--- title: rtenv-plus categories: embedded, arm, stm32, stm32f429 toc: yes ... `HackPad 共筆`_ 組員 ---- 楊震 / <`Omar002`_> 丁士宸 / <`Stanley Ding`_> 程政罡 / <`marktwtn`_> 李昆憶 / <`LanKuDot`_> 鄭聖文 / <`Shengwen`_> 作業系統架構 --------------- Context Switch =============== **Kernel Mode 與 User Mode 間的轉換** kernel mode --- ``activate()`` ---> user mode --- ``syscall`` or interrupt ---> exception --- exception handler ---> kernel mode .. image:: /embdded/rtenv-plus/kernel_mode_vs_user_mode.PNG 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 ldmia r0!, {r4, r5, r6, r7, r8, r9, r10, r11, lr} 46 ldmia r0!, {r7} 47 48 /* switch to process stack pointer */ 49 msr psp, r0 50 mov r0, #3 51 msr control, r0 52 53 /* program breaking code 54 pop {r4, r5, r6, r7, r8, r9, r10, r11, lr} 55 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。 - L45：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。 - L46：再將 ``user_thread_stack`` 的 ``_r7`` pop 到 ``r7``。 - L49：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。 - L50, 51：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。 - 所以除了 r0~r3 及 ip、sp、pc、cpsr 之外，都被換成 user-mode 的 register 了。 task ========== rtenv-plus 中的 task 以 ``task_control_block`` 來呈現其資訊。 .. code-block:: c struct task_control_block { struct user_thread_stack *stack; // 指到記憶體中 stack 的位置 int pid; //記錄目前 task 的 pid int status; //記錄目前 task 的狀態 int priority; //記錄目前 task 的優先度 struct list list; }; // 其中 status 共有 5 種狀態被定義 #define TASK_READY 0 #define TASK_WAIT_READ 1 #define TASK_WAIT_WRITE 2 #define TASK_WAIT_INTR 3 #define TASK_WAIT_TIME 4 // 其中 priority 預設為 20，最低的 priority 為39 **GDB macro** 利用 macro 可以快速查看目前的 task 是哪一個，並顯示出目前所有 task 的狀態以及優先度 :: define print_status if($arg0 == 0) printf "TASK_READY " end if($arg0 == 1) printf "TASK_WAIT_READ " end if($arg0 == 2) printf "TASK_WAIT_WRITE" end if($arg0 == 3) printf "TASK_WAIT_INTR " end if($arg0 == 4) printf "TASK_WAIT_TIME " end end define ps printf "pid status priority\n" set $t = tasks set $i = 0 while $i != task_count if ($i == current_task) printf "*%2d ", $t[$i].pid else printf "%3d ", $t[$i].pid end print_status $t[$i].status printf "%11d\n", $t[$i].priority set $i = $i + 1 end end .. image:: /embdded/rtenv-plus/gdb_macro.png 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; } How to fork ============ **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 // 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 // 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``：如果 list 的 next 還是指向自己，代表 list 為空。 - ``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 function 會把 list node pop 出來，導致搜尋的連結中斷，``list_for_each_safe`` 讓剩下的 node 可以繼續被搜尋。 