STM32的启动流程

启动模式

我们知道的复位方式有三种：上电复位，硬件复位和软件复位。当产生复位，并且离开复位状态后， CM33 内核做的第一件事就是读取下列两个 32 位整数的值：

（1） 从地址 0x0000 0000 处取出堆栈指针 MSP 的初始值，该值就是栈顶地址。

（2） 从地址 0x0000 0004 处取出程序计数器指针 PC 的初始值， 该值指向复位后执行的第一条指令。下面用示意图表示，如图所示。

上述过程中，内核是从 0x0000 0000 和 0x0000 0004 两个的地址获取堆栈指针 SP 和程序计数器指针 PC。 事实上， 0x0000 0000 和 0x0000 0004 两个的地址可以被重映射到其他的地址空间。 例如： 我们将 0x0800 0000 映射到 0x0000 0000，即从内部 FLASH 启动， 那么内核会从地址 0x0800 0000 处取出堆栈指针 MSP 的初始值，从地址 0x0800 0004 处取出程序计数器指针PC 的初始值。 CPU 会从 PC 寄存器指向的地址空间取出的第 1 条指令开始执行程序，就是开始执行复位中断服务程序 Reset_Handler。

将 0x0000 0000 和 0x0000 0004 两个的地址重映射到其它地址空间，就是启动模式选择。对于 STM32H5 的启动模式（也称自举模式），我们看表 进行分析。

2， 启动引脚（BOOT0） 的电平： 0：低电平； 1：高电平。

由表可以看到， STM32H5的启动地址是由BOOT0引脚电平状态和NSBOOTADD[31:8]或 SECBOOTADD[31:8]选项字节共同决定的。 它们总共可以分为 4 个组合，下面分别来介绍一下：

1，产品状态在 Open 的情况下， BOOT0 引脚电平为低时，启动地址由用户选项字节NSBOOTADD[31:8]来决定。 ST 出厂默认的启动地址为 0x0800 0000， 这个情况就是我们最常用的了。

2，产品状态在任意模式下， BOOT0 引脚电平为高时，用户选项字节 NSBOOTADD[31:8]此时不起作用，启动地址在 ST 官方的 Bootloader 程序开始启动。此时可以用 ST 官方默认的接口，如： USART、 I2C、 I3C、 SPI、 FDCAN、 USB_FS 等下载程序。

3，产品状态在 Provisioning 的情况下， 此时 BOOT0 引脚和用户选项字节 NSBOOTADD[31:8]不起作用， 程序从 RSS（根安全服务） 启动。

4，产品状态在 Provisioned、 Closed、 Locked 的情况下， BOOT0 引脚电平为低时，启动地址由用户选项字节 NSBOOTADD[31:8]来决定， ST 出厂默认的启动地址是 0x0800 0000。

启动文件分析

STM32 启动文件由 ST 官方提供，在官方的 STM32Cube 固件包里，对于 STM32H562 系列芯片的启动文件，我们选用的是 startup_stm32h562xx.s 这个文件。 启动文件用汇编编写，是系统上电复位后第一个执行的程序。启动文件主要做了以下工作：

1、初始化堆栈指针 SP = _initial_sp

2、初始化程序计数器指针 PC = Reset_Handler

3、设置堆和栈的大小

4、初始化中断向量表

5、配置外部 SRAM 作为数据存储器（可选）

6、配置系统时钟，通过调用 SysteMinit 函数（可选）

7、调用 C 库中的 _main 函数初始化用户堆栈，最终调用 main 函数

启动文件中的一些指令

上表，列举了 STM32 启动文件的一些汇编和编译器指令

启动文件代码讲解

（1）栈空间的开辟栈空间的开辟

源码含义：开辟一段大小为 0x0000 0800（2KB）的栈空间， 段名为 STACK，

NOINIT 表示不初始化；

READWRITE 表示可读可写； ALIGN=3，表示按照 2^3 对齐，即 8 字节对齐。

AREA 汇编一个新的代码段或者数据段。SPACE 分配内存指令，分配大小为 Stack_Size 字节连续的存储单元给栈空间。__initial_sp 紧挨着 SPACE 放置，表示栈的结束地址，栈是从高往低生长，所以结束地址就是栈顶地址。

