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从零开始掌控ARM64启动流程：一场深入芯片灵魂的系统级探索

你有没有过这样的经历？
在调试一块新的ARM64开发板时，代码明明编译通过了，烧录进去却毫无反应——串口黑屏、JTAG连不上、CPU卡死在某个地址不动。这时候你会想：到底是谁在控制这一切？

答案是：启动流程。

它不像应用层逻辑那样直观，也不像API调用那样有文档可查。它是藏在芯片深处的一套“潜规则”，决定了整个系统的生死。而理解这套机制，就是我们作为嵌入式和底层系统工程师真正“入门”的标志。

本文不讲空泛理论，也不堆砌术语。我们将以一个真实裸机引导程序的视角，一步步拆解ARM64从上电到运行C函数的全过程。你会发现，那些看似神秘的寄存器操作、异常等级切换、栈初始化动作，其实都有清晰的逻辑链条可循。

上电那一刻，CPU究竟做了什么？

想象一下：你按下电源键，电流涌入SoC，第一个苏醒的就是CPU核心。但它不是随意执行代码的——它有一张“地图”，告诉自己该去哪里取第一条指令。

这张地图的起点，叫做复位向量（Reset Vector）。

复位向量：硬件规定的唯一入口

ARM64规范规定，处理器复位后会自动跳转到一个预定义的物理地址开始执行。这个地址由芯片厂商固化，常见位置有两个：

• 0x0000_0000—— 经典低地址映射
• 0xFFFF_0000—— 高地址安全启动区

具体选哪个，取决于启动模式引脚配置（如eMMC、SPI Flash、UART下载等）。但无论哪种方式，CPU都会从这里取出第一条指令。

更重要的是：此时它已经处于EL3 Secure状态，AArch64模式下运行。

这意味着什么？

• 所有寄存器都是64位宽；
• 使用的是A64指令集；
• 拥有最高特权级别（EL3），可以访问所有系统资源；
• 运行环境极简：没有栈、没有堆、甚至可能连DRAM都没初始化。

所以第一段代码必须用汇编写，而且只能靠寄存器干活。

典型向量表结构长什么样？

.section ".vector_table", "ax" .align 11 /* 必须2KB对齐 */ reset_vector: b el3_reset_handler // 复位异常 b undefined_instruction // 未定义指令 b supervisor_call // SVC调用 b prefetch_abort // 取指中止 b data_abort // 数据访问中止 b generic_interrupt // IRQ中断 b fiq_handler // FIQ快速中断 b serror_handler // 系统错误

这段代码看起来简单，实则暗藏玄机。它不仅是异常处理的入口跳转表，更是整个系统可信链的起点。

比如第一条指令直接跳入el3_reset_handler，这通常是TF-A（Trusted Firmware-A）的第一行C代码前最后的汇编准备阶段。

💡关键点提醒：很多初学者误以为_start就是程序入口，但在ARM64 SoC中，真正的入口是这个向量表中的第一条跳转。链接脚本必须确保它被放置在正确的加载地址上。

异常等级EL3：信任世界的起点

如果说复位向量是“门”，那EL3就是守门人。

它是整个系统中最受信任的执行层级，专为安全固件设计。像Arm的Trusted Firmware-A（TF-A）、OP-TEE这类可信运行时服务，都从这里起步。

为什么非得是EL3？

因为只有EL3能完成以下几件大事：

1. 初始化GIC（通用中断控制器）
2. 设置SMC（Secure Monitor Call）向量
3. 配置SCR_EL3以控制安全世界行为
4. 最终降级到EL1或EL2并移交控制权

换句话说，EL3是你构建安全启动链的唯一支点。

如何从EL3跳出去？

不能随便bl main或b kernel_entry！你要使用一条特殊的指令：ERET（Exception Return）。

它的原理是这样的：

• 设置SPSR_EL3：定义返回后的处理器状态（目标EL、中断屏蔽、运行模式）
• 设置ELR_EL3：指定返回后要执行的地址（即下一阶段入口）
• 执行eret：触发异常返回，CPU据此切换上下文并跳转

举个实际例子：我们要从EL3 Secure跳转到EL1 Non-Secure运行U-Boot或Linux内核。

/* 准备返回状态 */ msr SPSR_EL3, #0xDAA // DAIF=1111 (关中断), M[3:0]=1010 → EL1t mode mov x0, #kernel_entry // 假设这是内核入口 msr ELR_EL3, x0 // 设置返回地址 eret // 正式跳转！

🔍 解释一下0xDAA：

• 第0~7位：M[3:0] = 1010表示返回到EL1 using SP_EL0（线程模式）
• 第8~9位：DAIF = 1111表示禁止Debug、Abort、IRQ、FIQ

