ARM7的Bootloader和分散加载文件笔记

Boot Loader概述

简单地说，在操作系统内核运行之前，通过一小程序，可以初始化硬件设备、建立内存空间的映射图等，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配置好相应的环境，也可以下载文件到系统板上的SDRAM，对Flash进行擦除与编程，这个小程序一般称为Boot Loader。可以说，一个功能完善的Boot Loader已经相当于一个微型的操作系统了。

Boot Loader作为系统复位或上电后首先运行的代码，一般应写入Flash存储器并从起始物理地址0x0开始。Boot Loader是非常依赖于硬件而实现的，而且根据实现的功能不同，其复杂程度也各不相同。一个简单的Boot Loader可以只完成USB口的初始化，而功能完善的Boot Loader可以支持比较复杂的命令集，对系统的软硬件资源进行合理的配置与管理。因此，建立一个通用的Boot Loader 几乎是不可能的。

系统初始化代码直接对ARM微处理器内核及硬件控制器编程，多采用汇编语言编程，初始化代码一般应包括如下典型任务：

1.定义程序入口点；

2.设置异常和中断向量表；

3.初始化存储设备；

4.初始化堆栈指针寄存器；

5.初始化用户执行环境；

6.呼叫主应用程序。

1.1 定义程序入口

初始化代码必须定义整个程序的入口点。通过伪指令Entry指定编译器保留该段代码，同时配合链接器的设置，确定整个程序的入口点。

1.2 设置异常和中断向量表

1.3初始化存储设备

1. 存储器类型和时序的配置

2.存储器的地址分配与地址重映射

一种典型的存储器地址重映射过程描述如下：当系统上电或复位以后，PC指针指向0x0，程序从0x0地址开始执行，因此，为了能正确读取代码，要求此时Flash （或其它类型的ROM）的起始地址为0x0。但Flash（或其它类型的ROM）的访问速度大大低于RAM，每次产生异常后，都要从Flash（或其它类型的ROM）的异常向量表调转到相应的处理程序，会影响异常的响应速度，因此，系统便提供一种灵活的地址重映射方法，在系统完成必要地初始化以后，将RAM安排到0x0

地址处，而将原来位于0x0处的Flash（或其它类型的ROM）安排到其他的地方上去，加快异常的响应速度。

这个过程中最容易出错的地方是如何保证程序执行流程的连续性。因为PC 指针最初在Flash里取指令执行，在进行地址重映射以后，Flash（或其它类型的ROM）被安排到其他地址上去了，而当前地址被安排为RAM，如果事先没有对RAM的内容进行正确地设置，在往下取指令执行就会出错，即程序的连续性被存储器地址重映射这种变化所打断。

常用的处理方法是：先将Flash（或其它类型的ROM）的内容全部复制到RAM 中，然后再进行地址重映射。此时尽管Flash（或其它类型的ROM）和RAM的物理地址发生了变化，但由于RAM中的内容与原来的Flash（或其它类型的ROM）是一样的，PC指针就可以继续取得正确地指令执行，从而保证了程序流程的连续性。

ARM的存储器映射与存储器重映射

arm处理器本身所产生的地址为虚拟地址，每一个arm芯片内都有存储器，而这个芯片内的存储器的地址为物理地址。我们写程序的目的是为了利用芯片内的存储器，因此我们要知道存储器的地址，即物理地址，所以虚拟地址和物理地址之间必然存在一定的转换关系，这就是映射。把虚拟地址按照某种规则转换成物理地址的方法就为存储器映射。物理地址表示了被访问的存储器的位置。存储器映射有两种映射规则--大端映射和小端映射。

存储器映射是指把芯片中或芯片外的FLASH，RAM，外设，BOOTBLOCK等进行统一编址。即用地址来表示对象。这个地址绝大多数是由厂家规定好的，用户只能用而不能改。用户只能在挂外部RAM或FLASH的情况下可进行自定义。

