版本 3789153f93bcdfcbf03a6a885d928d6c2e6c0d74
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title: rtenv-plus
categories: embedded, arm, stm32, stm32f429
toc: yes
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`HackPad 共筆<https://embedded2014.hackpad.com/Rtenv-plus-0VHEYKBpr3D>`_
組員
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楊震 / <`Omar002<https://github.com/Omar002/rtenv-plus/>`_>
丁士宸 / <`Stanley Ding<https://github.com/StanleyDing/rtenv>`_>
程政罡 / <`marktwtn<https://github.com/marktwtn/rtenv-plus>`_>
李昆憶 / <`LanKuDot<https://github.com/LanKuDot/rtenv-plus>`_>
鄭聖文 / <`Shengwen<https://github.com/shengwen1997/>`_>
作業系統架構
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Context Switch
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**Kernel Mode 與 User Mode 間的轉換**
kernel mode --- ``activate()`` ---> user mode --- ``syscall`` or interrupt ---> exception --- exception handler ---> kernel mode
注：在下方 ``fork原理`` 以 fork 為例，可以知道轉換細節。
**activate**
- 功能：從 kernel mode 轉換成 user mode
.. code-block:: c
activate:
41 /* save kernel state */
42 mrs ip, psr
43 push {r4, r5, r6, r7, r8, r9, r10, r11, ip, lr}
44
45 /* switch to process stack pointer */
46 msr psp, r0
47 mov r0, #3
48 msr control, r0
49
50 /* load user state */
51 pop {r4, r5, r6, r7, r8, r9, r10, r11, lr}
52 pop {r7}
53
54 bx lr
- 指令介紹：``mrs Rd, PSR`` 及 ``msr PSR, Rd``[#]_：Rd 為 general-purpose registers，PSR 可以為 psr、cpsr、apsr、msp、psp 等。
``mrs Rd, PSR`` 可以將 PSR 的值寫到 Rd，而 ``msr PSR, Rd`` 則是將 Rd 值寫到 PSR 裡。
- 運作：
- L42,43：將 ``psr``(program status register) 的值保存到 ``ip`` (r12) 裡，然後一同 push 到 main stack 裡。
- L46：將 ``r0`` 所帶的值寫入到 ``psp`` (process stack pointer)，注意呼叫 activate 所放的參數就是該 task 之 task_control_block 中 stack 的 address。
- L47,48：將 ``control`` register 的值設為 3，藉此可以將 stack pointer 轉為指向 process stack (使 sp 值為 psp)。所以藉由 ``sp`` 可以存取其 stack 的內容。
- L51：將 ``user_thread_stack`` 的 register 依序 pop 到 r4~r11 及lr，也是為何 ``user_thread_stack`` 的前9個 register 設計為 r4~r10、fp、_lr。
- L52：再將 ``user_thread_stack`` 的 ``_r7`` pop 到 ``r7``。
- 所以除了 r0~r3 及 ip、sp、pc、cpsr 之外，都被換成 user-mode 的 register 了。
init_task
==========
- 功能：將系統初始函式 ``first()`` 的位址放置到 process stack 的 lr 位置。藉由 ``activate`` 置換 process state 上來，可讓程式執行 ``first()``。
- 運作：
.. code-block:: c
/* 傳入的參數為：欲執行 first() 的 task 的 stack位址 以及 first() 的位址 */
unsigned int *init_task(unsigned int *stack, void (*start)())
{
/* 由於 stack 的設計為 full descendent stack，
* 所以 stack pointer 一開始必須指向最高位址。
* 觀察 user_thread_stack 的設計：r4 是最低位址，處在 stack 的底部
* 而預期將 first() 的位址存到 _lr 中，所以必須 push 9個 word
*/
stack += STACK_SIZE - 9;
/* 利用 pointer arithmetic，可以將 first() 的位址存到 _lr 中：
* user_thread_stack -> |r4 |r5 |r6 |r7 |r8 |r9 |r10|fp |_lr|...
