組員與共筆

• 廖健富 / Rampant1018

• 鄒宗延 / slpbaby / yan(wiki)

• 詹凱傑 / bpotatog

• 共筆 / Hackpad<https://hackpad.com/F9-Kernel-Note-UnUXDVd9Zv2>_

Overview

About Microkernel

在計算科學領域中，microkernel(μ-kernel)指的就是集合一些精簡的軟體，而這些軟體可以提供實作作業系統的機制，例如：地址空間(Address Space, AS)管理、執行緒(thread)管理、行程間通訊(Inter-Process Communication, IPC)。如果硬體或是CPU有提供不同的執行模式，則μ-kernel就是執行在權限最高的部份，例如ARM的handle mode。

Basic Idea +++++++++++ 傳統的作業系統核心(monolithic)會提供大部分的服務，像是UNIX-like系統或是Windows等等，這類的系統都有一些典型的階層架構，示意圖如下：

.. image:: /embedded/f9-kernel/os_structure.png

一個μ-kernel的概念則是盡可能的縮小核心，並將系統服務移到kernel外，而在這種系統中會使用IPC去呼叫服務。

優點 ++++ * 會有比傳統核心要小的Trusted Computing Base(TCB)。Trusted Computing Base，系統中的一部分，可以通過他自己的安全方針，因此一個安全的系統操作依賴正確的TCB架構。 * 只要增加一些服務就能簡單的擴充 * 可以被高度的調整，針對不同的server實作不同的服務，不需要就移除 * 支援軟體工程技術，user-mode的程式會執行在自己的address space下，只能透過定義好的IPC界面被使用，實現軟體封裝 * 提供fault isolation，一個發生錯誤的元件只會造成他自己的AS錯誤，不會影響其他的元件

挑戰 ++++ 因為所有的系統服務都是透過IPC呼叫，所以IPC是整個系統的效能關鍵之一，事實上μ-kernel-based的系統在呼叫系統服務上的overhead會大於傳統系統，μ-kernel based的系統需要四個mode的切換以及兩次完整的context switch；傳統系統只需要兩個mode切換且不需要context switch。設計並且實作μ-kernel的挑戰就在盡力降低IPC的overhead上。

歷史 ++++ μ-kernel的基礎概念是由Per Brinch Hansen提出的(Brinch Hansen, Communications of the ACM, 13, 1970)。1980年代在CMU有一個Mach Project，這就是第一代的μ-kernel，而且有很多類似的計畫都在1990左右誕生，但這些第一代的微內核因為效能表現不佳而無法存活下來，而效能不佳的原因有很大的部份就是IPC耗費太多資源。 接著Jochen Liedtke證明了IPC是可以被大幅度改善的，他展示了原來Mach Project低落的效能是因為糟糕的設計與實作，造成大量的cache miss。L4與其他這種類型的系統被稱作第二代的μ-kernel。

L4 microkernel

L4屬於第二代的微內核，通常被用來實作Unix-like的作業系統。

L4與他的前代L3一樣，都是由德國電腦科學家Jochen Liedtke做出來的，目的是為了反應前代不好的效能表現。Jochen Liedtke認為系統的設計應該以高效能為目的出發，如此才能做出實際上可以使用的東西。他最初以Intel i386的組合語言實作出系統後，馬上引起電腦工業圈的熱烈關注。自從L4問世以來，L4已經被發展成獨立於平台之上，並且改善安全性(security)、獨立性(isolation)、以及容錯性(robustness)。

現在已經有很多版本重新實作原來L4的ABI，例如：L4Ka::Pistachio、L4/MIPS、Fiasco。因此現在L4不再指Liedtke最初實作的版本，而是指所有包含L4核心界面的μ-kernel家族。這其中有一個OKL4版本，已經在超過15億的行動裝置上使用。

.. image:: /embedded/f9-kernel/l4_family.png

作業系統架構

記憶體管理(Memory Management)

與傳統L4用來建置large system的設計理念不同，F9將重點放在小型MCU的功耗上，因此：

• 沒有虛擬記憶體(virtual memory)與分頁(pages)
• RAM很小，但PAS(physical address space)比較大(32-bit)，包含：硬體裝置、flash、bit-band區域
• 只有8個MPU(memory protection unit)區域

記憶體管理分為三個部份：

Memory pool 一塊含有特定屬性的PAS區域(hardcoded in memmap table)

Flexible page AS中的一塊區域，與L4不同，這邊是指MPU區域

Address page 由flexible page所組成

在Cortex-M中，MPU只支援2^n大小的區域，假設我們要建立一個96 bytes的page，我們應該要切成較小的區域，並且建立出一條包含32 byte與64 byte的fpage chain，這邊就是實作複雜的原因。

Memory pool

.. code-block:: c

/* include/memory.h */ typedef struct { memptr_t start; memptr_t end;

       uint32_t flags;
       uint32_t tag;

} mempool_t;

/* Kernel permissions flags */ #define MP_KR 0x0001 #define MP_KW 0x0002 #define MP_KX 0x0004

/* Userspace permissions flags */ #define MP_UR 0x0010 #define MP_UW 0x0020 #define MP_UX 0x0040

/* Fpage type / #define MP_NO_FPAGE 0x0000 /! Not mappable / #define MP_SRAM 0x0100 /! Fpage in SRAM: granularity 1 << / #define MP_AHB_RAM 0x0200 /! Fpage in AHB SRAM: granularity 64 words, bit bang mappings / #define MP_DEVICES 0x0400 /! Fpage in AHB/APB0/AHB0: granularity 16 kB / #define MP_MEMPOOL 0x0800 /! Entire mempool is mapped */

/* Map memory from mempool always (for example text is mapped always because * without it thread couldn’t run) * other fpages mapped on request because we limited in MPU resources) */ #define MP_MAP_ALWAYS 0x1000

typedef enum { MPT_KERNEL_TEXT, MPT_KERNEL_DATA, MPT_USER_TEXT, MPT_USER_DATA, MPT_AVAILABLE, MPT_DEVICES, MPT_UNKNOWN = -1 } mempool_tag_t;

#define DECLARE_MEMPOOL(name_, start_, end_, flags_, tag_)
{
.start = (memptr_t) (start_),
.end = (memptr_t) (end_),
.flags = flags_,
.tag = tag_
}

#define DECLARE_MEMPOOL_2(name, prefix, flags, tag)
DECLARE_MEMPOOL(name, &(prefix ## _start), &(prefix ## _end), flags, tag)

mempool_t定義出memory pool的結構，也就是PAS中的一個區域，因此此結構中包含：起始與結束位置、kernel與user的使用權限，還有fpage的creation rule。DECLARE_MEMPOOL與DECLARE_MEMPOOL_2用來宣告memory pool，兩者的差異在於定義start與end的位置，一個是直接賦值，一個是透過變數取值