ARM7TDMI的存储器映射可以有0X00000000~0XFFFFFFFF的空间，即4G的映射空间，但所有器件加起来肯定是填不满的。

一般来说， 0X00000000依次开始存放FLASH——0X00000000，SRAM——0X40000000，BOOTBLOCK，外部存储器 0X80000000，VPB（低速外设地址，如GPIO，UART）——0XE0000000，AHB（高速外设：向量中断控制器，外部存储器控制器）——从0XFFFFFFFF回头。他们都是从固定位置开始编址的，而占用空间又不大，如AHB只占2MB，所以从中间有很大部分是空白区域，用户若使用这些空白区域，或者定义野指针，就可能出现取指令中止或者取数据中止。

由于系统在上电复位时要从0X00000000 开始运行，而第一要运行的就是厂家固化在片子里的BOOTBLOCK，这是判断运行哪个存储器上的程序，检查用户代码是否有效，判断芯片是否加密，芯片是否IAP（在应用编程），芯片是否ISP

（在系统编程），所以这个BOOTBLOCK要首先执行。而芯片中的BOOTBLOCK不能放在FLASH的头部，因为那要存放用户的异常向量表的，以便在运行、中断时跳到这来找入口，所以BOOTBLOCK只能放在FLSAH尾部才能好找到，呵呵。而ARM7的各芯片的FLASH大小又不一致，厂家为了BOOTBLOCK在芯片中的位置固定，就在编址的2G靠前编址的位置虚拟划分一个区域作为BOOTBLOCK 区域，这就是重映射，这样访问<2G即<0X80000000的位置时，就可以访问到在FLASH尾部的BOOTBLOCK区了。

BOOTBLOCK运行完就是要运行用户自己写的启动代码了，而启动代码中最重要的就是异常向量表，这个表是放在FLASH的头部首先执行的，而异常向量表中要处理多方面的事情，包括复位、未定义指令、软中断、预取指中止、数据中止、IRQ（中断) ,FIQ (快速中断），而这个异常向量表是总表，还包括许多分散的异常向量表，比如在外部存储器，BOOTBLOCK，SRAM中固化的，不可能都由用户直接定义，所以还是需要重映射把那些异常向量表的地址映到总表中。

为存储器分配地址的过程称为存储器映射，那么什么叫存储器重映射呢？为了增加系统的灵活性，系统中有部分地址可以同时出现在不同的地址上，这就叫做存储器重映射。重映射主要包括引导块“Boot Block”重映射和异常向量表的重映射。

1.引导块“Boot Block”及其重映射

Boot Block是芯片设计厂商在LPC2000系列ARM内部固化的一段代码，用户无法对其进行修改或者删除。这段代码在复位时被首先运行，主要用来判断运行哪个存储器上面的程序，检查用户代码是否有效，判断芯片是否被加密，系统的在应用编程（IAP）以及在系统编程功能（ISP）等。

Boot Block存在于内部Flash，LPC2200系列大小为8kb，它占用了用户的Flash空间，但也有其他的LPC系列不占用FLash空间的，而部分没有内部Flash 空间的ARM处理器仍然存在Boot Block。

重映射的原因：

Boot Block中有些程序可被用户调用，如擦写片内Flash的IAP代码。为了增加用户代码的可移植性，所以最好把Boot Block的代码固定的某个地址上。但由于各芯片的片内Flash大小不尽相同，如果把Boot Block的地址安排在内

部Flash结束的位置上，那就无法固定Boot Block的地址。

为了解决上面的问题，于是芯片厂家将Boot Block的地址重映射到片内存储器空间的最高端，即接近2Gb的地方，这样无论片内存储器的大小如何，都不会影响Boot Block的地址。因此当Boot Block中包含可被用户调用的IAP操作的代码时，不用修改IAP的操作地址就可以在不同的LPC系列的ARM上运行了。

2.异常向量表及其重映射

ARM内核在发生异常后，会使程序跳转到位于0x0000~0x001C的异常向量表处，再经过向量跳转到异常服务程序。但ARM单条指令的寻址范围有限，无法用一条指令实现4G范围的跳转，所以应在其后面的0x0020~0x003F地址上放置跳转目标，这样就可以实现4G范围内的任意跳转，因此一个异常向量表实际上占用了16个字的存储单元。以下为一张中断向量表：