scheduler ========== rtenv-plus maintain 一個 global 的 list 陣列 ``ready_list``，為 scheduler 的資料結構，``ready_list`` 的每一個元素都對應到不同優先權。 .. code-block:: c struct list ready_list[PRIORITY_LIMIT + 1]; .. image:: /embedded/rtenv-plus/ready_list_array.png 在第一個 task 的初始化，fork 建立新的 task，或是利用 setpriority 設定 task 的優先權， 會使用 ``list_push`` 將 task push 到對應優先權的 ``ready_list`` 中，多個 task 之優先權可能相同 .. image:: /embedded/rtenv-plus/ready_list_element.png 判別 ``ready_list`` 中的 element 是否為 empty，則觀察有沒有 task 被 push 到該 element 中 .. image:: /embedded/rtenv-plus/ready_list_empty.png 觸發 scheduler 選擇下一個執行的 task 有三種狀況 - ``SysTick_Handler``：cortex-M4 系統時鐘為 180MHz .. code-block:: c SysTick_Config(configCPU_CLOCK_HZ / configTICK_RATE_HZ); configCPU_CLOCK_HZ 為 72MHz， configTICK_RATE_HZ 為 100， ( 72M/100 ) * 180M = 4m，每經過 4ms 就會觸發一次 SysTick_Handler - ``USART2_IRQHandler`` - ``SVC_Handler`` ：system call 執行 ``svc 0`` 觸發 當 rtenv-plus 分配給 task 的執行時間到了，且正在執行的 task 之優先權所對應到的 ``ready_list`` 元素，最前端為正在執行的 task， 則將該 task 放到 ``ready_list`` 元素的最末端，讓其他有相同優先權的 task 能夠被執行。 .. code-block:: c task = &tasks[current_task]; if (timeup && ready_list[task->priority].next == &task->list) list_push(&ready_list[task->priority], &tasks[current_task].list); 每次 scheduler 在選擇下一個要執行的 task，會從 ``ready_list`` 中尋找優先權最大且最前端的 task。 .. code-block:: c for (i = 0; list_empty(&ready_list[i]); i++); // 尋找非空的 ready_list。 list = ready_list[i].next; // 將 list 指到 ready_list[i].next 所指的 `struct list`，這個 list 會指到某一個 struct task 裡頭的 struct list。 task = list_entry(list, struct task_control_block, list); // 將 task 指到上面講的 struct task current_task = task->pid; // 記錄這個 task 的 pid 由上述可知道 rtenv-plus 是一個使用 round-robin 排程的 preemptive 作業系統 Event Monitoring ================= - 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。 File Descriptor ================ 在 rtenv-plus 中提供四種檔案類型，分別為 fifo pipe ( S_IFIFO )、message queue ( S_IMSGQ )、register file ( S_IFREG )、block file ( S_IFBLK )。每一種檔案類型都擁有自己的資料結構以及處理函式，其中處理函式針對 read、write、lseek 這三個 system call 都有提供一個檢查函式 ( e.g. fifo_writable ) 以及一個或多個運作函式 ( e.g. fifo_write )[#]_ 。 ---------------- 檔案類型一覽表： +----------------+----------+------------------------+--------------+--------------+ | 檔案類型 | type | 資料結構 | 處理函式 | 初始化函式 | +================+==========+========================+==============+==============+ | fifo pipe | S_IFIFO | struct pipe_ringbuffer | 沒有 lseek | fifo_init | +----------------+----------+------------------------+--------------+--------------+ | message queue | S_IMSGQ | struct pipe_ringbuffer | 沒有 lseek | mq_init | +----------------+----------+------------------------+--------------+--------------+ | register file | S_IFREG | struct regfile | 皆有提供 | regfile_init | +----------------+----------+------------------------+--------------+--------------+ | block file | S_IFBLK | struct block | 皆有提供 | block_init | +----------------+----------+------------------------+--------------+--------------+ ---------------- **初始化** 透過 system call ``int mknod(int fd, int mode, int dev)`` 來指定 file descriptor 的類型，每一種檔案類型都有提供一個初始化函式。初始化函式會： - 從 memory pool 配置一塊記憶體給該檔案的資料結構 - 設置處理函式 - 將資料結構中的 file 元素存到 file descriptor array。 - 設置 event sensor **Structures** - file_request：task 對於 fd 的請求，或是 fd 對 fd 的請求 .. code-block:: c struct file_request { struct task_control_block *task; char *buf; // 請求所需的資料，可以是 buffer 或是 其他 request 的資料結構 int size; // *buf 的大小 int whence; // 用於 lseek，標記 lseek 的請求類型 }; - file：file descriptor 的 fd number 以及所屬的處理函式 .. code-block:: c struct file { int fd; // 獨特的 fd number struct file_operations *ops; // 指向所屬的處理函式結構 }; - file_operations：利用 pointer to function 來設置處理函式 .. code-block:: c struct file_operations { int (*readable)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); int (*writable)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); int (*read)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); int (*write)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); int (*lseekable)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); int (*lseek)(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *); }; **file descriptor 關係** .. image:: /embedded/rtenv-plus/file_descriptor_relation.PNG - 在初始化函式中，會將資料結構中的 file 元素存到 kernel 的 file descriptor array，所以只要在 file descriptor array 中拿到指定的 file 元素，透過 marco ``container_of``，就可以拿到該 file descriptor 的資料結構。 **pipe ( fifo pipe, message queue )** - IPC 的實作方式之一。 - 資料結構 .. code-block:: c struct pipe_ringbuffer { struct file file; // 所屬的 fd 以及 file operations int start; // ring buffer 目前的讀寫起點 int end; // ring buffer 目前的讀寫終點 int read_event; // 該 fd 所屬的 read event ID int write_event; // 該 fd 所屬的 write event ID char data[PIPE_BUF]; // pipe 的 buffer，ring buffer }; - Event Handler - ``int pipe_read_release(struct event_monitor *monitor, int event, struct task_control_block *task, void *data)``： 讓因為讀取而被 block 住的 task，重新送出讀取請求。 - ``int pipe_write_release(struct event_monitor *monitor, int event, struct task_control_block *task, void *data)``： 讓因為寫入而被 block 住的 task，重新送出寫入請求。 - Macros - ``PIPE_PUSH( pipe, src )``：從 src push 1 byte 的資料到 pipe 中。 - ``PIPE_POP( pipe, dst )``：從 pipe pop 1 byte 的資料到 dst 中。 - ``PIPE_PICK( pipe, dst, size_byte )``：從 pipe 中讀取指定 size 的資料到 dst，但不會將 pipe 的資料 pop 出來。 - ``PIPE_LEN( pipe )``：回傳 pipe 中的資料量 in bytes。 - fifo pipe ( S_IFIFO ) - 傳遞資料格式：| 資料 | - ``fifo_readable`` - FILE_ACCESS_ERROR：請求讀取的大小超過 pipe buffer 的大小。 - FILE_ACCESS_BLOCK：pipe 中的有效資料量未達要求讀取的大小，task 會被 push 到該資料結構的 read event list 中，進入 TASK_WAIT_READ 狀態。 - FILE_ACCESS_ACCEPT：pipe 中的有效資料量大於或等於要求讀取的大小。 - ``fifo_read``：1 byte 1 byte 的從 pipe POP 資料出來存到使用者提供的 buffer 裡。讀取完成後，發出 write pending 讓等待寫入同一個 file descriptor 的 task 可以寫入資料。 - ``fifo_writable`` - FILE_ACCESS_ERROR：請求寫入的大小超過 pipe buffer 的大小。 - FILE_ACCESS_BLOCK：如果剩餘有效空間小於要求寫入大小的話，task 會被 push 到 write event list 中，進入 TASK_WAIT_WRITE 狀態。 - FILE_ACCESS_ACCEPT：pipe 有足夠空間可以寫入。 - ``fifo_write``：1 byte 1 byte 將資料從使用者提供的 buffer 寫入 pipe 裡。寫入完成後，發出 read pending 讓等待讀取同一個 file descriptor 的 task 可以讀取資料。 - message queue ( S_IMSGQ ) - 傳遞資料格式：| 資料長度(4 bytes) | 資料 | - ``mq_readable`` - FILE_ACCESS_BLOCK：message queue的資料傳輸格式一定帶有 4 bytes 的資料來指示後面所帶的資料長度，所以當 pipe 的有效資料未達 4 byte 時，代表還未傳輸完成，task 會被 push 到 read event list，進入 TASK_WAIT_READ 狀態。 - FILE_ACCESS_ERROR：請求讀取長度大於這次傳輸的長度。透過"資料長度( 4 bytes )"來檢查。 - FILE_ACCESS_ACCEPT：請求長度等於或小於這次的傳輸長度。 - ``mq_read``：先從 pipe 中取出資料長度，再依照資料長度將 pipe 資料 pop 出來存到使用者提供的 buffer 裡。讀取完成後，發出 write event pending 讓等待寫入同一個 file descriptor 的 task 可以寫入資料。 - ``mq_writable`` - FILE_ACCESS_ERROR：寫入必須是 non-atomic，所以寫入長度( 包含 4 byte 的長度資訊 )不能大於 pipe 的大小。 - FILE_ACCESS_BLOCK：pipe 沒有足夠的有效空間寫入，將 task push 到 write event list，進入 TASK_WAIT_WRITE 狀態。 - FILE_ACCESS_ACCEPT：pipe 有足夠的有效空間 - ``mq_write``：先將請求寫入的長度 push 到 pipe 裡，再將資料 push 到 pipe 裡。寫入完成後，發出 read event pending，讓等待讀取同一個 file descriptor 的 task 可以讀取資料。 **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。下圖為從輸入到輸出所牽涉的 task 以及使用的 pipe，其中箭頭的起點方執行 write，終點方為 read： .. image:: /embedded/rtenv-plus/Tasks_with_pipe.PNG **Block File( S_IFBLK )** - 特性：資料的讀寫以 block 為單位，大小不定，小至1，大至 fd 所提供的 buffer 大小。當需要從硬體讀取資料時，會將一整塊資料放入緩衝區裡，系統在從緩衝區裡取得資料；寫回時也會先將資料放在緩衝區，直到資料滿了在一次寫進硬體中。[#]_ - 資料結構 .. code-block:: c struct block { struct file file; // 所屬的 fd 以及 block file operations int driver_pid; // 所屬 driver ( 就是將此 fd 註冊為 S_IFBLK 的 task ) 的 pid struct file *driver_file; // 所屬 driver 的 fd int event; // block event ID /* request */ int request_pid; // 請求 access 此 fd 的 task pid，如果為 0 代表尚未對 driver 發出請求 int buzy; // 為 1 時代表此 fd 正等待 driver 處理，否則為 0 int pos; // block file 的讀寫頭位置 char buf[BLOCK_BUF]; // buffer /* response */ int transfer_len; // lseek：driver 計算完的新的讀寫頭位置 }; struct block_request { int cmd; // 請求 romdev_driver() 執行的指令 int task; // 請求 task 的 pid int fd; // 請求 access 的 fd number int size; // lseek 為指定的讀寫起點；read 和 write 則為讀寫大小 int pos; // 詳見 block_request_****able 條目 }; - Event Handler: ``block_event_release(struct event_monitor *monitor, int event, struct task_control_block *task, void *data)`` 讓 task 重新發送一次請求，請求類別由 stack 中的 r7 值( 0x03: file_write, 0x04: file_read, 0x0a: file_lseek )判定，請求的 file descriptor 資料結構的 reference 存在 data 中。 - block 的請求有 read、write、lseek，分成兩大類，一個是外部對 fd 的請求 ( block_request_ 系列 )，另一個是 driver 對 fd 的請求 ( block_driver_ 系列 )。當外部想要對此 fd 請求時，會先被 block 住，等待 driver 對 fd 發出請求並處理完後，才會讓外部重新發出請求。 - ``block_request_****able`` - 第一次請求( request_pid 為 0 )：先對 block 所屬的 driver 發出請求，如下表： .. image:: /embedded/rtenv-plus/block_request.PNG 　　將 block_request 的 reference 存到 file_request，透過 IPC 將 file_request 傳給 romdev_driver()。並將 fd 的 request_pid 設為自己的 pid，將 buzy 設為 1，代表對 driver 發出 access 此 fd 的請求。task 會被 push 到該 fd 的 event list 中，進入 TASK_WAIT_WRITE 狀態。 - 第二次請求( request_pid 為請求 task 的 pid )：由 ``event_monitor_serve()`` 來幫助 task 再次發出請求。如果 driver 已經處理完請求的話 ( buzy 為 0 ) 就會回傳 ``FILE_ACCESS_ACCEPT``。否則就繼續 block 住。 - ``block_driver_****able`` - FILE_ACCESS_ACCEPT：只有在有 task 想要 access block fd 時 ( buzy = 1 ) - FILE_ACCESS_ERROR：如果沒有 task 請求 access 該 block fd - ``block_response``：將指定資料傳送到指定的 block file descriptor，透過這些資訊 file descriptor 可以從 block file 取得資料。 .. code-block:: c struct block_response response = { .transfer_len = len, // 請求讀取的長度 .buf = buf // 請求資料的起點 }; 以下將以對 block file 執行 lseek、write、read 指令所牽涉的過程來探討： - **lseek**：設定 block file 讀寫頭。回傳：新的讀寫頭位置。 1. ``void lseek(int fd, int offset, int whence);``： **fd** 為對象 file descriptor 的 ID；**offset** 為距離檔案起點的位置( in bytes )；**whence** 可以指定使用哪一種設置方式( SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END )。 2. 透過 system call 將請求資訊放到 file_request，並傳送給對象 fd。 .. code-block:: c struct file_request { struct task_control_block *task; // 為請求的 task char *buf; // NULL int size; // offset int whence; // whence：SEEK_SET、SEEK_CUR、SEEK_END }; 3. 由於請求的 task 非 driver，所以進行 block_request_lseekable。由於是第一次請求，所以透過 IPC 向 driver 送出 block_request ( 包在 file_request 中 )，並等待 driver 的處理。 4. driver 收到 BLOCK_CMD_SEEK 指令後，計算好要設定的讀寫頭位置，使用 SEEK_SET ( 直接指定位置 ) 設定讀寫頭： + SEEK_SET：直接將讀寫頭設定在 ``offset`` 指定的位置 + SEEK_END：將讀寫頭設定在 block file 結尾 (EOF) 後 ``offset`` bytes 的位置 + SEEK_CUR：將讀寫頭設定在 block file 的目前讀寫頭後 ``offset`` bytes 的位置 .. code-block:: c struct file_request { struct task_control_block *task; // driver char *buf; // NULL int size; // 相對於 block file 起點的位置 int whence; // SEEK_SET }; 5. 現在是由 driver 發出 lseek 的請求，也確認此 fd 正有請求要處理後，執行 ``block_driver_lseek``。block_driver_lseek 會將欲設定讀寫頭的位置存在此 fd 的 transfer_len 欄位，並將 buzy 設回 0，確認處理外部 task 對此 block fd 的請求。送出 block event pending，讓等待處理的 task 繼續執行。 