.. code-block:: c

/* kernel/memory.c */ /** * Memory map of MPU. * Translated into memdesc array in KIP by memory_init */ static mempool_t memmap[] = { DECLARE_MEMPOOL_2(“KTEXT” , kernel_text, MP_KR | MP_KX | MP_NO_FPAGE, MPT_KERNEL_TEXT), DECLARE_MEMPOOL_2(“UTEXT” , user_text, MP_UR | MP_UX | MP_MEMPOOL | MP_MAP_ALWAYS, MPT_USER_TEXT), DECLARE_MEMPOOL_2(“KIP” , kip, MP_KR | MP_KW | MP_UR | MP_SRAM, MPT_KERNEL_DATA), DECLARE_MEMPOOL(“KDATA” , &kip_end, &kernel_data_end,MP_KR | MP_KW | MP_NO_FPAGE, MPT_KERNEL_DATA), DECLARE_MEMPOOL_2(“KBSS” , kernel_bss, MP_KR | MP_KW | MP_NO_FPAGE, MPT_KERNEL_DATA), DECLARE_MEMPOOL_2(“UDATA” , user_data, MP_UR | MP_UW | MP_MEMPOOL | MP_MAP_ALWAYS, MPT_USER_DATA), DECLARE_MEMPOOL_2(“UBSS” , user_bss, MP_UR | MP_UW | MP_MEMPOOL | MP_MAP_ALWAYS, MPT_USER_DATA), DECLARE_MEMPOOL(“MEM0” , &user_bss_end, 0x2001c000, MP_UR | MP_UW | MP_SRAM, MPT_AVAILABLE), #ifdef CONFIG_BITMAP_BITBAND DECLARE_MEMPOOL(“KBITMAP” , &bitmap_bitband_start, &bitmap_bitband_end,MP_KR | MP_KW | MP_NO_FPAGE, MPT_KERNEL_DATA), #else DECLARE_MEMPOOL(“KBITMAP” , &bitmap_start, &bitmap_end,MP_KR | MP_KW | MP_NO_FPAGE, MPT_KERNEL_DATA), #endif DECLARE_MEMPOOL(“MEM1” , &kernel_ahb_end, 0x10010000,MP_UR | MP_UW | MP_AHB_RAM, MPT_AVAILABLE), DECLARE_MEMPOOL(“APB1DEV” , 0x40000000, 0x40007800,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“APB2_1DEV”, 0x40010000, 0x40013400,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“APB2_2DEV”, 0x40014000, 0x40014c00,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“AHB1_1DEV”, 0x40020000, 0x40022400,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“AHB1_2DEV”, 0x40023c00, 0x40040000,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“AHB2DEV” , 0x50000000, 0x50061000,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), DECLARE_MEMPOOL(“AHB3DEV” , 0x60000000, 0xA0001000,MP_UR | MP_UW | MP_DEVICES, MPT_DEVICES), };

// 如果addr落在size當中，則會將addr加上size對齊，不過不須對齊的情況應該直接return addr就好 static memptr_t addr_align(memptr_t addr, size_t size) { if (addr & (size - 1)) return (addr & ~(size - 1)) + size; return (addr & ~(size - 1)); }

void memory_init() { int i = 0, j = 0; uint32_t shcsr = (uint32_t ) 0xE000ED24;

fpages_init();

ktable_init(&as_table);

mem_desc = (kip_mem_desc_t *) kip_extra;

/* Initialize mempool table in KIP */ for (i = 0; i < sizeof(memmap) / sizeof(mempool_t); ++i) { switch (memmap[i].tag) { case MPT_USER_DATA: case MPT_USER_TEXT: case MPT_DEVICES: case MPT_AVAILABLE: mem_desc[j].base = addr_align((memmap[i].start), CONFIG_SMALLEST_FPAGE_SIZE) | i; mem_desc[j].size = addr_align((memmap[i].end - memmap[i].start), CONFIG_SMALLEST_FPAGE_SIZE) | memmap[i].tag; j++; break; } }

    // memory_desc_ptr需要存的是從kip到mem_desc的offset

kip.memory_info.s.memory_desc_ptr = ((void ) mem_desc) - ((void ) &kip); kip.memory_info.s.n = j;

shcsr |= 1 << 16; / Enable memfault */ }

INIT_HOOK(memory_init, INIT_LEVEL_KERNEL_EARLY);

memory_init先初始化fpages以及as_table，接著將mempool table的填入KIP中。0xE000ED24在ARM Cortex-M4中是System Handler Control and State Register(SHCSR)，最後enable memfault exception。

Flexible pages(fpage)

.. code-block:: c

/* include/fpage.h / struct fpage { struct fpage as_next; struct fpage map_next; struct fpage mpu_next;

union { struct { uint32_t base; uint32_t mpid : 6; uint32_t flags : 6; uint32_t shift : 16; uint32_t rwx : 4; } fpage; uint32_t raw[2]; }; };

typedef struct fpage fpage_t;

一個fpage包含：base address、memory pool id、flags、size、permission，

.. code-block:: c

/* kernel/fpage.c */ static int fp_addr_log2(memptr_t addr) { int shift = 0;

while ((addr <<= 1) != 0) ++shift;

return 31 - shift; }

static fpage_t create_fpage(memptr_t base, size_t shift, int mpid) { fpage_t fpage = (fpage_t *) ktable_alloc(&fpage_table);

assert(fpage != NULL);

fpage->as_next = NULL; fpage->map_next = fpage; /* That is first fpage in mapping */ fpage->mpu_next = NULL; fpage->fpage.mpid = mpid; fpage->fpage.flags = 0; fpage->fpage.rwx = MP_USER_PERM(mempool_getbyid(mpid)->flags);

fpage->fpage.base = base; fpage->fpage.shift = shift;

if (mempool_getbyid(mpid)->flags & MP_MAP_ALWAYS) fpage->fpage.flags |= FPAGE_ALWAYS;

return fpage; }

create_fpage用來建立並初始化一個新的fpage，首先先在fpage_table中要一塊新的空間，接著依據給予的參數(mpid、size、flags)進行設定。

.. code-block:: c

static void create_fpage_chain(memptr_t base, size_t size, int mpid, fpage_t pfirst, fpage_t plast) { int shift, sshift, bshift; fpage_t *fpage = NULL;

while (size) { /* Select least of log2(base), log2(size). Needed to make regions with correct align */ bshift = fp_addr_log2(base); sshift = fp_addr_log2(size);

shift = ((1 << bshift) > size) ? sshift : bshift;

if (!pfirst) { / Create first page / fpage = create_fpage(base, shift, mpid); pfirst = fpage; plast = fpage; } else { / Build chain / fpage->as_next = create_fpage(base, shift, mpid); fpage = fpage->as_next; plast = fpage; }

size -= (1 << shift); base += (1 << shift); } }

create_fpage_chain會根據base位置以及大小，建立一條鍊結，如果原來已經有鍊結存在，則會將新產生的fpage鍊接在元有的鍊結上；如果沒有就新建一條鍊結。

.. code-block:: c

int assign_fpages_ext(int mpid, as_t *as, memptr_t base, size_t size, fpage_t pfirst, fpage_t plast) { fpage_t **fp; memptr_t end;

if (size <= 0) return -1;

/* if mpid is unknown, search using base addr / if (mpid == -1) { if ((mpid = mempool_search(base, size)) == -1) { / Cannot find appropriate mempool, return error */ return -1; } }

end = base + size;

if (as) { /* find unmapped space / fp = &as->first; while (base < end && fp) { if (base < FPAGE_BASE(fp)) { fpage_t first = NULL, last = NULL; size = (end < FPAGE_BASE(fp) ? end : FPAGE_BASE(*fp)) - base;

create_fpage_chain(mempool_align(mpid, base), mempool_align(mpid, size), mpid, &first, &last);

last->as_next = fp; fp = first; fp = &last->as_next;

if (!pfirst) pfirst = first; *plast = last;

base = FPAGE_END(fp); } else if (base < FPAGE_END(fp)) { if (!pfirst) pfirst = fp; plast = *fp;

base = FPAGE_END(*fp); }

fp = &(*fp)->as_next; }

if (base < end) { fpage_t first = NULL, last = NULL; size = end - base;

create_fpage_chain(mempool_align(mpid, base), mempool_align(mpid, size), mpid, &first, &last);

*fp = first;

if (!pfirst) pfirst = first; *plast = last; } } else { create_fpage_chain(mempool_align(mpid, base), mempool_align(mpid, size), mpid, pfirst, plast); }

return 0; }

int assign_fpages(as_t as, memptr_t base, size_t size) { fpage_t first = NULL, *last = NULL; return assign_fpages_ext(-1, as, base, size, &first, &last); }

Address space(AS)

.. code-block:: c

/* include/memory.h / typedef struct { uint32_t as_spaceid; /! Space Identifier / struct fpage first; /! head of fpage list /

struct fpage mpu_first; /! head of MPU fpage list / struct fpage mpu_stack_first; /! head of MPU stack fpage list / uint32_t shared; /! shared user number / } as_t;

.. code-block:: c

/* kernel/memory.c / void as_map_user(as_t as) { int i;

for (i = 0; i < sizeof(memmap) / sizeof(mempool_t); ++i) { switch (memmap[i].tag) { case MPT_USER_DATA: case MPT_USER_TEXT: /* Create fpages only for user text and user data */ assign_fpages(as, memmap[i].start, (memmap[i].end - memmap[i].start)); } } }