LDR PC, ResetAddr

LDR PC, UndefinedAddr

LDR PC, SWI_Addr

LDR PC, PrefetchAddr

LDR PC, DataAbortAddr

DCD 0xb9205f80

LDR PC, [PC, #-0xff0]

LDR PC, FIQ_Addr

ResetAddr DCD ResetInit

UndefinedAddr DCD Undefined

SWI_Addr DCD SoftwareInterrupt

PrefetchAddr DCD PrefetchAbort

DataAbortAdd DCD DataAbort

Nouse DCD 0

IRQ_Addr DCD 0

FIQ_Addr DCD FIQ_Handler 重映射的原因：

由于ARM处理器的存储器结构比较复杂，可能同时存在片内存储器和片外存

储器等，他们在存储器映射上的起始地址都不一样，因此ARM内核要访问的中断向量表可能不在0x0000~0x003F地址上，因此采用了存储器重映射来实现将存在与不同地方的中断向量表都映射到0x0000~0x003F地址上。

注意：Boot Block 也存在中断向量表，而且复位后这段代码首先映射到

0x0000~0x003F地址上，也就是说复位后首先运行的是Boot Block程序。各个

存储区域的中断向量表也不尽相同。

1.4 初始化堆栈

因为ARM有7种执行状态，每一种状态的堆栈指针寄存器（SP）都是独立的（注意System 和User模式使用同一个SP）。所以，对程序中需要用到的每一种模式都要给SP定义一个堆栈地址。方法是改变状态寄存器内的状态位，使处理器切换到不同的状态，然后给SP赋值。注意：不要切换到User模式进行User模式的堆栈设置，因为进入User模式后就不能再操作CPSR回到别的模式了，可能会对接下去的程序执行造成影响。

1.5 初始化用户执行环境

主要包括初始化临界I/O设备，初始化应用程序执行环境，改变处理器的运行模式和状态，使能中断4部分。

初始化临界I/O设备。临界I/O设备是指哪些使能中断之前必须进行初始化的设备。如果不对这些设备进行必要的初始化，它们可能会在使能中断后产生一些没有意义的中断请求，从而影响程序的运行。

初始化应用程序执行环境。程序代码通过编译、链接后生成可执行映像文件，一个ARM 映像文件由RO，RW和ZI三个段组成，其中RO为代码段，RW是已初始化的全局变量，ZI 是未初始化的全局变量。映像一开始总是存储在ROM／Flash里面的，其RO部分即可以在ROM／Flash里面执行，也可以转移到速度更快的RAM中执行；而RW和ZI这两部分是必须转移到可写的RAM里去。所谓应用程序执行环境的初始化，就是完成必要的从ROM到RAM 的数据传输和内容清零。

改变处理器的运行模式和状态。ARM微处理器在复位或上电状态下的默认模式为系统管理模式，而在初始化代码中可能需要切换到其它模式进行必要的操作，如初始化各个模式下的堆栈指针寄存器。因此，在系统的初始化过程中处理器模式一般会经历如图2所示的变化。同时，ARM微处理器在复位后总是处于ARM状态，对于兼容Thumb指令的处理器如果应用程序的入口点对应Thumb指令，则必须将微处理器切换到Thumb状态。

使能中断。如果系统需要使用中断，初始化代码应该使能中断。中断使能可以通过清除CPRS中的中断禁止位来完成。

1.6 呼叫主应用程序

当所有的系统初始化工作完成之后，就需要把程序流程转入主应用程序。如果主应用程

序是由C代码编写，可以通过以下两种方式进入C代码运行，最简单的情况如下：IMPORT C_Entry ；定义一个外部标号，最好不使用main

B C_Entry ；跳转到该处执行

在ARM的ADS编译环境中，还另外提供了一种进入C代码的机制：

IMPORT __main

B __main

__main()是编译器提供的一个函数，负责完成库函数的初始化和对C代码运行环境的初始化，最后自动调转到main()函数执行，此时应用程序的主函数名必须是main()。

用户可以根据需要选择是否使用main()函数，如果想让系统自动完成初始化过程，可以使用main()函数；如果所有的初始化过程都由用户自己完成，则不使用main()。