* stack -> |[0]|[1]|[2]|[3]|[4]|[5]|[6]|[7]|[8]|...
*/
stack[8] = (unsigned int)start;
/* 回傳新的 sp 給該 task */
return stack;
}
fork 原理
==========
**第一次進到 while loop**
::
[ File: main.elf ]
while (1) {
tasks[current_task].stack = activate(tasks[current_task].stack);
333c: f240 72a8 movw r2, #1960 ; 0x7a8
...
3354: 681b ldr r3, [r3, #0]
3356: 4618 mov r0, r3
3358: f00e f8e2 bl 11520 <activate> // 由此進入 activate，所以 LR 存的值是 0x335d
335c: f240 72a8 movw r2, #1960 ; 0x7a8
3360: f2c2 0200 movt r2, #8192 ; 0x2000
...
- 進到 ``activate()`` 後，藉由 pop user state 到 register，將預先存好的 ``first()`` 的位址存到 ``LR`` 中。而原本的 LR 被 push 到 main stack 中，存有離開 ``activate()`` 後繼續執行的指令位址。Core registers 及 stacks 的狀態變化如下圖：
.. image:: /embedded/activate.PNG
利用 ``bx lr`` 使得程式轉往執行 ``first()``。
- 進到 ``first()`` 後，程式執行第一行的 ``fork()``。
::
[ 程式執行 fork() ]
void first()
{
2f84: b580 push {r7, lr}
2f86: af00 add r7, sp, #0
if (!fork()) setpriority(0, 0), pathserver();
2f88: f00e fb22 bl 115d0 <fork> // 由此進入 fork()，LR存的值為 0x2f8d
2f8c: 4603 mov r3, r0
2f8e: 2b00 cmp r3, #0
- 在 syscall (這裡是fork) 中，會觸發 svc exception，程式轉往執行 ``SVC_Handler()``，
.. image:: /embedded/SVC_Handler.PNG
- 左圖：同時 processor 會將 xPSR、PC、LR、R12、R3、R2、R1、R0[#]_依序 push 到目前的 stack 中 ( process stack )，被 push 到 process stack 的資訊中含有離開 ``fork()`` 後繼續執行的指令位址。
- 中圖：將目前的 state 存到 process stack。原本的 ``LR`` 含有 exception return ( 0xfffffffd ) 的資訊，也會一併被 push 到 process stack 中儲存。
- 右圖：將 kernel state 從 main stack 中 pop 出來，此時 ``LR`` 擁有的位址為離開 activate() 後要執行的指令位址(之前在進入 ``activate()`` 時所存的 )。所以離開 ``SVC_Handler()`` 後，程式會轉往執行 main() 的 while loop，也就是 kernel mode。
- 目前的 process stack 狀態，會發現與 ``user_thread_stack`` 的設計一致，以及不同時期被 push 進去的 R7：
.. image:: /embedded/user_thread_stack.PNG
- 在離開 ``activate()`` 函式會回傳新的 process stack pointer 給 TCB 的 ``stack`` pointer，也就是取得 R0 的值，所以 TCB 的 stack pointer 會得到正確的 process stack 的正確位址。
**進行fork**
- 開始執行 kernel mode 後，藉由 ``tasks[current_task].stack->r7``，可以取得在 fork() 傳入的值。因此 kernel 判定要執行 fork 動作，將母 task 的 stack 內容複製到子 task 的 stack 中，但是母 task 的 r0 存的是目前產生的 task 數量，而子 task 則是 0。
**母task**
- 進到 ``activate()`` 後，再次將 kernel state 與 user state 作交換。此時，``LR`` 含有 EXC_RETURN[#]_的值 ``0xfffffffd``，則當 processor 執行 ``bx lr`` 時必須進行 exception return。
.. image:: /embedded/activate_again.PNG
- **Exception return**：當 LR 值為 EXC_RETURN 之一: 0xfffffffd 時，
1. processor 會轉回 thread mode
2. 從 process stack 取回 exception 時所 push 進去的 registers
3. 使用 PSP 為當下的 SP
- 也就是說，進行 exception return 後，``PC`` 會擁有之前 exception 發生的的下一行指令位址，至於 ``LR`` 則為離開 fork() 而回到 first() 繼續執行的位址。
.. image:: /embedded/activate_again_exc_return.PNG
::
