嵌入式系统开发基础—基于ARM微处理器和Linux操作系统的课后答案.doc

嵌入式系统开发基础—基于ARM微处理器和Linux操作系统的课后答案(全面完整版)
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1-1 什么是嵌入式系统？嵌入式系统和普通计算机系统的区别是什么？举例说明。
答：
问题一：嵌入式系统是以应用为中心，以计算机为基础，其软硬件可裁剪配置，对功能、可靠性、成本、体积、功耗有严格约束的一种专用计算机系统。
问题二：
比较项目
嵌入式系统
普通计算机系统
引导代码
BootLoader引导，针对不同电路进行移植
主板的BIOS引导
OS
WindowsCE、VxWorks、Linux等，需要移植
Windows、Linux，不移植
驱动程序
每个设备都必须针对电路板进行开发
OS中含有大多数，直接下载
协议栈
移植
OS或者第三方供应商提供
开发环境
借助服务器进行交叉编译
在本机可开发调试
仿真器
需要
不需要

1-2 简述嵌入式系统的构成
答：
硬件
微处理器
嵌入式系统的控制核心
外围电路
嵌入式系统的内存、I/O端口、复位电路、电源等
外设
USB、LCD、键盘等
软件
设备驱动接口
负责嵌入式系统与外设的信息交互
实时操作系统
包括与硬件相关的底层软件、系统内核、设备驱动接口、通信协议、图形界面、标准化浏览器等
可编程应用接口
为编制应用程序提供各种编程接口库
应用软件

1-3
答：R13：也记作SP，在ARM指令集中虽然没有强制，但是通常用于堆栈指针SP；在Thumb指令集中强制其作为堆栈指针。
R14：也记作程序连接寄存器LR(Link Register)，用于保存子程序调用或异常中断处理返回时程序的返回地址。
R15：也记作程序计数器PC，用于标示下一条将要执行的指令地址。
CPSR：程序状态寄存器，包含条件标识位、中断标识位、当前处理器模式等状态和控制位。
SPSR：备份的程序状态寄存器。在异常中断处理过程中，用于保存被中断处理程序的执行现场和处理器状态。

1-4
答：（1）复位异常中断：当系统上电、复位、软件复位时产生该类型中断。
（2）未定义指令异常中断：当ARM处理器或系统中的协处理器认为当前指令未定义时，产生该中断。通常利用该中断模拟浮点向量运算。
（3）软件中断：可用于用户模式下特权操作的调用，既可以是系统功能，也可以是用户自定义的功能。
（4）指令预取中止异常中断：如果处理器预取的指令地址不存在，或者该地址不允许当前指令访问，产生该类型的中断。
（5）数据访问中止异常中断：如果数据访问的目标地址不存在，或者该地址不允许当前指令访问，则产生该中断。
（6）外部中断：当处理器的外部中断请求引脚有效，而且CPSR的I控制位被清除时，产生该类型的中断
（7）快速外部中断：当处理器的快速中断请求引脚有效，而且CPSR的F控制位被清除时，产生该中断。

1-5
答：（1）ADR R0, TABLE
(2) ADR R1, DATA
LDR R0, [R1]
(3) LDR R0, =DATA
(4) TABLE EQU 800
MOV R0, #TABLE
(5) TABLE SPACE 20

1-6
答：
R0=DATA1这组数据在存储器中所存放的起始地址，由编译器分配;
R1=0x0C0D0E0F; R2=0xF; R3=0x8 ; [0x8 ]=R1

1-7
答：
AREA SWITCH, CODE, READONLY
ENTRY
AND R2, R0, 0x3 ;R2ß R0的低两位
MOV R2, R2, LSL #30 ;将低两位移动到高两位
BIC R0, R0, 0x3 ;将R0的低两位清0
AND R3, R1, 0xC0000000 ;R3ßR1的高两位
MOV R3, R3, LSR #30 ;将高两位移动到低两位
BIC R1, R1, 0xC0000000 ;将R1的高两位清0
ORR R0, R0,R3 ;R1的高两位写入到R0的低两位
ORR R1, R1, R2 ;R0的低两位写入到R1的高两位
END

1-8
答：
// main.c
Include “stdio.h”
extern int sum (int num[], int n);
main(){
int array[10]={20, 30, 23, 5,15,64,6,15,72,73 };
int HE=sum(array, 10);
printf(“The sum of array is %d”, HE);
}

