射，F(X)将恢复到伪代码描述状态。这个重映射的具体执行手段，就是往MC_RCR写入1。
明确了AT91RM9200的映射机制，就可以对启动流程进行深入分析了。
AT91RM9200数据手册在“13 boot program”一节中对内部启动流程讲解得比较清晰，所以对这部分简略描述。对复杂机制，如果采用情景分析的方法，则会清晰许多。根据AT91RM9200的特点，提出了3种情景。这3种情景分别对应U-boot 启动的3种不同模式。
情景1：令BMS为高电平，系统上电或复位之后从片内启动。通过Xmodem协议上传loader．bin，其执行成功后，再次通过Xmodem协议上传U-boot．bin，实现U-boot的正常启动。
情景2：令BMS为低电平，系统上电或复位之后从片外NOR Flash启动。此处在0x10000000固化boot．bin，在0x10010000处固化U-boot．bin．gz，实现U-boot压缩方式的正常启动。
情景3：令BMS为低电平，系统上电或复位之后从片外NOR Flash启动。此处在0x10000000固化U-boot．bin，实现U-boot的非压缩方式的正常启动。
这3种情景各具特点。其中情景1适用于测试阶段，U-boot还没有固化到Flash中；如果U-boot比较大，考虑代码空间，则可以采用情景2；如果对启动时间要求非常短，则可以考虑精简u-boot的代码，采用情景3实现快速引导启动。
下面通过U-boot的生命周期和boot memory映射规则变化来对3种情景进行对比分析。
情景1：片内启动，loader．bin+U-boot．bin
硬件上电，检测到BMS为高电平，F(X)：boot memo-ry→SROM。那么CPU从0x0处取指执行，实际上执行的就是SROM中的代码。当无法发现有效序列的代码后，自动执行uploader程序，将loader．bin放到SRAM中，完成后执行重映射，将PC置为0，这样实际上就开始执行上载到SRAM中的loader．bin程序。此时，F(X)：bootmemory→SRAM。
loader．bin将用户上传的U-boot．bin下载到SDRAM中，然后跳转到U-boot的起始位置开始执行。在这种情景中，U-boot．bin的生命之初就在SDRAM中，而且此时F(X)：boot memory→SRAM。
情景2：片外启动，boot．bin+U-boot．bin．gz
上电或复位后，F(X)：boot memory→Nor Flash。首先执行boot．bin，它的作用就是初始化SDRAM，然后解压U-boot．bin．gz，放到SDRAM中。然后调转到相应位置，执行U-boot。在这种情景中，Uboot．bin的生命之初也是在SDRAM中，不过此时F(X)：boot memory→NORFlash。
情景3：片外启动，U-boot．bin
上电或复位后，F(X)：boot memory→NOR Flash。开始执行U-boot，这样U-boot将自身下载到SDRAM中，然后跳转至相应位置执行。在这种情景中，U-boot．bin的生命之初在NOR Flash中，然后到SDRAM。不过在这整个过程中，F(X)：boot memory→NOR Flash。
通过上述分析和表1，就可以对3种情景U-boot的执行初始状态非常清晰了。
3 U-boot的不合理性分析
从ftp：//ftp．denx．de下载最新的U-boot-1．3．O。对AT91RM9200而言，入口位于cpu／arm920t／start．S。此段代码为：
代码的作用就是把u-boot开始的0x40个字节复制到0x0开始的位置，也就是实现了中断向量表的搬移。结合表1，对情景是没有问题的，这样实际就复制到了SRAM中；但是，对于情景2和3，就是不合理的了。因为此时0x0位置是NOR Flash，它们都是不可以直接以字节写入的。也就是说，对情景2和情景3，这段代码不足以完成将中断向量表复制到SRAM中，并将SRAM映射到0x0开始的1 MB地址空间内这个任务。
为了验证此结论，提出一个检测算法1：
向0x0位置写入0x55，然后读取0x0的数值，看看是否为0x55。如果是，说明此处为SRAM；如果不是，说明此处为非易失性存储介质。
利用这个算法，可以在lib＿arm／board．c中插入测试代码，验证表1结论的正确性。经实验分析，表1是正确的。这样也就间接证明了上述代码的不合理性。
如果想要直接测试，也可以提供一个简单算法2：
在lib＿arm／board．c中插入测试代码，读取从0X0开始的0x40个字节，然后与U-boot．bin起始位置的0x40个字节对比，看看是否一致。
4 解决方案
为了对三种情景都支持，就需要根据3种情景的特点来进行区分，如表2所列，这样才可以实现3种启动方式的无关性。这里需要解决的问题是，通过检测算法1可以判断出情景1；然后判断此时U-boot是在SDRAM还是在NOR Flash，可以区分情景2和情景3。
对情景1和情景2，因为此时U-boot已经在SDRAM中，所以是否执行重映射对U-boot本身的执行并无影响。但是对情景3，此时U-boot仍在NOR Flash中，boot memory仍然指向NOR Flash。一旦执行重映射，boot memory会立即指向SRAM，那么PC下一条指令就无法正常获取了。为了保证其正常获取，必须把跳转到SDRAM之前的代码复制到SRAM中，这样重映射前后就会实现无缝转换。(当然，这种实现方式对于start．S代码比较大的情况不合适。如果是那样，可以采取另外的解决办法，就是在lib＿arm／board．c中通过算法1来决定是否执行重映射。这样复制的长度就可以统一为0x40个字节了。)
制作patch，主要修改的代码部分如下：
5 实验结论
编写代码实现上述修正之后，经过测试，在3种情景下，U-boot都可以正常运行。说明上述分析是正确的。实现3种情景的启动无关性，需要充分把握重映射机制，对每一步情景都要清晰，这样才可以很好地设计出启动方式无关性的代码。情景分析的研究方法，对很多的开发工作都有很大的借鉴作用。
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