替user text以及user data建立fpage，並且映射到as。

硬體驅動原理

Flash Patch and Breakpoint Unit (FPB), ARMv7-M Debug Architecture

FPB

• 六個程式中斷點和兩個資料存取中斷點
• 把程式指令和資料以補丁方式從code space 放到system space

FPB unit 包含了六個指令比較單位，兩個資料比較單位。指令比較單位可以把code重新映射到system space，也可以做為硬體中斷點，負責將中斷指令傳送給processor；而資料比較單位負責配對從code space讀取的資料，並將它們重新映射到system space。

FPB register的起始位置在cortex-M 中為0xe0002000

.. code-block:: c

/* FPB Flash Patch and Breakpoint unit Registers / #define FPB_MAX_COMP 6 #define FPB_BASE (uint32_t) (0xE0002000) #define FPB_CTRL (volatile uint32_t ) (FPB_BASE) #define FPB_REMAP (volatile uint32_t ) (FPB_BASE + 0x04) #define FPB_COMP (volatile uint32_t ) (FPB_BASE + 0x08)

BKPT

BKPT是ARM的指令，它會讓處理器進入Debug State,可以讓除錯工具在特定的address檢查系統狀態。其用法為

.. code-block::c

BKPT #imm

其中處理器會忽略imm，imm可以讓除錯者傳送一些訊息。 BKPT也可以放在條件指令中來檢查是否進入異常狀態。

Debug

Arm提供兩個除錯模式：

• Halt mode
  • 處理器將程式完全停下，然後可以進行single step，所有interrupt都可被pended，將在single step中處理，也可masked interrupt。
• Debug monitor mode
  • 處理器用exception_handler來呼叫debug任務，同時依然讓更高權限的exception執行，同樣支援single step。

在 single step 時候，每一個step之後都會進入 exception_handler，F9也用這方法來進行 prehandler 和 posthandler。

此外，ARM也提供debug registers

.. image:: /embedded/f9-kernel/debugreg.jpg

F9使用的是 Debug monitor mode。

.. code-block:: c

//platform/breakpoint-hard.c void hard_breakpoint_pool_init(void) { … /* Enable DWT watchpoint & DebugMon exception / DCB_DEMCR |= DCB_DEMCR_TRCENA | DCB_DEMCR_MON_EN; … }

MPU (Memory Protection Unit)

Overview ######### 在multitasking的系統中，必須確保不同task的操作不會互相干擾，而避免系統資源或是其他任務的資料被非法存取的機制就叫做保護(protection)。控制存取系統資源的方法有兩種：無硬體保護與有硬體保護，無硬體保護的系統就單純依靠軟體保護系統資源；有硬體保護的則是會由硬體與軟體一起進行保護。至於實際上的控制系統要使用哪種方法，取決於處理器的性能以及控制系統的需求。

在無保護的系統中，沒有專門處理週邊設備以及記憶體的硬體，在這類的系統中，為了避免不同的task有互相干擾的情況，必須有協調的機制，但如果其中有任務沒有遵守存取限制，則這個機制就可能失敗。下面是一個失敗的例子：當讀寫一個通訊用的序列阜(serial port)暫存器時，如果有一個任務正在使用序列阜，但他沒辦法阻止其他任務也使用相同的序列阜。所以，要順利的使用序列阜，就必須設計一個存取該序列阜的系統呼叫。但這些未經授權的任務在使用系統呼叫時，很容易就會破壞序列阜的通訊。

反過來說，在有保護的系統中，會有專門檢查並限制存取系統資源的硬體，它可以保證資源的所有權，任務必須遵守一組由操作環境定義的規則，而這規則會由硬體來維護，從硬體等級上授予監看和控制資源的特殊權限。受保護的系統可以防止一個任務使用到其他任務的資源，硬體保護會比使用軟體協調的辦法有更好的保護。

ARM的很多處理器都配有主動保護系統資源的硬體：memory protection unit(MPU)以及memory management unit(MMU)兩種，帶有MPU的處理器可以對一些由軟體定義的區域進行硬體保護；帶有MMU的處理器則是除了提供硬體保護外，還加上了虛擬記憶體(virtual memory)的功能。

在受保護的系統中，主要有兩種資源要監看：記憶體與週邊設備，因為ARM的週邊設備通常會被映射到記憶體中，因此MPU就可以用同樣的方法保護這兩種資源。

ARM Cortex-M4 Optional Memory Protection Unit ############################################## MPU會將memory map切成幾塊區域，並定義每一個區域(region)的位置、大小、存取權限還有記憶體屬性(attributes)

• 每一個區域可以有獨立的屬性設定
• 區域可以overlapping
• 可以export記憶體屬性給系統

• 八個獨立的記憶體區域，0-7

• 一個背景區域(background region)

• 當overlap發生時，存取權限會以編號較高的區域屬性為準。例如區域7與任何其他的區域發生重疊時，都會以區域7的屬性為主 重疊的區域在賦予存取權限時可以有比較大的彈性，例如有一個小型的嵌入式系統，總共有256KB的記憶體，而起始位置在0x00000000，其中有一塊是privileged的系統區域32KB，不能被使用者存取，並且從0x00000000開始放起，剩下的記憶體則是給使用者。這個系統使用兩個區域：256KB的user區域跟32KB的privileged區域，因為privileged區域的優先度比較大，所以privileged區域使用編號1，user區域使用編號0。

  .. image:: /embedded/f9-kernel/overlapping.png

• 背景區域與預設的memory map有相同的屬性，但是只能被privileged的軟體存取 重疊區域的另一個用處在背景區域－用來替一大塊記憶體空間分配相同屬性的低優先度區域，其他較高優先度的區域就能改變背景區域中的某一塊屬性。背景區域可以用來保護一些睡眠狀態的記憶體，使其不會被非法存取，而此時由另一個處於活躍狀態的記憶體就能被使用。

  例如有一個嵌入式系統定義了一個較大的privileged區域，接著讓一些較小的unprivileged區域與這個privileged區域的部份重疊，這個較小區域可以在背景區域的不同位置，代表不同的用戶空間(user space)，當系統將這個較小的區域從一個位置移到另一個位置時，之前被覆蓋的空間就會在由背景區域進行保護。這個使用者區域(user region)就像一個window，允許存取背景區域的不同部份，但只有用戶等級(user-level)的屬性。

  下圖是一個簡單的3-task保護架構，區域3定義了active task的保護屬性，而背景區域0則負責保護其他睡眠狀態的任務資源。

  .. image:: /embedded/f9-kernel/background_region.png

• 指令存取(instruction access)與資料存取(data access)是使用相同的區域設定

• 當程式要存取受到MPU保護的區域時，會產生MemManage fault(fault exception)。在作業系統的環境中，kernel可以在程式執行時動態更新MPU區域。通常一個嵌入式OS會使用MPU作為memory protection

Implementation ############### mpu的實作是依賴於硬體的，所以程式碼會放在platform底下

.. code-block:: c

/* include/platform/mpu.h */ #define MPU_BASE_ADDR 0xE000ED9C #define MPU_ATTR_ADDR 0xE000EDA0 #define MPU_CTRL_ADDR 0xE000ED94 #define MPU_RNR_ADDR 0xE000ED98