栈主要用于存放局部变量，函数形参等，属于编译器自动分配和释放的内存，栈的大小不能超过内部 SRAM 的大小。如果工程的程序量比较大，定义的局部变量比较多，那么就需要在启动代码中修改栈的大小，即修改 Stack_Size 的值。 如果程序出现了莫名其妙的错误，并进入了 HardFault 的时候，你就要考虑下是不是栈空间不够大，溢出了的问题。

（2）堆空间的开辟

堆空间的开辟，源码如图 所示：

源码含义：开辟一段大小为 0x0000 0200（512 字节）的堆空间， 段名为 HEAP， 不初始化， 可读可写， 8 字节对齐。

__heap_base 表示堆的起始地址， __heap_limit 表示堆的结束地址。堆和栈的生长方向相反的，堆是由低向高生长，而栈是从高往低生长。

堆主要用于动态内存的分配，像 malloc()、 calloc()和 realloc()等函数申请的内存就在堆上面。堆中的内存一般由程序员分配和释放，若程序员不释放，程序结束时可能由操作系统回收。

接下来是 PRESERVE8 和 THUMB 指令两行代码。如图所示。

PRESERVE8： 指示编译器按照 8 字节对齐。

THUMB： 指示编译器之后的指令为 THUMB 指令。

注意：由于正点原子提供了独立的内存管理实现方式（mymalloc， myfree 等），并不需要使用 C 库的 malloc 和 free 等函数，也就用不到堆空间，因此我们可以设置 Heap_Size 的大小为 0，以节省内存空间。

（3）中断向量表定义（简称：向量表）

为中断向量表定义一个数据段，如图所示：

源码含义： 定义一个数据段，名字为 RESET, READONLY 表示只读。 EXPORT 表示声明一个标号具有全局属性，可被外部的文件使用。这里是声明了__Vectors、 __Vectors_End 和__Vectors_Size 三个标号具有全局性，可被外部的文件使用。STM32H562 的中断向量表定义代码，如图 所示。

__Vectors 为向量表起始地址， __Vectors_End 为向量表结束地址， __Vectors_Size 为向量表大小， __Vectors_Size = __Vectors_End - __Vectors。

DCD：分配一个或者多个以字为单位的内存，以四字节对齐，并要求初始化这些内存。

中断向量表被放置在代码段的最前面。例如：当我们的程序在 FLASH 运行时，那么向量表的起始地址是： 0x0800 0000。 结合图 可以知道，地址 0x0800 0000 存放的是栈顶地址。 DCD：以四字节对齐分配内存，也就是下个地址是 0x0800 0004，存放的是 Reset_Handler中断函数入口地址。

从代码上看，向量表中存放的都是中断服务函数的函数名，所以 C 语言中的函数名对芯片来说实际上就是一个地址

（4） 复位程序

接下来是定义只读代码段，如图所示：

定义一个段命为.text，只读的代码段， 在 CODE 区。复位子程序代码，如图所示：

利用 PROC、 ENDP 这一对伪指令把程序段分为若干个过程，使程序的结构加清晰。复位子程序是复位后第一个被执行的程序，主要是调用 SysteMinit 函数配置系统时钟、还有就是初始化 FSMC/FMC 总线上外挂的 SRAM(可选)。

然后在调用 C 库函数__main，最终调用 main 函数去到 C 的世界。EXPORT 声明复位中断向量 Reset_Handler 为全局属性，这样外部文件就可以调用此复位中断服务。

WEAK：表示弱定义，如果外部文件优先定义了该标号则首先引用外部定义的标号，如果外部文件没有声明也不会出错。这里表示复位子程序可以由用户在其他文件重新实现，这里并不是唯一的。

IMPORT 表示该标号来自外部文件。这里表示 SysteMinit 和__main 这两个函数均来自外部的文件。LDR、 BLX、 BX 是内核的指令，可在《CM3 权威指南 CnR2》第四章-指令集里面查询到。