ADS下的分散加载文件应用实例

ADS下的分散加载文件应用实例

load_region_name start_address | "+"offset [attributes] [max_size]

{

execution_region_name start_address | "+"offset [attributes][max_size]

{

module_select_pattern ["("

("+" input_section_attr | input_section_pattern) ([","] "+" input_section_attr | ","

input_section_pattern)) *

")"]

}

}

加载区（load_region）：指用来保存永久性数据（程序和只读变量）的区域；

执行区（execution_region）：程序执行时所表现出来的区域；程序执行时，从加载区域将数据复制到执行区；

load_region_name（加载区域名）: 用于Linker区别不同的加载区域，最多31个字符；

start_address：起始地址；

+offset：前一个加载区域尾地址＋offset，做为当前的起始地址，且offset为0或4的倍数；attributes： PI 与地址无关

RELOC 重新部署

OVERLAY 覆盖，允许多个可执行区域在同一个地址，ADS不支持

ABSOLUTE 绝对地址（默认）

max_size：该加载区域的大小；

execution_region_name：执行区域名；

start_address：链接是目标存放的地址，必须字对齐；

+offset：同上；

attributes： PI 与地址无关

OVERLAY 覆盖

ABSOLUTE 绝对地址（默认）

FIXED 固定地址

UNINIT 不用初始化该区域的ZI段

module_select_pattern：目标文件滤波器，支持通配符“*”和“?”；*.o匹配所有目标，* （或“.ANY”）匹配所有目标文件和库。

input_section_attr：每个input_section_attr必须跟随在“＋”后；且大小写不敏感；

RO-CODE或CODE

RO-DATA或CONST

RO或TEXT, selects both RO-CODE and RO-DATA

RW-DATA

RW-CODE

RW或DATA, selects both RW-CODE and RW-DATA

ZI或BSS

ENTRY, that is a section containing an ENTRY point.

FIRST，用于指定存放在一个执行区域的第一个或最后一个区域

LAST，同上

input_section_pattern：段名；

汇编中指定段：

AREA vectors, CODE, READONLY

C中指定段：

#pragma arm section [sort_type[[=]"name"]] [,sort_type="name"]*

sort_type: code

rwdata

rodata

zidata

如果“sort_type”指定了但没有指定“name”，那么之前的修改的段名将被恢复成默认值。

#pragma arm section将恢复所有段名为默认值。

一般应用：

#pragma arm section rodata = "sram", code ="sram"

.此间的“rodata”和“code”将定位在“sram”段中。

#pragma arm section

程序中对某区域的引用方法：

Load$$region_name$$Base Load address of the region.

Image$$region_name$$Base Execution address of the region.

Image$$region_name$$Length Execution region length in bytes (multiple of 4).

Image$$region_name$$Limit Address of the byte beyond the end of the execution region.

Image$$region_name$$ZI$$Base Execution address of the ZI output section in this region.

Image$$region_name$$ZI$$Length Length of the ZI output section in bytes (multiple of 4).

Image$$region_name$$ZI$$Limit Address of the byte beyond the end of the ZI output sectionin the execution region.

SectionName$$Base Input Address of the start of the consolidated section called SectionName.

SectionName$$Limit Input Address of the byte beyond the end of the consolidated section called SectionName.