//huibian.s
AREA ASM, CODE, READONLY
EXPORT sum
sum MOV R2, #0
LOOP LDR R3, [R0], #4
ADD R2, R2, R3
SUB R1, R1, 1
CMP R1, 0
BNE LOOP
MOV R0, R2
MOV PC, LR
END

1-9
答：（1）要求很强的实时性，支持快速而明确的上下文切换
（2）具有高度的可裁剪性，支持动态链接，能够通过装卸某些模块来达到系统所需要的功能
（3）具有快速有效的中断和异常处理能力
（4）具有优化的浮点支持
（5）能够进行动态的内存管理

2-1 略。
2-2 略
2-3略
2-4按照要求完成以下操作。
（1）创建文件夹test。
mkdir test
（2）进入test目录。
cd test
（3）在test目录下用Vi编辑一个新文件test.c，其内容如下：
#include <stdio.h>
intmain()
{
int a,i=0;
a=0;
while(i<20)
{
a=a+3;
printf("the value of a=％d \n",a);
sleep(1);
i=i+1;
return 0;
}
}
vi test.c
（4）保存退出test.c。
（5）按照下面的要求编译test.c。
使用gcc -o test.o test.c编译，生成test.o。
使用gcc -g -o gtest.o test.c编译，生成gtest.o。
比较gtest.o 与 test.o的大小，哪个大？为什么？
gtest.o 比 test.o 大，因为前者加入了一些调试信息。
（6）执行gtest.o与test.o。
2-5使用GDB调试上面的程序gtest.o。
（1）进入GDB调试环境，读入调试程序。
gdb gtest.o
（2）列出源文件内容。
list
（3）在程序a=0;处设置一个断点。
breakpoint
（4）在程序printf("the value of a=%d \n",a);处设置一个断点。
（5）执行该程序。
run
（6）查看变量a的值。
print a
（7）查看变量a的类型。
（8）执行下一个源程序行，从而执行其整体中的一个函数。
（9）从断点开始继续执行到下一个断点。
（10）查看变量a的值，看看a是否有变化？
（11）不停地执行continue，直到程序结束。
（12）退出GDB。
2-6根据要求编写Makefile文件。
五个文件分别是main.c、display1.h、display1.c、display2.h、display2.c，具体的代码如下：
#include "stdio.h"
int main(int argc,char **argv)
{
display1 ("hello");
　 display2("hello");
}
display1.h
void display1 (char *print_str);
display2.h
void display2 (char *print_str);
display1.c
#include "display1.h"
void display1(char *print_str)
{
printf("This is display1 print ％sn",print_str);
}
display2.c
#include "display2.h"
void display2 (char *print_str)
{
printf("This is display2 print ％sn",print_str);
}
（1）如果上述文件在同一个目录，请编写Makefile文件。
（2）如果按照下面的目录结构存放文件，请编写Makefile文件。
|---bin 存放生成的可执行文件
|---obj 存放.o文件
|---include 存放display1.h和display2.h文件
|---src 存放main.c、display1.c、display2.c和Makefile
（3）如果按照下面的目录结构存放文件，请编写Makefile文件。
|---bin 存放生成的可执行文件
|---obj 存放.o文件
|---include 存放display1.h和display2.h文件
|---src 存放main.c和Makefile
|---src/display1 存放display1.c和Makefile
|---src/display2 存放display2.c和Makefile
src下面的makefile
SRC_DIR=.
INC_DIR=../include
OBJ_DIR=../obj
BIN_DIR=../bin
include $(SRC_DIR)/test/makefile
include $(SRC_DIR)/test1/makefile

display1下面的makefile
all:$(OBJ_DIR)/display1.o $(OBJ_DIR)/display1.o
gcc -o $(BIN_DIR)/display1 $^

display2下面的makefile
$(OBJ_DIR)/display2.o:$(SRC_DIR)/display2/display.c
gcc -c $< -o $@