6. ``event_monitor_serve`` 處理 block event pending 會執行 ``block_event_release``，透過 ``block_event_release`` 使得請求此 fd 的 task 再次 lseek 發出請求。 7. 外部 task 對於此 fd 為第二次請求，而且 driver 也已經處理完請求，執行 ``block_request_lseek``。 8. ``block_request_lseek`` 將 driver 所欲設定的值 ( 存在 transfer_len 欄位 ) 複製到此 fd 的 pos 欄位，完成設定讀寫頭的位置。 9. 將此 fd 的 request_pid 設回 0，代表完成外部 task 的請求，請求 task 會被 push 回 ready list，回傳值為新的讀寫頭位置。 - **read**：以 fd 的讀寫頭為起點，一次讀取指定大小的資料。回傳：實際讀取的資料量 1. 外部 task 對此 fd 作 read 的請求，執行 ``block_request_readable``。由於是第一次請求，所以透過 IPC 向 driver 送出 block_request，並等待 driver 的處理。 2. driver 收到 request 後，執行 BLOCK_CMD_READ 指令。driver 會計算讀取的區塊是否有超過 block file 的檔案結尾，如果有就只會讀取到檔案結尾。driver 會將計算結果透過 ``block_response`` 來讓 fd 讀取 block file 的資料。 .. image:: /embedded/rtenv-plus/romdev_read_check.PNG 3. ``block_response`` 使用 system call write 來傳輸資料給指定 fd。來自於 driver 的請求，``block_driver_writable`` 檢查該 fd 是否有收到外部請求，因為在 '1.' 時有發出請求，所以執行 ``block_driver_write``。 4. ``block_driver_write``：將資料從 block file 複製到 fd 的 buffer 中，將寫入長度存到 fd 的 transfer_len 欄位中，將 buzy 設為 0，表示 driver 處理完請求，並發出 block event pending。 5. 透過 block event handler ``block_event_release``，被 block 住的 task 再次送出 read 請求。由於 driver 已經處理完請求，所以執行 ``block_request_read``。 6. ``block_request_read`` 將 fd buffer 中的資料複製到使用者提供的 buffer 中，並更新 fd 的讀寫頭位置。完成讀取 block file。 - **write**：block file 是唯讀的，無法寫入。回傳：-1。 1. 如果外部對 block file 提出寫入請求，``block_request_write`` 會透過 IPC 傳送資料給 driver，而請求的 task 會被 push 到 block event list。 2. driver 執行 BLOCK_CMD_WRITE 指令，由於 block file 是唯讀的，所以執行``block_response(fd, NULL, -1);``。 3. 參考 **write** 指令中，``block_response``的執行過程，將不會讀取任何資料到 fd 的 buffer 中，而使用者的資料也不會被寫入到 block file 中。 File System ============ 在 rtenv-plus 中，與檔案系統有關的 task 有三個： - ``pathserver()``：檔案系統的最上層，負責管理已經註冊( register，或譯暫存 )的檔案路徑及 mount point。 - ``romfs_server()``：向 pathserver() 註冊 ROMFS_TYPE，處理對於擁有 ROMFS_TYPE 的 mount point 的請求。 - ``romdev_driver()``：檔案系統的底層，可以直接取得 block file 的資料。 **初始化** - ``romfs_server()``：向 pathserver() 註冊 fs type - ROMFS_TYPE，使得 pathserver() 處理向註冊為 ROMFS_TYPE 的 mount point 請求時，可以透過 romfs_server() 來處理。 - ``romdev_driver()``：向 pathserver() 註冊所管理的檔案路徑 ROMDEV_PATH - "/dev/rom0"，並將 path 所屬的 file descriptor 設為 block fd，以作為取得 block file 的資料之用。 - first() 中的 ``mount("/dev/rom0", "/", ROMFS_TYPE, 0)``：設置掛載點，對於尋找 ``/`` 目錄下的檔案，會往 ``/dev/rom0`` 來尋找，並透過 ``romfs_server()`` 以及 ``romdev_driver()`` 來取得所需的檔案內容。 **外部檔案資訊** 在 rtenv-plus 中類型為 block file，透過 block file descriptor 來存取。在 ``romdev_driver()`` 中有兩個指標 - ``&_sromdev`` 及 ``&_eromdev``，分別標記 block file 的資料起點及終點。 