LDR 表示从存储器中加载字到一个存储器中。

BLX 表示跳转到由寄存器给出的地址，并根据寄存器的 LSE 确定处理器的状态，还要把跳转前的下条指令地址保存到 LR。

BX 表示跳转到由寄存器/标号给出的地址，不用返回。这里表示切换到__main 地址，最终调用 main 函数，不返回，进入 C 的世界。

（5） 中断服务程序

接下来就是中断服务程序了，如图所示：

可以看到这些中断服务函数都被[WEAK]声明为弱定义函数， 如果外部文件声明了一个标号，则优先使用外部文件定义的标号，如果外部文件没有定义也不会出错。

这些中断函数分为系统异常中断和外部中断，外部中断根据不同芯片有所变化。 B 指令是跳转到一个标号，这里跳转到一个‘.’，表示无限循环。

在启动文件代码中，已经把我们所有中断的中断服务函数写好了，但都是声明为弱定义，所以真正的中断服务函数需要我们在外部实现。

如果我们开启了某个中断，但是忘记写对应的中断服务程序函数又或者把中断服务函数名写错，那么中断发生时，程序就会跳转到启动文件预先写好的弱定义的中断服务程序中，并且在 B 指令作用下跳转到一个‘.’中，无限循环。

这里的系统异常中断部分是内核的，外部中断部分是外设的。

（6） 用户堆栈初始化

ALIGN 指令，如图所示：

ALIGN 表示对指令或者数据的存放地址进行对齐，一般需要跟一个立即数，缺省表示 4 字节对齐。要注意的是，这个不是 ARM 的指令，是编译器的。

接下就是启动文件最后一部分代码，用户堆栈初始化代码，如图所示：

IF, ELSE, ENDIF 是汇编的条件分支语句。

540 行判断是否定义了__MICROLIB。关于__MICROLIB 这个宏定义，我们是在 KEIL 里面配置，具体方法如图所示。

勾选了 Use MicroLIB 就代表定义了__MICROLIB 这个宏。

如果定义__MICROLIB， 声明__initial_sp、 __heap_base 和__heap_limit 这三个标号具有全局属性，可被外部的文件使用。 __initial_sp 表示栈顶地址， __heap_base 表示堆起始地址，__heap_limit 表示堆结束地址。

如果没有定义__MICROLIB，实际的情况就是我们没有定义__MICROLIB，所以使用默认的 C 库运行。 那么堆栈的初始化由 C 库函数__main 来完成。

IMPORT 声明__use_two_region_memory 标号来自外部文件。

EXPORT 声明__user_initial_stackheap 具有全局属性，可被外部的文件使用。

551 行标号__user_initial_stackheap，表示用户堆栈初始化程序入口。

接下来进行堆栈空间初始化，堆是从低到高生长，栈是从高到低生长，是两个互相独立的数据段，并且不能交叉使用。

552 行保存堆起始地址。

553 行保存栈大小。

554 行保存堆大小。

555 行保存栈顶指针。

556 行跳转到 LR 标号给出的地址，不用返回。

563 行 END 表示到达文件的末尾，文件结束。

Use MicroLIBMicroLIB 是 MDK 自带的微库， 是缺省 C 库的备选库， MicroLIB 进行了高度优化使得其代码变得很小， 功能比缺省 C 库少。 MicroLIB 是没有源码的，只有库。

 

系统启动流程

我们知道启动模式不同，启动的起始地址是不一样的，下面我们以代码下载到内部 FLASH的情况举例，即代码从地址 0x0800 0000 开始被执行。

当产生复位，并且离开复位状态后， CM33 内核做的第一件事就是读取下列两个 32 位整数的值：

（1）从地址 0x0800 0000 处取出堆栈指针 MSP 的初始值，该值就是栈顶地址。

（2）从地址 0x0800 0004 处取出程序计数器指针 PC 的初始值，该值指向中断服务程序Reset_Handler。 下面用示意图表示，如图 所示。

由图可以知道地址 0x0800 0000 的值是 0x2000 0BE0，地址 0x0800 0004 的值是0x0800 02ED，即堆栈指针 SP =0x2000 0BE0， 程序计数器指针 PC = 0x0800 02ED（即复位中断服务程序 Reset_Handler 的入口地址）。因为 CM33 内核是小端模式，所以倒着读。