Base：首地址；

Limit：尾地址；

region_name：RO、RW、ZI、load_region_name、execution_region_name；

例如：

RAM1区域的首地址：Image$$RAM1$$Base

sram段首地址：sram$$Base

注意：“sram$$Base”不一定等于“Image$$RAM2$$Base”；

实例：

起始地址大小

ROM: 0x00000000 256K 0x1fc 保留为加密字

RAM 0x40000000 16K

SRAM 0x80000000 512K

程序在ROM中运行；

RAM主要用于程序堆栈及优先用于存放部分变量；

SRAM速度慢，主要用于存放大的数据表。

LOAD_ROM1 0x00000000 ; 指定该加载区域首地址

{

EXEC_ROM1 +0 0x1f8 ; 没有前一加载区域，所以该执行区域首地址为加载去首地址

; 并指定该区域长度

{

Startup.o (vectors, +FIRST) ; 目标文件的vectors段放在该执行区域的第一段

irq.o (+RO) ; 目标文件的所有RO段放在该执行区域

swi.o (+RO)

}

}

LOAD_ROM2 0x00000200 ; 第二个加载区域

{

EXEC_ROM2 +0 0x3e600

{

* (+RO) ; 所有目标文件和库文件中的RO段存放在该区域}

RAM1 0x40000000 0x4000

{

* (+RW, +ZI) ; 所有目标文件和库文件的RW和ZI段存放在该区域

}

SRAM2 0x80000000 0x80000

{

* (sram) ; 所有目标文件中的sram段存放在该区域}

}

实例二：

Load_region1 0x00000000 0x1fc

{

EXEC_ROM1 +0

{

Startup.o (vectors, +FIRST)

irq.o (+RO)

}

}

Load_region2 0x00000200 0x3e600

{

EXEC_ROM2 +0

{

* (+RO)

}

Exec_RAM1 0x40000000 OVERLAY 0x4000 ; 覆盖，所以必须自己初始化RW 和ZI区域

{

* (+RW, +ZI)

}

Exec_IAP 0x40000000 OVERLAY 0x80000 ; 覆盖，所以执行前应该COPY到执行区

{

iap.o (+RO)

}

}

此例中iap.o定义在RAM中运行，在调用iap.c中函数之前应该将其从

Load$$region_name$$Base复制到Image$$region_name$$Base区域，而在系统启动前也应该将RW和ZI初始化好（__main不无效了）。

ARM处理器的分散加载及特殊应用研究

ARM处理器的分散加载及特殊应用研究

在一个采用ARM处理器的实时嵌入式系统中，目标硬件常常由Flash、SRAM、SDRAM和NVRA M(非易失性RAM)等存储器组成，并定位于不同的物理地址范围，那么，怎样通过软件更好地访问和利用这些不同的存储器并让系统高效地运行?分散加载(scatter loading)就提供了这样一种机制。它可以将内存变量定位于不同的物理地址上的存储器或端口，通过访问内存变量即可达到访问外部存储器或外设的目的；同时通过分散加载，让大多数程序代码在高速的内部RAM中运行，从而使得系统的实时性大大增强。

1 ARM ELF目标文件的主要构成

ARM ELF(Executable and Linking Format)目标文件主要由．Text段、．Data段、．BSS段构成，其他段如．debug段、．comment段等与本文关系不大，不作介绍。

Text段由可执行代码组成，段类型为Code，属性为RO；

Data段由已初始化数据组成，段类型为Data，属性为RO；

BSS段由未初始化数据组成，段类型为Zero，属性为RW，在应用程序启动时对该段的数据初始化为零。如果在分散加载文件中指定了UNINIT属性，则在应用程序启动时不初始化该段。

2 分散加载的基本原理

假设一个采用ARM处理器的实时嵌入式系统目标硬件的存储器由ROM存储器和RAM存储器组成。当一个嵌入式系统在仿真环境下调试完毕，需要脱机运行的时候，就需要将源程序编译连接成可执行目标代码并烧写到ROM存储器中。由于ROM存储器存取数据的速率比RAM存储器慢，因此，让程序在ROM存储器中运行。CPU每次取指令和取数据操作都要访问ROM存储器，这样需要在CPU的总线周期中插入等待周期，通过降低总线的速率来满足访问慢速的ROM存储器，这样势必会降低CPU的运行速率和效率，因此，分散加载就显得非常必要。