3-1
答：
1.建立宿主机开发环境，包括操作系统及编译器等
2．配置宿主机相关服务及软件，如minicom、网络等
3．建立引导加载程序BootLoader
4．移植内核kernel
5．建立根文件系统root
6．建立应用程序的Flash磁盘分区
7．开发应用程序
8．烧写内核、根文件系统和应用程序
9．发布产品
3-2
答：
Stage1：
（1）硬件设备初始化。
（2）为加载BootLoader的Stage2准备RAM空间。
（3）复制BootLoader的Stage2到RAM空间中。
（4）设置好堆栈。堆栈指针的设置是为执行C语言代码做好准备。
Stage2：
（1）初始化本阶段要使用到的硬件设备。
（2）检测系统内存映射（Memory Map）。
（3）将内核映像和根文件系统映像从Flash存储器上读到RAM空间中。
（4）为内核设置启动参数。
（5）调用内核。
3-3 答：
1. 数据结构file_operations
2.设备注册：驱动程序模块通过函数register_chrdev来完成内核的注册。
3.设备卸载：驱动程序模块通过函数unregister_chrdev来完成内核的卸载。
4．打开/释放设备：驱动程序通过函数open来完成设备的打开。驱动程序通过函数release来完成设备的释放
5．读写设备：read函数将数据从内核复制到应用程序空间，write函数则将数据从应用程序空间复制到内核。
6．读写以外的I/O操作：驱动程序模块通过ioctl函数来完成读写以外的I/O操作，如锁设备等
3-4 答：
（1）register_chrdev(0,”demo”,&demo_fops);
（2）mknod /dev/demo c 220 0
（3）insmod demo.o

4-1参见exam4-1
4-2参见exam4-2
4-3参见exam4-3

5-1 略
5-2 略
5-3
C:\Qt\>sqlite3 exam.db
SQLite version 3.5.4
Enter ".help" for instructions
Enter SQL statements terminated with a ";"
sqlite> create table book(ID Integer primarykey,Name varchar(20),Type varchar(10
),Count Integer);
sqlite> insert into book values(1,'SQLite3','Database',10);
sqlite> insert into book values(2,'Qt4','GUI',20);
sqlite> select * from book;
1|SQLite3|Database|10
2|Qt4|GUI|20
sqlite>
5-4
#include<stdio.h>
#include<sqlite3.h>

int main()
{
sqlite3 *db=NULL;
int rc;
char *Errormsg;
int nrow;
int ncol;
char **Result;
int i=0;

rc=sqlite3_open("exam.db",&db);
if(rc){
fprintf(stderr,"can't open database:%s\n",
sqlite3_errmsg(db));
sqlite3_close(db);
return 1;
}else
printf("open database successly!\n");

char *sql="create table book(ID Integer primary key,Name varchar(20),Type varchar(10),Count Integer)";

sqlite3_exec(db,sql,0,0,&Errormsg);

sql="insert into book values(1,'SQLite3','Database',10)";
sqlite3_exec(db,sql,0,0,&Errormsg);

sql="insert into book values(2,'Qt4','GUI',20);";
sqlite3_exec(db,sql,0,0,&Errormsg);

sql="select * from book";
sqlite3_get_table(db,sql,&Result,&nrow,&ncol,&Errormsg);

printf("row=%d column=%d\n",nrow,ncol);
printf("the result is:\n");
for( i=0;i<(nrow+1)*ncol;i++)
printf("Result[%d]=%s\n",i,Result[i]);
sqlite3_free(Errormsg);
sqlite3_free_table(Result);
sqlite3_close(db);
return 0;
}
5-5
参见案例

6-1略
6-2略
6-3参见exam6-3。
6-4参见案例

Linux内核构成
(国嵌)

Linux/arch/arm/boot/compressed/head.s
1．解压缩
2．初始化
3．启动应用程序
1 arch/arm/boot/compressed/Makefile arch/arm/boot/compressed/vmlinux.lds
2. arch/arm/kernel/vmlinux.lds

Linux内核启动流程
（国嵌）
arch/arm/boot/compressed/start.S（head.s—负责解压缩）

Start:
.type start,#function
.rept 8
mov r0, r0
.endr

b 1f
.word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader
.word start @ absolute load/run zImage address
.word _edata @ zImage end address
1: mov r7, r1 @ save architecture ID
mov r8, r2 @ save atags pointer
这也标志着u-boot将系统完全的交给了OS，bootloader生命终止。之后代码在133行会读取cpsr并判断是否处理器处于supervisor模式——从u-boot进入kernel，系统已经处于SVC32模式；而利用angel进入则处于user模式，还需要额外两条指令。之后是再次确认中断关闭，并完成cpsr写入