这是一个典型的非安全操作系统入口配置。

一旦eret执行完毕，CPU就不再属于EL3了。从此以后，除非再次触发异常（如SVC），否则无法回到这个最高权限层级。

构建C语言环境：三步走战略

很多人以为只要写了.c文件就能跑C代码。错。在裸机环境中，C环境需要手动搭建，否则任何函数调用都会导致崩溃。

为什么C函数依赖这些基础设施？

C语言的运行依赖三个基本条件：

如果其中任意一项缺失，程序就会出现不可预测的行为。

第一步：建立堆栈

最简单的做法是在片上SRAM中划出一段空间作为栈。

ldr x0, =__stack_top mov sp, x0

注意：ARM64推荐16字节栈对齐，以符合AAPCS64调用标准。如果你用的是GCC，默认会检查这一点，不对齐会导致 hard fault。

另外，栈大小也要合理规划。太小容易溢出；太大浪费宝贵内存。一般BL1阶段给4–8KB足够。

第二步：搬移.data段

.data段存放的是“带初值的全局变量”，比如：

int baud_rate = 115200; char banner[] = "Welcome to MyOS";

这些变量的初始值存储在Flash中（只读），但运行时必须放在RAM里才能修改。所以我们需要在启动时手动复制一遍。

ldr x0, =__data_start ldr x1, =__rom_data_start ldr x2, =__data_size cbz x2, skip_data_copy copy_data_loop: sub x2, x2, #8 ldr x3, [x1, x2] str x3, [x0, x2] cbnz x2, copy_data_loop skip_data_copy:

这里的符号来自链接脚本：

SECTIONS { . = 0x80000; __text_start = .; .text : { *(.text) } __data_start = .; .data : { __rom_data_start = LOADADDR(.data); /* Flash中的加载地址 */ *(.data) } __bss_start = .; .bss : { *(.bss COMMON) } __bss_end = .; __stack_top = 0x81000; /* SRAM末尾 */ }

⚠️ 常见坑点：忘记设置LOADADDR导致.data无法正确加载！

第三步：清零.bss段

.bss是“未初始化的全局变量”区域，理论上应该全为0。但刚上电时RAM内容是随机的，必须显式清零。

ldr x0, =__bss_start ldr x1, =__bss_end sub x2, x1, x0 cbz x2, skip_bss_zero mov x3, #0 zero_bss_loop: stp x3, x3, [x0], #16 /* 一次写两个寄存器，提升效率 */ subs x2, x2, #16 b.hi zero_bss_loop skip_bss_zero:

这里用了stp指令批量写入，并配合地址自动更新[x0], #16，比单次str更高效。

做完这三步，你的系统才真正具备运行C代码的能力。

bl main /* 安全调用main函数 */

否则，哪怕只是打印一句printf("Hello")，也可能因为栈未设或变量未初始化而导致死机。

MMU初始化：开启虚拟内存的大门

当你准备进入更复杂的系统（如Linux内核）时，就必须面对一个问题：如何管理大内存？如何实现权限隔离？

答案是：启用MMU。

启用MMU之前，先搞懂这几个关键寄存器

启用流程五步法

1. 构建页表结构（通常用C语言静态定义）
2. 配置MAIR_EL1：声明不同内存类型的缓存策略
3. 设置TCR_EL1：决定地址空间划分和页大小
4. 写入TTBR0_EL1：指向页表根节点
5. 使能MMU：置位SCTLR_EL1.M，并同步流水线

来看一段简化但实用的实现：

void setup_mmu(void *page_table_base) { // Step 1: 定义内存属性 uint64_t mair = (0xFF << 0) | (0x04 << 8); // Attr0: Normal Memory, Write-Back // Attr1: Device-nGnRE (用于外设映射) write_sysreg(mair, mair_el1); // Step 2: 配置TCR —— 使用4KB页，48位物理地址 uint64_t tcr = (0b10UL << 37) | // IPS: 48-bit physical address (0b10UL << 32) | // TG1: 4KB granule for TTBR1 (0b10UL << 14) | // TG0: 4KB granule for TTBR0 (25UL << 16) | // T1SZ: 39-bit virtual space (~512GB) (0b11UL << 8) | // IRGN0: Inner Write-Back (0b11UL << 10) | // ORGN0: Outer Write-Back (0b11UL << 6); // EPD0: Enable translation table walk write_sysreg(tcr, tcr_el1); // Step 3: 设置页表基址 write_sysreg((uint64_t)page_table_base, ttbr0_el1); // Step 4: 同步指令流 asm volatile("isb"); // Step 5: 使能MMU + I-Cache uint64_t sctlr = read_sysreg(sctlr_el1); sctlr |= (1 << 0) | (1 << 12); // M=1 (MMU), I=1 (Instruction Cache) write_sysreg(sctlr, sctlr_el1); // 最终同步 asm volatile("isb"); }