檔頭資訊的資料結構 .. code-block:: c struct romfs_entry { uint32_t parent; // parent file entry 的 offset uint32_t prev; // 同一個 parent 的前一個 child file entry 的 offset uint32_t next; // 同一個 parent 的下一個 child file entry 的 offset uint32_t isdir; // 標記是否為資料夾 uint32_t len; // 檔頭後面屬於此檔案的資料長度 uint8_t name[PATH_MAX]; // 檔案名稱 }; 在 gdb 中可以藉由建立 marco 來取得 block file 所紀錄的資料： .. code-block:: (gdb) define xxd >dump binary memory dump.bin $arg0 $arg1 >shell xxd dump.bin >end (gdb) xxd &_sromdev &_eromdev marco ``get_entry_at`` 可以從 block file 讀取檔頭資訊並顯示到 gdb 上 .. code-block:: (gdb) define get_entry_at >set memcpy( &entry, &_sromdev+$arg0, sizeof(entry) ) >print entry >end (gdb) get_entry_at # arg0 為 offset 檔頭資訊與內容的關係如下圖： .. image:: /embedded/rtenv-plus/block_file_content.PNG 如果是目錄，則其資料長度 (len 欄位) 會包含此目錄下的檔案以及子目錄的資訊，如果是檔案，則只會包含自己的檔案內容。 **開啟一個檔案** ``int open(const char *pathname, int flags);``，回傳該檔案的 fd id 1. 透過 IPC 將請求的檔名傳送到 ``pathserver()``。 2. ``pathserver()`` 先尋找已經儲存的檔案路徑，如果沒有則往 mount point 尋找。如果沒有則回傳 -1，有則透過 IPC 向 ``romfs_server()`` 請求開啟此檔案。 3. ``romfs_server()`` 開始找尋檔案資訊： 1. ``romfs_open()`` 將先將 block fd 的讀寫頭設置在 block file 的資料起點，先讀取 root directory entry。 2. ``romfs_open_recur()`` 會來取得指定的檔案檔頭。其尋找方式為，如果是目錄，則依次讀取子檔案的檔頭並比對，如果遇到子目錄，則在呼叫一次 ``romfs_open_recur()`` 繼續尋找想要的檔頭。 3. 如果找到指定的檔案的檔頭會回傳其檔頭起點在 block file 的 offset，如果沒有則回傳 -1。 4. 如果有尋找到檔案，則將檔按路徑註冊到 ``pathserver()``，並且將其 file descriptor 設置為 S_IFREG，設置在 block file 的讀寫起點，以及可讀取的資料範圍 ( 檔頭中 len 欄位所指的資料長度 )，並回傳該 register fd 的 fd id 給最初呼叫的 task。 移植過程 ----------- 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 (他有的我不能少) 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. 移除範例程式，使用原先硬體 d. 修改系統參數 ``UART2`` -> ``UART1`` e. 嘗試 make。 f. 把不過的部份暫時拿掉，例如 ``romfs`` 4. 程式死了 a. gdb 下去追 b. 修掉架構相關的 bug c. 修改架構所需的常數 .. image:: /embedded/rtenv-plus/CPUCLOCK.png 安裝與測試 ---------------- 1. 下載 rtenv-plus 程式碼 https://github.com/StanleyDing/rtenv-plus 或 https://github.com/Omar002/rtenv-plus 2. 安裝 st-link http://github.com/texane/stlink.git 3. 安裝 screen ``sudo apt-get install screen`` 4. 把線接好 .. image:: /embedded/rtenv-plus/st-link.jpg .. image:: /embedded/rtenv-plus/pins.jpg 5. 燒錄 rtenv-plus a. 進入 rtenv-plus 資料夾 b. ``make`` c. ``make flash`` 6. 開啟 screen ``screen /dev/ttyUSB0 115200 8n1`` 7. 按下板子上的 reset 按鈕 gdb ===== 1. 如欲使用 gdb ，先安裝 arm toolchain ``sudo apt-get install gcc-arm-none-eabi`` 2. 執行 st-util ``sudo st-util`` 3. 執行 arm-none-eabi-gdb a. 到 rtenv-plus/build/ b. ``$arm-none-eabi-gdb main.elf`` 4. 設定 gdb 目標 ``(gdb) target remote :4242`` 硬體驅動原理 ---------------- * `USB OTG`_ 效能表現 ----------- 參考資料 ----------- .. [#] `mrs指令`_ 、 `msr指令`_ .. [#] `Cortex-M3 Exception Entry`_ .. [#] `Cortex-M3 Exception Return`_ .. [#] `WikiPedia: Event Monitoring`_ .. [#] `File，hackpad，廖健富`_ .. [#] `Block devices:drivers and files，hackpad，廖健富`_