ARM的连接器提供了一种分散加载机制，在连接时可以根据分散加载文件(．scf文件)中指定的

存储器分配方案，将可执行镜像文件分成指定的分区并定位于指定的存储器物理地址。这样，当嵌入式系统在复位或重新上电时，在对CPU相应寄存器进行初始化后，首先执行ROM存储器的Bootloader(自举)代码，根据连接时的存储器分配方案，将相应代码和数据由加载地址拷贝到运行地址，这样，定位在RAM存储器的代码和数据就在RAM存储器中运行，而不再从ROM存储器中取数据或取指令，从而大大提高了CPU的运行速率和效率。分散加载的基本原理如图1所示。

3 分散加载文件语法

在一个实时嵌入式系统中，分散加载文件是对目标硬件中的多个存储器块的分块描述，它直接对应目标硬件存储器的起始地址和范围。同时，它在应用程序连接时用于告诉连接器用户程序代码和数据的加载地址和运行地址，在连接时由连接器产生相应的加载地址和运行地址符号，包括代码和数据的加载起始地址、运行地址和长度等。这些符号用于上电后执行启动代码的数据拷贝工作，启动代码根据这些符号，将指定代码和数据由ROM中的加载地址拷贝到RAM中的运行地址中，从而实现代码在高速RAM存储器中的脱机运行。其语法格式如下：

注意：

①每一个分散加载文件必须至少包含一个根区，每个根区的加载地址等于执行地址。

②每一个引导区必须至少包含一个执行区，每一个执行区必须至少包含一个代码段或数据段；一个引导区可以包含几个执行区，每一个执行区只能属于一个引导区。

4 分散加载时连接器生成的预定义符号

在编译连接时如果指定了分散加载文件(．scf文件)，在连接后会自动生成如下变量：

5 重新实现_user_initial_stEickheap()函数

分散加载机制提供了一种指定代码和静态数据布局的方法。使用分散加载时，必须重新放置堆栈和堆。

应用程序的堆栈(stack)和堆(heap)是在C库函数初始化过程中建立起来的，在ADSl．2或更新版本中，在缺省状态下C库函数初始化代码会将连接器生成的符号Image$$ZI$$Limit地址作为堆的基地址。在分散加载时，连接器会将用户的__user_initidl_stackheap()函数代替C库函数默认的堆栈和堆初始化函数，并将其连接到用户的镜像文件中，用户可通过重新实现__user_initia l_stackheap()函数来改变堆栈和堆的位置，从而适合自己的目标硬件。

__user_initial_stackheap()可以用C或汇编语言来实现。它必须返回如下参数：

r0—堆基地址；

r1—堆栈基地址；

r2—堆长度限制值（需要的话）；

r3—堆栈长度限制值（需要的话）。

当用户使用分散加载功能的时候，必须重新实现一user_initial_staacklaeap()，否则连接器会报错：

Error：L6218E：Undefined symbol Imager$$ZI$$一Limit(referred from sys_stackheap．o)。

注：Image$$ZI$$Limit变量为零初始化段(ZI段)的末地址。未使用分散加载时，堆默认就定位在ZI段的末地址，如图2所示。

__user_initial_stackheap()函数的实现有两种方法。

(1)共用一个存储区

汇编语言如下：

这种方式定义的堆栈和堆共用一个存储区，采用相向的增长方向，如图3所示。

(2)使用两个存储区

汇编语言如下：

这种方式定义的堆栈和堆分别采用两个不同存储区。堆栈采用向下增长，从地址Ox40000到地址Ox20000；堆采用向上增长，从地址0x28000000到地址0x28080000，如图4所示。

6 特殊应用

6. 1 定位目标外设

使用分散加载，可以将用户定义的结构体或代码定位到指定物理地址上的外设，这种外设可以是定时器、实时时钟、静态SRAM或者是两个处理器间用于数据和指令通信的双端口存储器等。在程序中不必直接访问相应外设，只需访问相应的内存变量即可实现对指定外设的操作，因为相应的内存变量定位在指定的外设上。这样，对外设的访问看不到相应的指针操作，对结构体成员的访问即可实现对外设相应存储单元的访问，让程序员感觉到仿佛没有外设，只有内存。

