HackPad 共筆<https://embedded2014.hackpad.com/Rtenv-plus-0VHEYKBpr3D>_

組員

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

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 <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 // 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

user mode 時，執行屬於 system call 的函式，將 system call 的代碼存入 r7 並觸發 SVC exception，執行 SVC_Handler 轉換成 kernel mode 後，在 main() 中實作 system call 功能。

system call 函數的變數以及原本 user mode push 進去的暫存器之值，皆可透過 tasks[current_task].stack 來傳遞，因為 tasks[current_task].stack 指向 task 在 user mode 用來 push 的 stack，且 system call 的函數變數會先儲存到暫存器 r0 ~ r3

main() 中判斷 system call 的代號並執行對應功能

• 0x1：fork

分支出一個新的子task，子task複製所有父task push 進去的 stack 資料，繼承優先權，並為子task設定 pid 為當前task的數量-1(第一個初始task之 pid 為0)，也將子task.list push 進 ready_list。父task回傳0，子task則回傳 pid 之值(不等於0)。

若task數量已達到上限，則無法分支出新的 task，回傳-1。

• 0x2：getpid

回傳該 task 之 pid，也就是 current_task。

• 0x3：write

• 0x4：

• 0x5：

• 0x6：

• 0x7：

• 0x8：

• 0x9：

• 0xa：

• default：

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，取得檔案的資訊與資料。

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，並設置該 path 所屬的 file descriptor，以作為取得檔案資訊之用。
• 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()。

移植過程

1. 將舊的函式庫移除

1. 註解硬體相關的函式庫
2. 嘗試編譯
3. 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

1. gdb 下去追
2. 修掉架構相關的 bug
3. 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

1. 進入 rtenv-plus 資料夾
2. make
3. 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

1. 到 rtenv-plus/build/
2. $arm-none-eabi-gdb main.elf

4. 設定 gdb 目標

(gdb) target remote :4242

硬體驅動原理

• USB OTG</embedded/OTG>_

效能表現

參考資料

.. [#] 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>_

.. [#] File，hackpad，廖健富<https://hackpad.com/RTENV-PLUS-note-8UW04eGdBtt#:h=File>_

.. [#] Block devices:drivers and files，hackpad，廖健富<https://hackpad.com/RTENV-PLUS-note-8UW04eGdBtt#:h=Block-Devices:-Drivers-and-Fil>_