请注意，这与传统的 ARM 架构不同——其实也和绝大多数的其它单片机不同。传统的ARM 架构总是从 0 地址开始执行第一条指令。它们的 0 地址处总是一条跳转指令。而在CM33 内核中， 0 地址处提供 MSP 的初始值，然后就是向量表（向量表在以后还可以被移至其它位置）。向量表中的数值是 32 位的地址，而不是跳转指令。向量表的第一个条目指向复位后应执行的第一条指令，就是 Reset_Handler 这个函数。下面继续以正点原子 Mini STM32H562开发板 HAL 库例程的实验 1 跑马灯实验为例， 代码从地址 0x0800 0000 开始被执行，讲解一下系统启动，初始化堆栈、 MSP 和 PC 后的内存情况。

因为 CM33 使用的是向下生长的满栈，所以 MSP 的初始值必须是堆栈内存的末地址加 1。举例来说，如果你的栈区域在 0x2000 03E0‐ 0x2000 0BDF（2KB 大小） 之间，那么 MSP 的初始值就必须是 0x2000 0BE0。

向量表跟随在 MSP 的初始值之后——也就是第 2 个表目。

R15 是程序计数器，在汇编代码中，可以使用名字“PC”来访问它。 ARM 规定： PC 最低两位并不表示真实地址，最低位 LSB 用于表示是 ARM 指令（0）还是 Thumb 指令（1），因为 CM33 主要执行 Thumb 指令，所以这些指令的最低位都是 1（都是奇数）。因为 CM3 内部使用了指令流水线，读 PC 时返回的值是当前指令的地址+4。比如说：

0x1000: MOV R0, PC ; R0 = 0x1004

如果向 PC 写数据，就会引起一次程序的分支（但是不更新 LR 寄存器）。 CM33 中的指令至少是半字对齐的，所以 PC 的 LSB 总是读回 0。然而，在分支时，无论是直接写 PC 的值还是使用分支指令，都必须保证加载到 PC 的数值是奇数（即 LSB=1），表明是在 Thumb 状态下执行。倘若写了 0，则视为转入 ARM 模式， CM3 将产生一个 fault 异常。

正因为上述原因，图中使用 0x0800 02ED 来表达地址 0x0800 02EC。当 0x0800 02ED处的指令得到执行后，就正式开始了程序的执行（即去到 C 的世界）。所以在此之前初始化 MSP是必需的，因为可能第 1 条指令还没执行就会被 NMI 或是其它 fault 打断。 MSP 初始化好后就已经为它们的服务例程准备好了堆栈。

STM32 启动文件分析就给大家介绍到这里，更多内容请看 《STM32 启动文件浅析》

map 文件分析

MDK 编译生成文件简介

MDK 编译工程，会生成一些中间文件（如.o、 .axf、 .map 等），最终生成 hex 文件，以便下载到 MCU 上面执行，共 11 个类型，分别是： .axf、 .crf、 .d、 .dep、.hex、 .lnp、 .lst、 .o、 .htm、 bulild_log.htm 和.map。文件看着不是很多，但是随着工程的增大，这些文件也会越来越多，大项目编译一次，可以生成几百甚至上千个这种文件，不过文件类型基本就是上面这些。

对于 MDK 工程来说，基本上任何工程在编译过程中都会有这 11 类文件，常见的MDK 编译过程生产文件类型如表 所示：

注 1，可重定向是指该文件包含数据/代码，但是并没有指定地址，它的地址可由后续链接的时候进行指定。

注 2，不可重定向是指该文件所包含的数据/代码都已经指定地址了，不能再改变。

map 文件分析

.map 文件是编译器链接时生成的一个文件，它主要包含了交叉链接信息。通过.map 文件，我们可以知道整个工程的函数调用关系、 FLASH 和 RAM 占用情况及其详细汇总信息，能具体到单个源文件（.c/.s）的占用情况，根据这些信息，我们可以对代码进行优化。 .map 文件可以分为以下 5 个组成部分：

