--- title: rtenv-plus categories: embedded, arm, stm32, stm32f429 toc: no ... `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 =============== **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 // 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()``。 :: [ 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()``，同時會 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。 - 其中，在register 交換，原本的 ``LR`` 含有 exception return ( 0xfffffffd ) 的資訊，也會一併被 push 到 process stack 中儲存。 :: [ 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。 **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。 - **Exception return**：當 EXC_RETURN 值為 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。 :: [ 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()。 **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。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`_