🛑 注意事项：

• 启用MMU前必须保证页表本身所在的内存是物理映射且可访问的；
• 缺少isb可能导致流水线混乱，引发非法访问；
• 若开启DCache，还需考虑clean/invalid操作，避免脏数据。

一旦MMU开启成功，你就可以实现：

• 虚拟地址与物理地址分离
• 内核空间与用户空间隔离
• 外设寄存器映射到固定虚拟地址
• 实现只读、不可执行（XN）保护

这才是现代操作系统的根基。

实战中的典型问题与破解之道

再完美的理论也敌不过现实的打击。以下是我在多个项目中踩过的坑，供你避雷。

❌ 问题1：main()还没进就死机

现象：串口无输出，JTAG停在_start附近。

排查清单：
- ✅ 是否设置了sp？没栈的话函数调用直接崩。
- ✅.data和.bss是否正确初始化？
- ✅ 链接脚本是否把_start放到了正确的加载地址？
- ✅ 是否开启了优化导致某些段被优化掉？

建议做法：在每一步之后加一个LED闪烁或UART输出，形成“心跳信号”。

例如：

ldr x0, =__stack_top mov sp, x0 bl debug_led_on /* 看到这里亮灯，说明栈设好了 */

❌ 问题2：MMU一开就Data Abort

原因分析：
- 页表结构错误（如PTE标记为无效但仍尝试访问）
-TTBR0_EL1指向未对齐或非法地址
- 缺少isb导致控制流混乱
- 访问了未映射的设备内存区域

调试技巧：
- 在开启MMU前先映射好当前代码所在区域（确保不会把自己映射掉）
- 查看FAR_EL1（Fault Address Register）定位出错地址
- 使用GDB+QEMU模拟验证页表逻辑

❌ 问题3：多核启动失败，从核不响应

真相：主核负责唤醒从核，而不是从核自己启动。

典型流程如下：

1. 主核初始化GIC和PSCI服务
2. 从核停留在WFE（Wait For Event）循环
3. 主核通过PSCI CPU_ON接口发送IPI唤醒
4. 从核收到事件后继续执行

如果你发现从核一直卡住，请检查：

• GIC Distributor和Redistributor是否初始化？
• PSCI handler是否注册？
• 从核的向量表是否指向正确的secondary_startup？

工程最佳实践：写出可靠又可维护的启动代码

别让启动代码变成“一次性脚本”。好的设计应该是模块化、可移植、易调试的。

✅ 推荐做法清单

分级引导链的实际形态

在一个工业级系统中，完整的启动链可能是这样的：

[Power On] ↓ [ROM Code] → 固化在芯片内部，不可更改 ↓ [BL1: TF-A Primary CPU init] → 初始化时钟、串口、设置栈 ↓ [Load BL2 into SRAM] ↓ [BL2: DRAM初始化、加载后续镜像] → 校验签名、解析FIP镜像 ↓ [BL31: Runtime Services] → PSCI、SMC处理 ↓ [BL32: OP-TEE (if exists)] → 安全世界OS ↓ [BL33: U-Boot / Linux Kernel] ↓ [System Running]

每一级都验证下一级的完整性，构成所谓的信任链（Chain of Trust）。

结语：掌握启动流程，意味着你真正“看见”了系统

当我们谈论“操作系统”、“驱动开发”、“性能优化”时，往往忽略了最底层的那一层——谁让这一切开始运行？

ARM64的启动流程，不只是技术细节的堆砌，更是一种工程哲学的体现：

• 分层隔离：每个EL各司其职，互不越界；
• 可控移交：每一步都经过验证，绝不盲目跳转；
• 最小特权原则：从最高权限逐步降级，释放控制权；
• 可预测性：无论硬件如何变化，流程始终清晰。

正是这些设计思想，支撑起了今天百亿级设备的安全与稳定。

所以，下次当你看到“Welcome to Linux”的提示符时，请记住：在这句话背后，是一整套精密协作的启动机制，在黑暗中默默点亮了整个系统。

而这，也正是我们作为系统程序员最值得骄傲的地方。

如果你正在移植U-Boot、编写自定义Bootloader，或者调试一个不肯启动的板子，希望这篇文章能成为你手电筒下的那束光。

欢迎在评论区分享你的启动调试故事，我们一起探讨那些年一起踩过的坑。