版本 191d349ec5c60b4f87e6864e983cdf9e4f6f3ad8
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title: rtenv-plus
categories: embedded, arm, stm32, stm32f429
toc: no
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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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**activate**
- 功能：將 kernel state push 到 Main stack 中，再將目前正在執行的 process state pop 到 register 中。
.. 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``[1]_：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``，達成傳遞 syscall 的功能。
- 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
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**第一次進到 while loop**
- 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。此時，被 push 進到 main stack 的資訊中含有離開 ``activate()`` 後繼續執行的指令位址。
::
::
[ 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。
::
[ 從 user_thread_stack pop 到 general-purpose registers ]
user_thread_stack -> |r4 |r5 |r6 |r7 |r8 |r9 |r10|fp |_lr|...
V
依 pop 順序到 register -> |R4 |R5 |R6 |R7 |R8 |R9 |R10|R11| LR|...
- 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()``。
- 在 syscall 中，會觸發 svc exception，程式轉往執行 ``SVC_Handler()``，同時會 processor 會將 xPSR、PC、LR、R12、R3、R2、R1、R0[2]_依序 push 到目前的 stack 中 ( 也就是 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。
::
::
[ 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()``，同時會 processor 會將 xPSR、PC、LR、R12、R3、R2、R1、R0[2]_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。
::
[ 因為 Exception 所發生的 push register 到 stack ]
user_thread_stack -> ...|_r7|r0|r1|r2|r3|ip |lr|pc|xpsr|stack...
低位址 高位址
依 push 順序到 stack -> .......|R0|R1|R2|R3|R12|LR|PC|xPSR|
( _r7 存的是在 syscall 中被暫存的 R7 值 )
- ``SVC_Handler()`` 中會將目前的 user state ( push 到 process stack ) 與 kernel state ( 從 main stack pop 出來 ) 作交換，此時 ``LR`` 擁有的位址為離開 activate() 後要執行的指令位址。所以離開 ``SVC_Handler()`` 後，程式會轉往執行 while loop，而在 ``SVC_Handler()`` 中，也將在 ``fork()`` 中存入 R7 的值 push 到 process stack 中了。所以接著會判定要進行 fork 動作。
**進行fork**
- 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。
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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.. [1] `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>`_
.. [2] `Cortex-M3 Exception<http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.dui0552a/Babefdjc.html>`_