#define MPU_REGION_MASK 0xFFFFFFE0

這邊先定義好mpu暫存器的位置，這些位置可以從arm的手冊中找到。至於MPU_REGION_MASK是用來取得區域用的遮罩值。

• MPU_BASE(MPU Region Base Address Register<http://infocenter.arm.com/help/topic/com.arm.doc.dui0553a/Cihigffb.html>_)
  • .. image:: /embedded/f9-kernel/mpu_base.png
  • 定義由MPU_RNR指定的MPU區域的base位置，並且更新MPU_RNR中的值，N值是在MPU_RASR中設定的size大小。
  • ADDR - 區域的base位置
  • VALID
    • 0 - MPU_RNR不會改變，處理器會更新由MPU_RNR指定的MPU區域的base位置
    • 1 - 將MPU_RNR更新成REGION，更新由MPU_RNR指定的MPU區域的base位置
    • 也就是說，設定0的話會更新原來的MPU_RNR區域的base，1的話就是先切換MPU_RNR區域在更新base
  • REGION - 區域的index
• MPU_ATTR(MPU Region Attribute and Size Register<http://infocenter.arm.com/help/topic/com.arm.doc.dui0553a/Cihegaib.html>_)
  • .. image:: /embedded/f9-kernel/mpu_attr.png
  • 定義由MPU_RNR指定的MPU區域的屬性還有大小，並且enable區域與子區域
  • XN
    • 0 - enable instruction fetch
    • 1 - disable instruction fetch
  • AP - 存取權限
  • TEX, C, B - 記憶體存取屬性
  • S - shareable
  • SRD
    • 0 - 對應子區域enable
    • 1 - 對應子區域disable
    • 區域在大小在128byte以下不能使用子區域
  • SIZE - MPU區域的大小
  • ENABLE - 區域enable
• MPU_CTRL(MPU Control Register<http://infocenter.arm.com/help/topic/com.arm.doc.dui0553a/Cihjddef.html>_)
  • .. image:: /embedded/f9-kernel/mpu_ctrl.png
  • PRIVDEFENA
    • 0 - disable預設的memory map，如果有存取到沒有被enable的區域，會造成錯誤
    • 1 - enable預設的memory map，background區域給priviledged軟體使用
  • HFNMIENA - 在hard fault、NMI、FAULTMASK handler時要不要啟動MPU
    • 0 - disable
    • 1 - enable
  • ENABLE
    • 0 - disable mpu
    • 1 - enable mpu

.. code-block:: c

/* platform/stm32f4/mpu.c / void mpu_setup_region(int n, fpage_t fp) { static uint32_t mpu_base = (uint32_t ) MPU_BASE_ADDR; static uint32_t mpu_attr = (uint32_t ) MPU_ATTR_ADDR;

       if (fp) {
               *mpu_base = (FPAGE_BASE(fp) & MPU_REGION_MASK) | 0x10 | (n & 0xF);
               *mpu_attr = ((mempool_getbyid(fp->fpage.mpid)->flags & MP_UX) ?
                            0 :
                            (1 << 28)) |        /* XN bit */
                           (0x3 << 24) /* Full access */ |
                           ((fp->fpage.shift - 1) << 1) /* Region */ |
                           1 /* Enable */;
       } else {
               /* Clean MPU region */
               *mpu_base = 0x10 | (n & 0xF);
               *mpu_attr = 0;
       }

}

• *mpu_base = (FPAGE_BASE(fp) & MPU_REGION_MASK) | 0x10 | (n & 0xF)，先取得fpage base再遮罩下去取得前27位，接著設定VALID跟REGION
• MPU_ATTR設定：
  • MP_UX(userspace execute)
  • 權限(all)
  • 區域大小
  • enable

.. code-block:: c

/* platform/stm32f4/mpu.c / void mpu_enable(mpu_state_t i) { static uint32_t mpu_ctrl = (uint32_t*) MPU_CTRL_ADDR;

       *mpu_ctrl = i | MPU_PRIVDEFENA;

}

依據參數設定MPU_CTRL狀態，並且開啟PRIVDEFENA

.. code-block:: c

/* platform/stm32f4/mpu.c / int addr_in_mpu(uint32_t addr) { static uint32_t mpu_rnr = (uint32_t ) MPU_RNR_ADDR; static uint32_t mpu_base = (uint32_t ) MPU_BASE_ADDR; static uint32_t mpu_attr = (uint32_t *) MPU_ATTR_ADDR; int i;

       for (i = 0; i < 8; ++i) {
               *mpu_rnr = i;
               if (*mpu_attr & 0x1) {
                       uint32_t base = *mpu_base & MPU_REGION_MASK;
                       uint32_t size = 1 << (((*mpu_attr >> 1) & 0x1F) + 1);
                       if (addr >= base && addr < base + size)
                               return 1;
               }
       }
       
       return 0;

}

掃過全部的mpu區域，並檢查給予的地址是不是在enable的區域內。

IPC

F9的IPC 性質為同步傳送，舉個同步和非同步的例子:

• 同步 - 當A 要傳送資料給B 時候，會先檢查B 是否已經準備好，如果是的話就直接傳送，不是的話就等待對方。傳送過程中不會經過其他buffer，而是直接傳給B。
• 非同步 - 當A要傳送資料給B 時候，會把資料丟進系統IPC準備好的queue/buffer中; 當B 要接收資料的時候，會從queue/buffer中尋找。過程中需要係統IPC的buffer/queue做為中轉。

IPC register有兩種- message register & buffer register

• MRs有16個
• BR只有8個

Message Register

共有 16 個，其中 0 ～ 7 是 R4 ～ R11，其他的為虛擬Registers是 UTCB中的 MR[0～8]。

.. code-block:: c

//user/include/l4/platform/vregs.h register L4_Word32_t __L4_MR0 asm (“r4”); register L4_Word32_t __L4_MR1 asm (“r5”); register L4_Word32_t __L4_MR2 asm (“r6”); register L4_Word32_t __L4_MR3 asm (“r7”); register L4_Word32_t __L4_MR4 asm (“r8”); register L4_Word32_t __L4_MR5 asm (“r9”); register L4_Word32_t __L4_MR6 asm (“r10”); register L4_Word32_t __L4_MR7 asm (“r11”);

//include/ipc.h static uint32_t ipc_read_mr(tcb_t *from, int i) { // 可以發現 8以下的mr屬於ctx裡的regs if (i >= 8) return from->utcb->mr[i - 8]; return from->ctx.regs[i]; }

每個MR的值只能被使用一次，一次之後讀取的話會出現undefined結果。

MR 內容可包含

• Untyped word
• Typed item
  • MapItem
  • GrantItem
  • CtrlXferItem (目前未完成）
  • StringItem （目前未完成）

一次利用MR傳送的Message可以分為三塊區域：

Message Tag 位置固定在MR[0]。

Untyped Word 位置在MR[1～u]，u表示Untyped word的數量。

Typed Word 位置在MR[u+1～u+t]，t表示Typed word的數量。

Message Tag的作用是描述本次message的内容。

.. image:: /embedded/f9-kernel/MR0.jpg

* u : untyped words的數量
* t : words裡面有typed item的數量
* label : 使用者自定 opcode
* 0 : 保留
* p : 擴展性

此外，Message Tag也是接收内容的描述。

.. image:: /embedded/f9-kernel/resultmr0.jpg

* u : 收到的Untyped words數量
* t : 收到的Typed items數量
* E : 是否有發生錯誤，從UTCB中查看ErrorCode
* X : 是不是從其他CPU送來的message
* r : message是否有被重新導向
* p : 發送者使用propagation,可以從UTCB中找出真正的發送者

.. code-block:: c

//include/l4/ipc.h typedef union { struct { /* Number of words / uint32_t n_untyped : 6; uint32_t n_typed : 6; uint32_t prop : 1; uint32_t reserved : 3; / Type of operation */ uint16_t label; } s; uint32_t raw; } ipc_msg_tag_t;

MapItem

Map的動作是透過將要map的fpage組成部分message傳送給Mappee。 Fpage細節由兩個words來組成：

.. image:: /embedded/f9-kernel/MapItemMR.jpg

* r w x : 權限
* snd base ： 在L4的文件中，snd base在snd fpage大於/小於接收者能接收的窗口中扮演不同的角色。而在F9的程式碼看起来，snd base是要map的目標位置，而snd fpage是size。

GrantItem

CtrlXferItem

StringItem

StringItem又可以分為連續和不連續的string：

• Simple String

連續性的bytes。由两個words組成：

.. image:: /embedded/f9-kernel/SimpleStringMR.jpg

* string ptr :要發送的字串起始位置或者是接收到字串的buffer起始位置。字串和buffer需要完全符合使用者空間可用位置。
* string length :要發送的string長度或者是接收的buffer長度。
* hh :Cache設定。 00為處理器預設cache。

• Compound String

一個不連續/鄰近的字串，由落在使用者空間中多個連續性的子字串組成，子字串之間不可以重疊。

.. image:: /embedded/f9-kernel/CompoundSTRMR.jpg

* 0hhC在第一個string descriptor word才需要，後面會被忽略。
* j :接下來連續的str-ptr word的數量。
* c :如果是0，則這compound string descriptor word只有j 個word的string之後就結束。如果是1 ，j個word以後會有新的string descriptor word。

• String Examples

  .. image:: /embedded/f9-kernel/StringMRExample.jpg

Buffer Register

IPC 過程

• Closed receive:特定thread
• Open wait:任何thread

從pingpong開始trace整個IPC流程

.. code-block:: c

//user/apps/pingpong/main.c void __USER_TEXT pong_thread(void) { … while(1) { msgtag = L4_Receive(threads[PING_THREAD]); L4_MsgStore(msgtag, &msg); } }

一開始pong會從ping中接收到message tag.