[ fork() ]
.global fork
fork:
push {r7}
115d0: b480 push {r7}
mov r7, #0x1
115d2: f04f 0701 mov.w r7, #1
svc 0
115d6: df00 svc 0 // <- Exception 在這裡發生，所以 PC 被存的值為 0x115d8
nop
115d8: bf00 nop // <- 藉由 exception return 使的程式回到這裡繼續執行
pop {r7}
115da: bc80 pop {r7}
bx lr
115dc: 4770 bx lr // <- 回到 first 繼續執行
- 由於在 kernel mode 中，已經將 fork() 所應回傳的值放到 process stack 的 r0 中，藉由 exception return 將這個值 pop 到 ``R0``。則當程式離開 ``fork()`` 時，會回傳 task_count (R0)。
因此，母 task 在 ``if(!fork())`` 為 false，則繼續執行下一個 fork()。
.. code-block:: c
void first()
{
if (!fork()) setpriority(0, 0), pathserver(); // 子 task 的 if 判定為 true，於是執行 pathserver()
if (!fork()) setpriority(0, 0), romdev_driver(); // 母 task 的 if 判定為 false，於是繼續執行下一行
...
**子task**
- 在 ``activate()`` 與 exception return 的行為與母 task 相同，只是在 ``if(!fork())`` 判定中為true (因為回傳值為 0)，所以就會進行 if 下的函式，於是新的 task 就開始運行了。
List
=====
- 實作檔案：list.c
- 類型：cyclic double linked list
.. image:: /embedded/rtenv-plus/double_linked_list.PNG
- 函式：
- ``list_init``：初始化 node，prev 及 next 都指向自己。
- ``list_empty``：
- ``list_remove``：將指定的 node 從 linked list 中移除。
- ``list_unshift``：將 new 從原本的 linked list 中移除，再將其 push 到 list 的 next。
- ``list_push``：將 new 從原本的 linked list 中移除，再將其 push 到 list 的 prev。
- ``list_shift``：將 list 的 next 從 linked list 中 pop 出來。
- Macro：
- ``list_entry``：取得該 list node 所屬的 structure 或 union variable 的位址。
.. code-block:: c
#define list_entry(list, type, member) \
(container_of((list), type, member))
#define container_of(ptr, type, member) \
((type *)(((void *)ptr) - offsetof(type, member)))
Macro ``offsetof( type, member )`` 會以 bytes 的形式回傳指定 member 在 type 指定的 structure 或 union 的位置。如：
.. code-block:: c
struct foo {
int a;
int b;
};
則 offsetof( foo, a ) 會回傳 0，offsetof( foo, b ) 會回傳 4。看到 TCB 的設計:
.. code-block:: c
struct task_control_block {
struct user_thread_stack *stack;
int pid;
int status;
int priority;
struct list list;
};
使用 ``task = list_entry(curr, struct task_control_block, list);`` 傳入 list node 的位址減去 list node 在 structure 中的 byte 位置，就會得到該 structure 第一個元素的起始位址，同時也是該 structure 變數的位址。
- ``list_for_each``：以 list 為起點，搜尋所有 node。
- ``list_for_each_safe``：以 list 為起點，但考慮到有些因為呼叫如 ``list_shift`` 之類的 method 被 pop 出去的 list node 也可以被搜尋到。
Event Monitoring
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- 實作檔案：event_monitor.c
- 功能：負責接受來自 event sources 所發出的 event occurrences，並將這些 pending 轉給 handlers 來處理 event。[#]_
- 特性：
- Event Collection：kernel 擁有一個 event monitor 來收集 occurrences 並轉送給 handlers。
- Event Sensor：透過 event_monitor 中的 events 來幫 handler "裝上 Sensor"。而每個 event sensor 都有 pending 用以暫存發出 occurrence 的 task。