mrs r2, cpsr @ get current mode
tst r2, #3 @ not user?
bne not_angel
mov r0, #0x17 @ angel_SWIreason_EnterSVC
swi 0x123456 @ angel_SWI_ARM
not_angel:
mrs r2, cpsr @ turn off interrupts to
orr r2, r2, #0xc0 @ prevent angel from running
msr cpsr_c, r2
然后在LC0地址处将分段信息导入r0-r6、ip、sp等寄存器，并检查代码是否运行在与链接时相同的目标地址，以决定是否进行处理。由于现在很少有人不使用loader和tags，将zImage烧写到rom直接从0x0位置执行，所以这个处理是必须的（但是zImage的头现在也保留了不用loader也可启动的能力）。arm架构下自解压头一般是链接在0x0地址而被加载到0x30008000运行，所以要修正这个变化。涉及到

r5寄存器存放的zImage基地址
r6和r12（即ip寄存器）存放的got（global offset table）
r2和r3存放的bss段起止地址
sp栈指针地址
很简单，这些寄存器统统被加上一个你也能猜到的偏移地址 0x30008000。该地址是s3c2410相关的，其他的ARM处理器可以参考下表

PXA2xx是0xa0008000
IXP2x00和IXP4xx是0x00008000
Freescale i.MX31/37是0x80008000
TI davinci DM64xx是0x80008000
TI omap系列是0x80008000
AT91RM/SAM92xx系列是0x20008000
Cirrus EP93xx是0x00008000
这些操作发生在代码172行开始的地方，下面只粘贴一部分

add r5, r5, r0
add r6, r6, r0
add ip, ip, r0
后面在211行进行bss段的清零工作

not_relocated: mov r0, #0
1: str r0, [r2], #4 @ clear bss
str r0, [r2], #4
str r0, [r2], #4
str r0, [r2], #4
cmp r2, r3
blo 1b
然后224行，打开cache，并为后面解压缩设置64KB的临时malloc空间

bl cache_on

mov r1, sp @ malloc space above stack
add r2, sp, #0x10000 @ 64k max 接下来238行进行检查，确定内核解压缩后的Image目标地址是否会覆盖到zImage头，如果是则准备将zImage头转移到解压出来的内核后面

cmp r4, r2
bhs wont_overwrite
sub r3, sp, r5 @ > compressed kernel size
add r0, r4, r3, lsl #2 @ allow for 4x expansion
cmp r0, r5
bls wont_overwrite

mov r5, r2 @ decompress after malloc space
mov r0, r5
mov r3, r7
bl decompress_kernel
真实情况——在大多数的应用中，内核编译都会把压缩的zImage和非压缩的Image链接到同样的地址，s3c2410平台下即是0x30008000。这样做的好处是，人们不用关心内核是Image还是zImage，放到这个位置执行就OK，所以在解压缩后zImage头必须为真正的内核让路。

在250行解压完毕，内核长度返回值存放在r0寄存器里。在内核末尾空出128字节的栈空间用，并且使其长度128字节对齐。

add r0, r0, #127 + 128 @ alignment + stack
bic r0, r0, #127 @ align the kernel length
算出搬移代码的参数：计算内核末尾地址并存放于r1寄存器，需要搬移代码原来地址放在r2，需要搬移的长度放在r3。然后执行搬移，并设置好sp指针指向新的栈（原来的栈也会被内核覆盖掉）

add r1, r5, r0 @ end of decompressed kernel
adr r2, reloc_start
ldr r3, LC1
add r3, r2, r3
1: ldmia r2!, {r9 - r14} @ copy relocation code
stmia r1!, {r9 - r14}
ldmia r2!, {r9 - r14}
stmia r1!, {r9 - r14}
cmp r2, r3
blo 1b
add sp, r1, #128 @ relocate the stack
搬移完成后刷新cache，因为代码地址变化了不能让cache再命中被内核覆盖的老地址。然后跳转到新的地址继续执行

bl cache_clean_flush
add pc, r5, r0 @ call relocation code
注意——zImage在解压后的搬移和跳转会给gdb调试内核带来麻烦。因为用来调试的符号表是在编译是生成的，并不知道以后会被搬移到何处去，只有在内核解压缩完成之后，根据计算出来的参数“告诉”调试器这个变化。以撰写本文时使用的zImage为例，内核自解压头重定向后，reloc_start地址由0x30008360变为0x30533e60。故我们要把vmlinux的符号表也相应的从0x30008000后移到0x30533b00开始，这样gdb就可以正确的对应源代码和机器指令。