.. code-block:: c

//user/include/l4/ipc.h L4_INLINE L4_MsgTag_t L4_Receive(L4_ThreadId_t from) { /* call L4_Receive_Timeout with no timeout */ return L4_Receive_Timeout(from, L4_Never); }

L4_INLINE L4_MsgTag_t L4_Receive_Timeout(L4_ThreadId_t from, L4_Time_t RcvTimeout) { L4_ThreadId_t dummy; /* Call L4_Ipc, the reason that using another function call is ipc required syscall, and it’s different with different hw, so using another function call to separate the hw-dependent and not-hw-dependent codes. */ return L4_Ipc(L4_nilthread, from, (L4_Word_t) RcvTimeout.raw, &dummy); }

// user/lib/l4/platform/syscalls.c L4_MsgTag_t L4_Ipc(L4_ThreadId_t to, L4_ThreadId_t FromSpecifier, L4_Word_t Timeouts, L4_ThreadId_t *from) { L4_MsgTag_t result; L4_ThreadId_t from_ret; asm volatile( “svc %[syscall_num]” “str r0, %[from]” : [from] “=m”(from_ret) : [syscall_num] “i”(SYS_IPC)); result.raw = __L4_MR0; if (from != NULL) *from = from_ret; return result; }

.. code-block:: c

//kernel/ipc.c void sys_ipc(uint32_t param1) { / TODO: Checking of recv-mask / tcb_t to_thr = NULL; l4_thread_t to_tid = param1[REG_R0], from_tid = param1[REG_R1]; uint32_t timeout = param1[REG_R2]; /* 所以從 R0 讀取 to_tid, R1 讀取 from_tid, R2 讀取 Timeout */

  /* 當 to_tid == L4_NILTHREAD 時候，表示说不發送资料，只是等待接收 */
  if (to_tid == L4_NILTHREAD && timeout) { /* Timeout/Sleep */
     ipc_time_t t = { .raw = timeout };
     caller->state = T_INACTIVE;
     ktimer_event_create((t.period.m << t.period.e) /
                     ((1000000)/(CORE_CLOCK/CONFIG_KTIMER_HEARTBEAT)), /* millisec to ticks */
                     ipc_timeout, caller);
     return;
  }

  /* 當 to_tid != L4_NILTHREAD, 就是要發送资料 */
  if (to_tid != L4_NILTHREAD) {
     to_thr = thread_by_globalid(to_tid);
     if (to_tid == TID_TO_GLOBALID(THREAD_LOG)) {
        user_log(caller);
        caller->state = T_RUNNABLE;
        return;
     } else if ((to_thr && to_thr->state == T_RECV_BLOCKED) || to_tid == caller->t_globalid) {
       /* 這邊要礭定 to_thr 的狀态是在等待接收才可以傳送 */

       /* To thread who is waiting for us or sends to myself */
        do_ipc(caller, to_thr);
        return;

     } else if (to_thr && to_thr->state == T_INACTIVE && GLOBALID_TO_TID(to_thr->utcb->t_pager) == GLOBALID_TO_TID(caller->t_globalid)) {
        /* 如果thread狀态是 T_INACTIVE, 則啟動它 */

        if (ipc_read_mr(caller, 0) == 0x00000003) {
             /* thread start protocol */
            memptr_t sp = ipc_read_mr(caller, 2);
            size_t stack_size = ipc_read_mr(caller, 3);
            dbg_printf(DL_IPC, "IPC: %t thread start\n", to_tid);
            to_thr->stack_base = sp - stack_size;
            to_thr->stack_size = stack_size;
            thread_init_ctx((void *) sp, (void *) ipc_read_mr(caller, 1), to_thr);
            caller->state = T_RUNNABLE;
           /* Start thread */
            to_thr->state = T_RUNNABLE;
            return;
      } else  {
        /* 如果没有任何 thread在等待接收，則讓自己進入等待發送階段 */

        /* No waiting, block myself */
         caller->state = T_SEND_BLOCKED;
         caller->utcb->intended_receiver = to_tid;
         dbg_printf(DL_IPC, "IPC: %t sending\n", caller->t_globalid);
         return;
      }
  }

  /* 如果 from_tid == L4_NILTHREAD， 就是不接收资料 */
  if (from_tid != L4_NILTHREAD) {
    /* Only receive phases, simply lock myself */
     caller->state = T_RECV_BLOCKED;
     /* 進入等待接收階段 */
     caller->ipc_from = from_tid;
     /* 設定等待的目標 */
     dbg_printf(DL_IPC, "IPC: %t receiving\n", caller->t_globalid);
     return;
  }

  caller->state = T_SEND_BLOCKED;

}

.. code-block:: c

//kernel/ipc.c static void do_ipc(tcb_t from, tcb_t to) { ipc_msg_tag_t tag; … /* 先讀取 tag */ tag.raw = ipc_read_mr(from, 0); … ipc_write_mr(to, 0，tag.raw);

 /* Copy untyped words，透過 tag 可以知道 untyped word 的數量 */
 for (untyped_idx = 1; untyped_idx < untyped_last; ++untyped_idx) {
    ipc_write_mr(to, untyped_idx, ipc_read_mr(from, untyped_idx));
 }

 typed_item_idx = -1;
 /* Copy typed words，同樣透過 tag 可以知道 typed words 數量
  * FSM: j - number of byte */
 for (typed_idx = untyped_idx; typed_idx < typed_last; ++typed_idx) {
    uint32_t mr_data = ipc_read_mr(from, typed_idx);

  /* Write typed mr data to 'to' thread */
    ipc_write_mr(to, typed_idx, mr_data);
    if (typed_item_idx == -1) {
    /* If typed_item_idx == -1 - read typed item's tag */
       typed_item.raw = mr_data;
       ++typed_item_idx;
    } else if (typed_item.s.header & IPC_TI_MAP_GRANT) {
       /* MapItem / GrantItem have 1xxx in header */

        typed_data = mr_data;
       /* Map/Grant action */
        map_area(from->as, to->as, typed_item.raw & 0xFFFFFFC0, typed_data & 0xFFFFFFC0,
                 (typed_item.s.header & IPC_TI_GRANT) ? GRANT : MAP, thread_ispriviliged(from));

       /* Read tag for next word */
       typed_item_idx = -1;
    }
      /* TODO: StringItem support */

 }
/* It checked if to and from stack pointer is not available */
 if (!to->ctx.sp || !from->ctx.sp) {
    caller->state = T_RUNNABLE;
    return;
 }

 to->utcb->sender = from->t_globalid;
/* to->state 從 T_RECV_BLOCKED 更改為 T_RUNNABLE */
 to->state = T_RUNNABLE;
/* Reset ipc_from */
 to->ipc_from = L4_NILTHREAD;
 ((uint32_t*)to->ctx.sp)[REG_R0] = from->t_globalid;

/* If from has receive phases, lock myself */
 from_recv_tid = ((uint32_t*)from->ctx.sp)[REG_R1];
 if (from_recv_tid == L4_NILTHREAD) {
    from->state = T_RUNNABLE;
 } else {
/* 如果準備接收，更改狀態，並且透過 ipc_from 指明等待對象 */
    from->state = T_RECV_BLOCKED;
    from->ipc_from = from_recv_tid;
    dbg_printf(DL_IPC, "IPC: %t receiving\n", from->t_globalid);
 }
   ...