例如，一个带有两个32位寄存器的定时器外设，在系统中的物理地址为Ox04000000，其C语言结构描述如下：

要使用分散加载将上述结构体定位到Ox04000000的物理地址，可以将上述结构体放在一个文件名为timer_regs．c中，并在分散加载文件中指定即可，如下：

属性UNINIT是避免在应用程序启动时对该执行段的ZI数据段初始化为零。

在程序连接后，通过Image map文件可查看该ZI数据段的存储器分配情况：

Execution Region TIMER(Base：Ox04000000，Size：0x00000008，Max：0xffffffff，ABSOLUTE，UNINIT)Base Addr Size Type Attr Idx E Section Name 0bi ectOx04000000 0x00000008 Zero RW 32．bss tlmer_regs．o从Image map文件可以看出，该TIMER执行区定位在物理地址0x04000000，即结构体timer_regs定位在Ox04000000，因此，在程序中对结构体的操作即是对定时器的操作。

6．2 定义超大型结构体数组

分散加载机制在提供将指定代码和数据定位在指定物理地址的能力的同时，也提供了一种代码分割机制——可以将指定的零初始化段(ZI段)从可执行代码中分离出来。这样最终生成的烧入ROM 或Flash中的镜像文件就不包括那部分分割了的零初始化段，即使该零初始化段再大，也不影响最终生成的镜像文件的大小。但不采用分散加载机制，零初始化段在编译连接后是直接生成到镜像文件中的。它的大小直接影响最终要烧写的文件的大小，且零初始化段的大小还取决于内存的大小，它不能大到超过内存的大小；而采用分散加载机制，可以将某个零初始化段定位到非内存地址的一个存储器外设上，如NVRAM(非易失性随机存储器)。

笔者曾在一个实际工程中采用这种分散加载机制，将一个2MB的结构体数组定位到外部NVRAM 中，用于记录设备在工作过程中采集到的数据；而在本系统中，ARM处理器的内存只有256 KB，Flash存储器也只有2 MB。如果不采用分散加载，程序根本无法运行，也不能烧写到Flash中。

采用分散加载，把对复杂外设的访问变成对结构体数组的访问，使程序代码精简易懂。对程序员来说，对结构体数组的操作还是和内存变量的操作一样的。

编者注：本文为期刊缩略版，全文见本刊网站www．mesnet．com．cn。

结语

分散加载是嵌入式系统应用中不可或缺的一种加载方式，ARM、DSP、PowerPC和MIPS等嵌入式处理器，都离不开分散加载。这种分散加载的思想是通用的，只是不同处理器的实现方式不同。

本文详细阐述了基于ARM处理器的分散加载方法及其特殊应用，并以实际工程为例来说明怎样实现分散加载及使用分散加载的好处。它是笔者在实际工程应用中的心得体会，同时也是笔者工作经验的总结，希望本文对从事嵌入式系统设计和应用的工程技术人员能有所帮助。

分散加载文件的实现

很多朋友对分散加载不是很理解，其实它的原来很简单，这些加载的原理都源自生活。

由于现在的嵌入式技术发展比较快，各类存储器也层出不穷，但是它们在容量、成本和速度上有所差异，嵌入式系统又对成本比较敏感，那么合理的选择存储器和充分的利用存储器资源成为一个必要解决的问题。咋们工程师最喜欢的就是发掘问题，然后解决问题，基于嵌入式系统对存储器的敏感，那么要合理的利用存储器资源，就必须找到一种合理的方式。工程师们发现，可以把运行的程序放在不同成本的存储器中来寻找这个成本的支点，比如把没有运行的但是较为庞大的程序放在容量大、成本低、速度也较低的FLASH存储器中，要用的时候再去拿。但是，这里面又有一个问题，嵌入式本身就对信号的处理速度有较高的要求，这点在实时操作系统的定义上上有所体现。所以那些经常要用的程序段如果要保证其高速的运行那么就得放在一个在高速的存储器中，不过这是有代价的：较高成本，小容量。但是，相信由于技术的发展这个问题终将被解决，到时候寻找平衡点的问题也就不存在了。好了，说了多了点。切入正题。