随着头部代码移动到新的位置，不会再和内核的目标地址冲突，可以开始内核自身的搬移了。此时r0寄存器存放的是内核长度（严格的说是长度外加128Byte的栈），r4存放的是内核的目的地址0x30008000，r5是目前内核存放地址，r6是CPU ID，r7是machine ID，r8是atags地址。代码从501行开始

reloc_start: add r9, r5, r0
sub r9, r9, #128 @ do not copy the stack
debug_reloc_start
mov r1, r4
1:
.rept 4
ldmia r5!, {r0, r2, r3, r10 - r14} @ relocate kernel
stmia r1!, {r0, r2, r3, r10 - r14}
.endr

cmp r5, r9
blo 1b
add sp, r1, #128 @ relocate the stack
接下来在516行清除并关闭cache，清零r0，将machine ID存入r1，atags指针存入r2，再跳入0x30008000执行真正的内核Image

call_kernel: bl cache_clean_flush
bl cache_off
mov r0, #0 @ must be zero
mov r1, r7 @ restore architecture number
mov r2, r8 @ restore atags pointer
mov pc, r4 @ call kernel

内核代码入口在arch/arm/kernel/head.S文件的83行。首先进入SVC32模式，并查询CPU ID，检查合法性

msr cpsr_c, #PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | SVC_MODE @ ensure svc mode
@ and irqs disabled
mrc p15, 0, r9, c0, c0 @ get processor id
bl __lookup_processor_type @ r5=procinfo r9=cpuid
movs r10, r5 @ invalid processor (r5=0)?
beq __error_p @ yes, error 'p'
接着在87行进一步查询machine ID并检查合法性

bl __lookup_machine_type @ r5=machinfo
movs r8, r5 @ invalid machine (r5=0)?
beq __error_a @ yes, error 'a'
其中__lookup_processor_type在linux-2.6.24-moko-linuxbj/arch/arm/kernel/head-common.S文件的149行，该函数首将标号3的实际地址加载到r3，然后将编译时生成的__proc_info_begin虚拟地址载入到r5，__proc_info_end虚拟地址载入到r6，标号3的虚拟地址载入到r7。由于adr伪指令和标号3的使用，以及__proc_info_begin等符号在linux-2.6.24-moko-linuxbj/arch/arm/kernel/vmlinux.lds而不是代码中被定义，此处代码不是非常直观，想弄清楚代码缘由的读者请耐心阅读这两个文件和adr伪指令的说明。

r3和r7分别存储的是同一位置标号3的物理地址（由于没有启用mmu，所以当前肯定是物理地址）和虚拟地址，所以儿者相减即得到虚拟地址和物理地址之间的offset。利用此offset，将r5和r6中保存的虚拟地址转变为物理地址

__lookup_processor_type:
adr r3, 3f
ldmda r3, {r5 - r7}
sub r3, r3, r7 @ get offset between virt&phys
add r5, r5, r3 @ convert virt addresses to
add r6, r6, r3 @ physical address space
然后从proc_info中读出内核编译时写入的processor ID和之前从cpsr中读到的processor ID对比，查看代码和CPU硬件是否匹配（想在arm920t上运行为cortex-a8编译的内核？不让！）。如果编译了多种处理器支持，如versatile板，则会循环每种type依次检验，如果硬件读出的ID在内核中找不到匹配，则r5置0返回

1: ldmia r5, {r3, r4} @ value, mask
and r4, r4, r9 @ mask wanted bits
teq r3, r4
beq 2f
add r5, r5, #PROC_INFO_SZ @ sizeof(proc_info_list)
cmp r5, r6
blo 1b
mov r5, #0 @ unknown processor
2: mov pc, lr
__lookup_machine_type在文件的197行，编码方法与检查processor ID完全一样，请参考前段

__lookup_machine_type:
adr r3, 3b
ldmia r3, {r4, r5, r6}
sub r3, r3, r4 @ get offset between virt&phys
add r5, r5, r3 @ convert virt addresses to
add r6, r6, r3 @ physical address space
1: ldr r3, [r5, #MACHINFO_TYPE] @ get machine type
teq r3, r1 @ matches loader number?
beq 2f @ found
add r5, r5, #SIZEOF_MACHINE_DESC @ next machine_desc
cmp r5, r6
blo 1b
mov r5, #0 @ unknown machine
2: mov pc, lr
代码回到head.S第92行，检查atags合法性，然后创建初始页表

bl __vet_atags
bl __create_page_tables
创建页表的代码在218行，首先将内核起始地址-0x4000到内核起始地址之间的16K存储器清0

__create_page_tables:
pgtbl r4 @ page table address

/*
* Clear the 16K level 1 swapper page table
*/
mov r0, r4
mov r3, #0
add r6, r0, #0x4000
1: str r3,