1， 程序段交叉引用关系（Section Cross References）

2， 删除映像未使用的程序段（Removing Unused input sections from the image）

3， 映像符号表（Image Symbol Table）

4， 映像内存分布图（Memory Map of the image）

5， 映像组件大小（Image component sizes）

map 文件的 MDK 设置

要生成 map 文件，我们需要在 MDK 的魔术棒→Listing 选项卡里面，进行相关设置，如图  所示：

图中红框框出的部分就是我们需要设置的，默认情况下， MDK 这部分设置就是全勾选的，如果我们想取消掉一些信息的输出，则取消相关勾选即可（一般不建议）。

如图设置好 MDK 以后，全编译当前工程，当编译完成后（无错误），就会生成.map 文件。

map 文件的基础概念

为了更好的分析 map 文件，我们先对需要用到的一些基础概念进行一个简单介绍，相关概念如下：

⚫ Section：描述映像文件的代码或数据块，我们简称程序段

⚫ RO： Read Only 的缩写，包括只读数据（RO data）和代码（RO code）两部分内容，占用 FLASH 空间

⚫ RW： Read Write 的缩写，包含可读写数据（RW data，有初值，且不为 0），占用FLASH（存储初值）和 RAM（读写操作）

⚫ ZI： Zero initialized 的缩写，包含初始化为 0 的数据（ZI data），占用 RAM 空间

⚫ .text：相当于 RO code

⚫ .constdata：相当于 RO data

⚫ .bss：相当于 ZI data

⚫ .data：相当于 RW data

map 文件的组成部分说明

1. 程序段交叉引用关系（S S ection Cross References s ）

这部分内容描述了各个文件（.c/.s 等）之间函数（程序段）的调用关系， 举个例子如图 所示：

上图中，框出部分： main.o(i.main) refers to sys.o(i.sys_stm32_clock_init) for sys_stm32_clock_init 表示： main.c 文件中的 main 函数，调用了 sys.c 中的 sys_stm32_clock_init 函数。其中： i.main 表示 main 函数的入口地址，同理 i. sys_stm32_clock_init 表示 sys_stm32_clock_init 函数的入口地址。

2. 删除映像未使用的程序段（Removing Unused input sections from the image）

这部分内容描述了工程中由于未被调用或者用不到的程序而被删除的冗余程序段（函数/数据），如图所示：

上图中，列出了所有被移除的程序段，比如 usart.c 里面的 usart_init 函数就被移除了部分内容。

另外，在最后还有一个统计信息： 893 unused section(s) (total 39658 bytes) removed from theimage.表示总共移除了 893 个程序段（函数/数据），大小为 39658 字节。即给我们的 MCU节省了 39658 字节的程序空间。

为了更好的节省空间，我们一般在 MDK→魔术棒→C/C++选项卡里面勾选： One ELFSection per Function，如图所示：

3. 映像符号表（Image Symbol Table）

映像符号表（Image Symbol Table）描述了被引用的各个符号（程序段/数据）在存储器中的存储地址、类型、大小等信息。映像符号表分为两类：本地符号（Local Symbols）和全局符号（Global Symbols）。

本地符号（Local Symbols）记录了用 static 声明的全局变量地址和大小， c 文件中函数的地址和用 static 声明的函数代码大小，汇编文件中的标号地址（作用域：限本文件）。

全局符号（Global Symbols）记录了全局变量的地址和大小， C 文件中函数的地址及其代码大小，汇编文件中的标号地址（作用域：全工程）。

4. 映像内存分布图（Memory Map of the image）

映像文件分为加载域（Load Region）和运行域（Execution Region），一个加载域必须有至少一个运行域（可以有多个运行域） ，而一个程序又可以有多个加载域。加载域为映像程序的实际存储区域，而运行域则是 MCU 上电后的运行状态。 加载域和运行域的简化关系（这里仅表示一个加载域的情况）图， 如图所示：

由图可知， RW 区也是存放在 ROM（FLASH）里面的，在执行 main 函数之前， RW（有初值且不为 0 的变量）数据会被拷贝到 RAM 区，同时还会在 RAM 里面创建 ZI 区（初始化为 0 的变量）。

5. 映像组件大小（Image component sizes）

映像组件大小（Image component sizes）给出了整个映像所有代码（.o）占用空间的汇总信息。