程序总有两种状态：运行态和静止态。当系统掉电的时候程序需要被保存在非易失性的存储器中，且这个时候程序的排放是按照地址依次放的，换句话说：我才懒得管它怎么放，只要不掉就行。当系统上电后，CPU就要跑起来了，CPU属于高速器件，存储器总是不怎

么能跟得上，既然跟不上那么我们就尽量缩短它们之间的差距，那留下一条路，那就是尽量提高存储器的读取速度，存储器类型决定其速度的水平，那么尽量放在速度高的存储器就成为首选解决方案。那么我们就把要执行的程序暂时拿到速度较快的RAM中。那么拿的过程就牵涉到程序的加载了。这就是要解决的问题。

一个映像文件由域（region）、输出段(output sections)和输入段（input sections）组成。不要想得太复杂，其实他们之间就是包含与被包好的关系。具体关系是这样的：

映像文件> 域> 输出段> 输入段

输入段：

输入段就是我们写的代码+初始化的数据+应该被初始化为0的数据+没有初始化的数据，用英文表示一下就是：RO（ReadOnly），RW（ReadWrite），ZI（ZeroInitialized）,NOINIT （Not Initialized）。ARM连接器根据各个输入段不同的属性把相同的拿再一起组合一下

就成为了输出段。

请看看平时写的东东：

AREA RESET, CODE, READONLY

AREA DSEG1, DATA, READWRITE

AREA HEAP, NOINIT, READWRITE

看出其属性没？

输出段：

为了简化编译过程和更容易取得各种段的地址，那么把多个同属性的输入段按照一定的规律组合在一起，当然这个输出段的属性就和它包含的输入段的属性一样咯。输入段的排放规律就是：最先排放RO属性的输入段，然后是RW属性段，最后是ZI或NOINIT段。

域：

为什么还要加一层域，我的理解是由于代码的功能不同，那么我们有必要把不同功能的代码分类放。我们可以把需要高速执行的代码放在一起、把对速度要求不高的放在一起、把执行频率高的放在一起，把执行频率低的放在一起...那么按照这种方式放的代码就可以根据其具体需要放在不同的存储器中了。这样可以提高程序执行速度。一个域中包含1~3个

输出段。

映像文件：

我暂时把映像文件理解成烧到存储器中的文件，由N个域组成。这些域其实可以看做是独立的模块，只是他们按照一定的顺序（这个顺序还是：RO+RW+ZI）被捆绑在一起，这

样才方便烧写到非易失存储器中去。

好了，了解了映像文件的组成，那么来看看映像文件是怎么跑起来的。

映像文件就是有N节车厢的火车，车厢（域）里装着要送到不同站（不同类型的存储器）的货物。到相应的站了，那么就把相应的车厢拿下来。指挥拿这个的就是scatter文件。拿下货物车厢后，我们就解开它，把里面的品牌为RO的货物提取出来，按照scatter的指示发给某个地址，然后再先后把品牌为RW和ZI的货物发到scatter指定的地址。

看看这个加深理解：

LOAD_ROM1 0X00000000 ; 从火车上取出来时的地址（如：成都站）

{

EXEC_ROM1 0x40000000

{

PROGRAM.O（+RO）? ;把品牌RO的货物发给0x40000000去

RAM1 0x80000000

{

PROGRAM.O(+RW,+ZI)；把品牌RW,ZI的货物依次发给0x80000000

}

}

......

}

其他的段也可以这样依葫芦画瓢。

scatter的原理就介绍这样，其中的语法和规则要多写多把代码的地址拖出来看才能体会。不过都是很简单的，生活中的小常识就能解决这些问题。为什么？因为设计这些规则的工程师的灵感就是源自生活。嘿嘿...享受把代码随处放的乐趣吧，...enjoy...