}

T_SEND_BLOCKED & T_RECV_BLOCKED

當from在發送時發現to還沒有進入T_RECV_BLOCKED狀態時，from會把自己的狀態更改為T_SEND_BLOCKED。同理，當要等待message時會把自己狀態改為T_RECV_BLOCKED，因此，就會有專門的schedule來處理它們。

在kernel開始跑起來的時候，有這麼一段：

.. code-block:: c

// kernel/start.c : main() ktimer_event_create(64, ipc_deliver, NULL);

這邊是宣告一個event，每64 ticks就執行ipc_deliver。

ipc_deliver做的工作就是從thread map中找是否有T_SEND_BLOCKED或者T_RECV_BLOCKED的thread，然後檢查ipc目標是否同樣處在對應的T_RECV_BLOCKED/T_SEND_BLOCKED狀態，如果是的話，讓它們進行do_ipc()。

使用 L4 IPC

.. code-block:: c

//user/include/l4/message.h typedef union { L4_Word_t raw[__L4_NUM_MRS]; L4_Word_t msg[__L4_NUM_MRS]; L4_MsgTag_t tag; } L4_Msg_t;

這邊看到一個很特別的程式碼，為了增加可讀性，所以重複宣告raw & msg 這兩個同樣的變數，這樣以後使用它們的話才不會混淆使用目的。

從start_thread 中看到一些L4 IPC 的函式使用

.. code-block:: c

static void __USER_TEXT start_thread(L4_ThreadId_t t, L4_Word_t ip, L4_Word_t sp, L4_Word_t stack_size) { L4_Msg_t msg; L4_MsgClear(&msg); L4_MsgAppendWord(&msg, ip); L4_MsgAppendWord(&msg, sp); L4_MsgAppendWord(&msg, stack_size); L4_MsgLoad(&msg); L4_Send(t); }

一開始宣告要傳送的message，然後進行初始化(L4_MsgClear)，之後把要傳送的ITEM利用函式呼叫放進msg當中，不同的ITEM用不同的方式放入，其中包括了：

• L4_MsgAppendWord
• L4_MsgAppendMapItem
• L4_MsgAppendGrantItem
• L4_MsgAppendSimpleStringItem
• L4_MsgAppendStringItem
• L4_MsgAppendCtrlXferItem
• L4_AppendFaultConfCtrlXferItems

利用這些函式呼叫讓處理Message格式時候可以更加輕鬆。

當所有要傳送的資訊都被append進msg之後，會呼叫L4_MsgLoad(&msg)

.. code-block:: c

//user/include/l4/message.h L4_INLINE void L4_MsgLoad (L4_Msg_t msg) { / 同樣為了分隔硬體相關和非硬體相關的程式碼 */ L4_LoadMRs(0, msg->tag.X.u + msg->tag.X.t + 1, &msg->msg[0]); }

//user/include/l4/platform/vregs.h L4_INLINE void L4_LoadMRs(int i, int k, L4_Word_t *w) { if (i < 0 || k <= 0 || i + k > __L4_NUM_MRS) return; switch (i) { case 0: __L4_MR0 = *w++; if (–k <= 0) break; case 1: __L4_MR1 = *w++; if (–k <= 0) break; case 2: __L4_MR2 = *w++; if (–k <= 0) break; case 3: __L4_MR3 = *w++; if (–k <= 0) break; case 4: __L4_MR4 = *w++; if (–k <= 0) break; case 5: __L4_MR5 = *w++; if (–k <= 0) break; case 6: __L4_MR6 = *w++; if (–k <= 0) break; case 7: __L4_MR7 = w++; if (–k <= 0) break; default: { uint32_t mr = __L4_Utcb()->mr; while (k– > 0) mr++ = w++; } } }

這邊利用 switch 的原因是無法用 subscript operator存取。

最後透過L4_Send會呼叫硬體相關的L4_Ipc把message傳送給目標thread。

KProbe

Kprobes是一個kernel內建的動態狀態顯示機製，可讓開發人員不用重新編譯或者啟動kernel就可以獲得kernel的狀態訊息。KProbes是藉由硬體中斷實作，目前是透過ARMv7-M Debug架構中的Flash Patch and Breakpoint unit (FPB)完成該功能。

KProbe

Kprobe利用list儲存和管理所有被register的address，其中struct kprobe如下

.. code-block:: c

struct kprobe { void addr; /中斷地址/ kprobe_pre_handler_t pre_handler; /前處理/ kprobe_post_handler_t post_handler; /後處理/ struct breakpoint bkpt; /硬體中斷資料結構/ void step_addr; / 儲存下一個指令地址，arm cortex M 在debug mode支援single step / struct kprobe next; /下一個/ };

硬體中斷資料結構儲存的內容為

.. code-block:: c

struct breakpoint{ uint16_t type; /種類分成三種NONE, SOFT, HARD / union{ uint16_t hard_breakpoint_id; /* breakpoint id/ uint16_t back_instr; uint16_t raw_data; }; uint32_t addr; /目標地址 / void (enable)(struct breakpoint b); /根據種類指向對應的enable，disable，release功能/ void (disable)(struct breakpoint b); void (release)(struct breakpoint *b); };

How-to-use

.. code-block:: c

int kprobe_register(struct kprobe kp) { int ret; kp->addr = (void )((uint32_t) kp->addr & ~(1UL)); /把最後一bit設為0 / if (is_thumb32((uint16_t ) kp->addr)) /* 支援thumb / kp->step_addr = kp->addr + 4; /這邊是下一個指令地址*/ else kp->step_addr = kp->addr + 2;

  ret = kprobe_arch_add(kp);

  if (ret < 0)
     return -1;

  kplist_add(kp); /* 加入到 kplist中 */
  return 0;

}

register過程中會把kp對應的地址設定到FPB單位中並且啟動FPB。

.. code-block:: c

//platform/kprobe_arc.c int kprobe_arch_add(struct kprobe kp) { struct kprobe found = kplist_search(kp->addr); struct breakpoint *b;

  /*
   * If there is no kprobe at this addr, give it a new bkpt,
   * otherwise share the existing bkpt.
   */

  if (found == NULL) {
     b = breakpoint_install((uint32_t) kp->addr);
     if (b != NULL) {
        kp->bkpt = b;
        enable_breakpoint(b);
     } else
        goto arch_add_error;
  } else {
     kp->bkpt = found->bkpt;
  }
  return 0;

arch_add_error: return -1; }

.. code-block:: c

//platform/breakpoint.c static struct breakpoint get_avail_breakpoint(uint32_t addr) { int i; for (i = 0; i < BKPT_MAX_NUM; i++) { if (breakpoints[i].type == BKPT_NONE) / 檢查空的，然後設定 */ return breakpoint_config(i, addr); } return NULL; }

在 breakpoint_config中，會透過 addr判斷是否breakpoint属性

.. code-block:: c

#define breakpoint_type_by_addr(addr) ((addr) < 0x20000000 ? BKPT_HARD : BKPT_SOFT)

透過記憶體位置圖0x20000000 以下的地址屬於程式碼區塊，其他的是外接口等，所以得知只有程式碼屬於hard breakpoint,其他的都由軟體虛擬出來的斷點處理。 這邊只觀察hard breakpoint,所以是hard_breakpoint_config

.. code-block:: c

//platform/breakpoint-hard.c struct breakpoint hard_breakpoint_config(uint32_t addr, struct breakpoint b) { if (breakpoint_type_by_addr(addr) == BKPT_HARD) { int _hard_breakpoint_id = get_avail_hard_breakpoint(); int breakpoint_id = get_breakpoint_id(b); if (breakpoint_id >= 0 && _hard_breakpoint_id >= 0) { hard_breakpoints[_hard_breakpoint_id] = breakpoint_id; b->type = BKPT_HARD; b->addr = addr; b->hard_breakpoint_id = _hard_breakpoint_id; b->enable = hard_breakpoint_enable; b->disable = hard_breakpoint_disable; b->release = hard_breakpoint_release; return b; } } return NULL; }

將所有的值儲存好之後，透過這邊儲存的enable function去啟動該kprobe。

.. code-block:: c

#define FPB_COMP_ENABLE (uint32_t) (1 << 0) #define FPB_COMP_REPLACE_LOWER (uint32_t) (1 << 30) #define FPB_COMP_REPLACE_UPPER (uint32_t) (2 << 30)