- 函式：
- ``event_monitor_init``：初始化 event_monitor
- ``event_monitor_find_free``：找尋有無尚未被使用的 sensor
- ``event_monitor_register``：為 handler 裝上 sendor
- ``event_monitor_block``：將發出 event occurrence 的 task 從 ready_list 取出放到對應 event 的 pending list 裡，使 task 等待 handler 的處理
- ``event_monitor_release``：標記有 occurrence pending
- ``event_monitor_serve``：檢查 pending，並讓 handler 處理 pending。處理完後將 task 從 pending list 取出到 ready list 裡
System Call
============
- 功能：將 syscall 代碼存入 ``R7``，觸發 SVC exception，將代碼存入 Processor stack，並轉換成 Kernel Mode 後，在 ``main()`` 中處理 system call。
Pipe 的 Read 與 Write
---------------------
以 ``serialout()`` 與 ``rs232_xmit_msg_task()`` 為例。``/dev/tty0/out`` 為 fifo pipe，而 ``rs232_xmit_msg_task()`` 寫入資料到 pipe 中，``serialout()`` 從這個 pipe 讀出資料。
.. image:: /embedded/rtenv-plus/Read_and_write.png
以 write 的部分為例，在 ``FILE_ACCESS_ACCEPT`` 的 case 中會送出 read_event pending。執行完 write 的工作後，kernel 會繼續執行 ``event_monitor_serve()``，檢查有沒有 event pending，此時，剛剛送出的 read_event 就會被處理，檢查有沒有在 read 的時候被 push 到 read_event list 的 task。如果有，則執行 read_event 的 handler - ``pipe_read_release()``。``pipe_read_release()`` 會重新呼叫 ``file_read()``，讓 task 再次嘗試讀取 pipe，流程判斷如上圖，但是不同的 case 有不同的處理方式：
- ``FILE_ACCESS_ACCEPT``：值為1，代表讀取成功。``event_monitor_serve()`` 會將該 task 從 read_event 的 list 中 pop 出來，並重新 push 回 ready_list 裡，task 的狀態也被改為 TASK_READY。
- ``FILE_ACCESS_BLOCK``：值為0，代表仍舊未達指定讀取量，則會被繼續 BLOCK 住。
- ``FILE_ACCESS_ERROR``：不會發生。因為在第一次嘗試讀取時，如果發生 FILE_ACCESS_ERROR，該 task 不會被 push 到 read_event 的 list 中。
至於 read，則反之。
移植過程
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1. 將舊的函式庫移除
a. 註解硬體相關的函式庫
b. 嘗試編譯
c. 找出相依的 function
.. image:: /embedded/rtenv-plus/comment_header.png
.. image:: /embedded/rtenv-plus/dependency.png
2. 加入新的函式庫
a. 在檔案中加入標頭檔
b. 修改 Makefile 中的 include path
.. image:: /embedded/rtenv-plus/makefile_port.png
3. 確認硬體是能動的
a. 跑範例程式
b. 將範例程式丟入作業系統看是否能正常運作
c. 修改系統參數
硬體驅動原理
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* `USB OTG</embedded/OTG>`_
效能表現
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參考資料
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.. [#] `mrs指令<http://infocenter.arm.com/help/topic/com.arm.doc.dui0489i/Cihjcedb.html>`_ 、 `msr指令<http://infocenter.arm.com/help/topic/com.arm.doc.dui0489i/Cihibbbh.html>`_
.. [#] `Cortex-M3 Exception Entry<http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.dui0552a/Babefdjc.html>`_
.. [#] `Cortex-M3 Exception Return<http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.dui0552a/Babefdjc.html>`_
.. [#] `WikiPedia: Event Monitoring<http://en.wikipedia.org/wiki/Event_monitoring>`_