/* FP_COMPx: 000:COMP_ADDR:00 */ #define FPB_COMP_ADDR_MASK 0x1FFFFFFC

static void hard_breakpoint_enable(struct breakpoint b) { uint32_t addr = b->addr; if (IS_UPPER_HALFWORLD(addr)) { / ？？？ / (FPB_COMP + b->hard_breakpoint_id) = FPB_COMP_REPLACE_UPPER | (addr & FPB_COMP_ADDR_MASK) | FPB_COMP_ENABLE; } else { *(FPB_COMP + b->hard_breakpoint_id) = FPB_COMP_REPLACE_LOWER | (addr & FPB_COMP_ADDR_MASK) | FPB_COMP_ENABLE; } }

這邊addr會被去掉前面 3 個bit 和後面 2 個bit，最後一個bit 為enable。

Debug Handler

當FPB比對addr相同時候，會傳送bkpt指令給處理器，然後處理器會進入debug_handler，F9的debug_handler為debugmon_handler

.. code-block:: c

//platform/hw_debug.c void debugmon_handler(void) { /* select interrupted stack / / 透過地址比對獲知kprobe addr的模式，然後选擇對應的stack */ asm volatile(“and r0, lr, #4”); asm volatile(“cmp r0, #0”); asm volatile(“ite eq”); asm volatile(“mrseq r0, msp”); asm volatile(“mrsne r0, psp”);

  /* save r4-r11 */
  __asm__ __volatile__("push {r4-r11}");
  __asm__ __volatile__("mov r1, sp");

  /*
   * arch_kprobe_handler(uint32_t *stack, uint32_t *kp_regs)
   * r0 = r0-r3,r12,lr,pc,psr
   * r1 = r4-r11
   */
  __asm__ __volatile__("push {lr}"); //储存lr，才能回到之前的指令
  __asm__ __volatile__("bl arch_kprobe_handler");
  __asm__ __volatile__("pop {lr}");

  /* override r4-r11 */
  __asm__ __volatile__("pop {r4-r11}");

  /* NOTE: No support stack modification for the time being */
  /* 處理结束，回到原本地址 */
  __asm__ __volatile__("bx lr");

}

//platform/kprobes-arch.c void arch_kprobe_handler(uint32_t stack, uint32_t kp_regs) { / For convenience currently we assume all cpu single-step is * enabled/disabled by arch_kprobe_handler. To execute instruction at the probed address, we have to disable * breakpoint before return from handler, and re-enable it in the * next instruction. */

  if ((*SCB_DFSR & SCB_DFSR_DWTTRAP)) {
     panic("DWT Watchpoint hit\n");
  } else if ((*SCB_DFSR & SCB_DFSR_BKPT)) {
     /* 首先去執行 prehandler */
     kprobe_prebreak(stack, kp_regs);
     /* Clear BKPT status bit */
     *SCB_DFSR = SCB_DFSR_BKPT;
     /* 這邊enable single step的原因在於要進入下方else if做出post_handler */
     cpu_enable_single_step();
     /* 需要把breakpoint解除才能夠執行probed address */
     kprobe_breakpoint_disable(stack);
  } else if (*SCB_DFSR & SCB_DFSR_HALTED) {
     /* 執行 posthandler */
     kprobe_postbreak(stack, kp_regs);
     /* Clear HALTED status bit */
     *SCB_DFSR = SCB_DFSR_HALTED;
     /* 解除single step */
     cpu_disable_single_step();
     /* 把breakpoint重新啟動 */
     kprobe_breakpoint_enable(stack);
  } else {
     /*
      * sometimes DWT generates faults
      * without setting SCB_DFSR_DWTTRAP
      */
  }

}

所以整個流程為

1. 當FPB發現是probed address時候，在probed address前加入breakpoint。
2. 處理器發現breakpoint,進入debugmon_handler, debugmon_handler進入arch_kprobe_handler。
3. arch_kprobe_handler進入"else if ((*SCB_DFSR & SCB_DFSR_BKPT)) "，執行prehandler，清除狀態register，啟動single step，清除probed address breakpoint。
4. handler結束，FPB發現probed address，可是這時候breakpoint已經解除，所以probed address可以執行。
5. probed address指令執行結束，可是目前是single step狀態，所以再次進入debugmon_handler，進入arch_kprobe_handler。
6. arch_kprobe_handler這次進入"else if (*SCB_DFSR & SCB_DFSR_HALTED)"，執行posthandler，清除狀態register，清除single step，重新啟動probed address breakpoint。

Example – sampling

.. code-block:: c

//kernel/sampling-kdb.c extern void ktimer_handler(void); void kdb_show_sampling(void) { … static int init = 0; static struct kprobe k;

  if (init == 0) { //第一次會register kprobe
     dbg_printf(DL_KDB, "Init sampling...\n");
     sampling_init();
     sampling_enable();
     init++;
    //下面是正確的register kprobe範例
     k.addr = ktimer_handler;
     k.pre_handler = sampling_handler;
     k.post_handler = NULL;
     kprobe_register(&k);
     return;
  }
  ...

}

效能表現

Miscellaneous

Init Hook

F9-kernel用了一個global initialization hook的技巧，這個技巧可以在任意地方定義一段要在系統初始化時執行的code。一個init hook會在特定的run level被呼叫，hook可以保證依據level順序呼叫，但不能保證在同一個level中呼叫的順序，下面是一個init hook的結構：

.. code-block:: c

/* include/init_hook.h / typedef struct { unsigned int level; init_hook_t hook; const char hook_name; } init_struct; 其中包含要在哪個level呼叫、要執行的code位置、名稱，宣告這個結構的方法如下：

.. code-block:: c

/* include/init_hook.h */ #define INIT_HOOK(_hook, _level)
const init_struct init_struct##_hook attribute((section(“.init_hook”))) = {
.level = _level,
.hook = _hook,
.hook_name = #_hook,
};

使用INIT_HOOK這個macro可以宣告一個init_struct，並且將這個結構放到.init_hook section中，接著觀察linker script：

.. code-block:: c

/* loader/loader.ld / SECTIONS { .text 0x08000000: { KEEP((.isr_vector)) . = TEXT_BASE; text_start = .; (.text) (.rodata) .init_hook_start = .; KEEP(*(.init_hook)) init_hook_end = .; text_end = .; } > MFlash … }

在KEEP(*(.init_hook))前後各紀錄了一個位置，init_hook_start會是section .init_hook的開始，init_hook_end會是section .init_hook的結束。

在F9-kernel中已經有一些地方使用到INIT_HOOK：

.. code-block:: c

$ grep INIT_HOOK kernel/* platform/* kernel/kdb.c:INIT_HOOK(kdb_init, INIT_LEVEL_KERNEL); kernel/kprobes.c:INIT_HOOK(kprobe_init, INIT_LEVEL_KERNEL); kernel/ksym.c:INIT_HOOK(ksym_init, INIT_LEVEL_KERNEL_EARLY); kernel/ktimer.c:INIT_HOOK(ktimer_event_init, INIT_LEVEL_KERNEL); kernel/memory.c:INIT_HOOK(memory_init, INIT_LEVEL_KERNEL_EARLY); kernel/sched.c:INIT_HOOK(sched_init, INIT_LEVEL_KERNEL_EARLY); kernel/syscall.c:INIT_HOOK(syscall_init, INIT_LEVEL_KERNEL); kernel/thread.c:INIT_HOOK(thread_init_subsys, INIT_LEVEL_KERNEL); platform/debug_device.c:INIT_HOOK(dbg_device_init_hook, INIT_LEVEL_PLATFORM);

接著看一下init_hook_start跟init_hook_end的值，並觀察剛剛定義的init_struct是放在哪邊：

.. code-block:: c

$ arm-none-eabi-readelf -s f9.elf | grep “init_hook_start|init_hook_end” -E 765: 08005924 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 1 init_hook_end 934: 080058b8 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 1 init_hook_start

$ arm-none-eabi-objdump -d f9.elf | grep init_struct 080058b8 <_init_struct_dbg_device_init_hook>: 080058c4 <_init_struct_ktimer_event_init>: 080058d0 <_init_struct_memory_init>: 080058dc <_init_struct_sched_init>: 080058e8 <_init_struct_syscall_init>: 080058f4 <_init_struct_thread_init_subsys>: 08005900 <_init_struct_kdb_init>: 0800590c <_init_struct_kprobe_init>: 08005918 <_init_struct_ksym_init>:

可以發現0x080058b8~0x08005924剛好就是剛剛定義的init_struct內容(一個init_struct的大小是12byte，所以最後一個是0x8005918+12=0x8005924)，而且這些結構會是連續的存放在一起。剩下的就是如何執行這些code：

.. code-block:: c

/* kernel/init.c */ extern const init_struct init_hook_start[]; extern const init_struct init_hook_end[]; static unsigned int last_level = 0;

int run_init_hook(unsigned int level) { unsigned int max_called_level = last_level;

       for (const init_struct *ptr = init_hook_start; ptr != init_hook_end; ++ptr)
               if ((ptr->level > last_level) && (ptr->level <= level)) {
                       max_called_level = MAX(max_called_level, ptr->level);
                       ptr->hook();
               }

       last_level = max_called_level;

       return last_level;

}

這段程式會從init_hook_start開始掃過一遍，當發現一個hook的level是大於上次呼叫run_init_hook而且小於等於這次要run的level時，就執行對應的hook function，並且更新最大呼叫過的level。

KTable

ktable是一套快速的物件管理機制，結構如下：

.. code-block:: c

struct ktable {
    char *tname;
    bitmap_ptr_t bitmap;
    ptr_t data;
    size_t num;
    size_t size;
};

typedef struct ktable ktable_t;

• tname ： table名稱
• bitmap<#bitmap>_ ： 紀錄table的使用情況
• data ： 實際存放資料的區域
• num ： 總共有幾個區塊
• size ： 每個區塊的大小

接著是宣告ktable的方法，給予要存放在ktable中的型態、ktable的名字、以及需要的大小：

.. code-block:: c

// 宣告一個ktable // $ arm-none-eabi-readelf f9.elf -s | grep fpage_table // 263: 10000000 32 OBJECT LOCAL DEFAULT 8 kt_fpage_table_bitmap // 265: 2000c4e0 6144 OBJECT LOCAL DEFAULT 4 kt_fpage_table_data #define DECLARE_KTABLE(type, name, num_)
DECLARE_BITMAP(kt_ ## name ## bitmap, num);
static __KTABLE type kt_ ## name ## data[num_];
ktable_t name = {
.tname = #name,
.bitmap = kt ## name ## bitmap,
.data = (ptr_t) kt ## name ## data,
.num = num, .size = sizeof(type)
}

ktable有提供下列的API可供使用：

.. code-block:: c

// 將kt中的bitmap全部設為0 void ktable_init(ktable_t kt); // 檢查第i個元素是否已經被配置 int ktable_is_allocated(ktable_t kt, int i); // 配置第i個元素，回傳元素的位置 void ktable_alloc_id(ktable_t kt, int i); // 配置到第一個free的元素，回傳元素的位置 void ktable_alloc(ktable_t kt); // 釋放元素 void ktable_free(ktable_t kt, void element); // 取得該元素位在ktable內的id uint32_t ktable_getid(ktable_t kt, void element);

.. image:: /embedded/f9-kernel/ktable.png

Bitmap ####### bit array(bitmap, bitset, bit string, bit vector)是一種緊湊儲存位元的陣列結構，可以用來實作簡單的set結構。在硬體上操作bit-level時，bitmap是一種很有效的方法，一個典型的bitmap會儲存kw個位元，w代表一個單位需要w個位元(byte、word)，k則是一個非負的整數，如果w無法被要儲存的位元整除，則有些空間會因為內部片段被浪費。

定義

bitmap會從某一個domain mapping到一個集合{0, 1}，這個值可以代表valid/invalid、dark/light等等，重點在只會有兩個可能的值，所以可以被存在一個位元中。

基本操作

雖然大部分的機器無法取得或操作記憶體中的單一位元，但是可以透過bitwise操作一個word進而改變單一位元的資料：

• OR可以用來set一個位元為1：11101010 OR 00000100 = 11101110(set 3rd bit 1)
• AND可以用來set一個位元為0：11101010 AND 11111101 = 11101000(set 2nd bit 0)
• AND可以用來判斷某一個位元是否為1：11101010 AND 00000001 = 0(check 1st bit is 1)
• XOR可以用來toggle一個位元：11101010 XOR 00000100 = 11101110(toggle 3rd bit)
• NOT用來invert：NOT 11101010 = 00010101

只要n/w個bitwise operation用來算出兩個相同大小bitmap的union、intersection、difference、complement

.. code-block:: c

for i from 0 to n/w-1 complement[i] := not a[i] union[i] := a[i] or b[i] intersection[i] := a[i] and b[i] difference[i] := a[i] and (not b[i]) 如果要iterate bitmap中的所有bit，只要用一個雙層的迴圈就能有效率的掃完，只需要n/w次的memory access

.. code-block:: c

for i from 0 to n/w-1 index := 0 // if needed word := a[i] for b from 0 to w-1 value := word and 1 ≠ 0 word := word shift right 1 // do something with value index := index + 1 // if needed

Bit-banding

bit-banding會將一塊較大記憶體中的word對應到一個較小的bit-band區域中的單一bit，例如寫到其中一個alias，可以set或是clear一個bit-band區域中對應的bit。 這使得bit-band區域中每一個獨立的bit都可以透過LDR指令搭配一個word-aligned的地址進行存取，也能讓每一個獨立bit被直接toggle，而不須經過read-modify-write的指令操作。

處理器的memory map包含了兩塊bit-band區域，分別是在SRAM以及Peripheral中最低位的1MB。

System bus interface包含了一個bit-band的存取邏輯：

• remap一個bit-band alias到bit-band區域
• 讀取時，會將requested bit放在回傳資料的Least Significant Bit中
• 寫入時，會將read-modify-write轉換成一個atomic的動作
• 處理器在bit-band操作中不會stall，除非試圖在bit-band操作中存取system bus

記憶體中有兩塊32MB的alias對應到兩塊1MB的bit-band區域：

• 32MB可存取的SRAM alias區域對應到1MB的bit-band SRAM區域
• 32MB可存取的peripheral alias區域對應到1MB的bit-band peripheral區域

有一個mapping公式可以將alias轉換成對應的bit-band位置

.. code-block:: c

bit_word_offset = (byte_offset x 32) + (bit_number × 4) bit_word_addr = bit_band_base + bit_word_offset

• bit_word_offset是target bit在bit-band區域中的位置
• bit_word_addr是target bit在alias中對應的地址
• bit_band_base是alias區域的起始位置
• byte_offset是target bit在bit-band區域中的第幾個byte
• bit_number是target bit的bit位置，從0到7

範例如下：

• The alias word at 0x23FFFFE0 maps to bit [0] of the bit-band byte at 0x200FFFFF: 0x23FFFFE0 = 0x22000000 + (0xFFFFF32) + 04.
• The alias word at 0x23FFFFFC maps to bit [7] of the bit-band byte at 0x200FFFFF: 0x23FFFFFC = 0x22000000 + (0xFFFFF32) + 74.
• The alias word at 0x22000000 maps to bit [0] of the bit-band byte at 0x20000000: 0x22000000 = 0x22000000 + (032) + 04.
• The alias word at 0x2200001C maps to bit [7] of the bit-band byte at 0x20000000: 0x2200001C = 0x22000000 + (032) + 74.
• bit-band[0x20000000] <-> alias0x22000000~0x2200001C
• bit-band 0x20000000[0]-0x20000000[1]-0x20000000[2]-0x20000000[3]-0x20000000[4]
• alias 0x22000000 -0x20000004 -0x20000008 -0x2000000C -0x20000010

.. image:: /embedded/f9-kernel/bitmap.png

直接存取alias

直接寫一個word到alias上與target bit的read-modify-write動作有同樣效果，Bit[0]代表要寫入target bit的值，Bit[31:1]沒有用處，所以寫入0x01跟0xFF是一樣的，都會寫入1到target bit；寫入0x00跟0x0E是一樣的，都會寫入0到target bit。

從alias讀取一個word會得到0x01或是0x00，Bit[31:1]會為0

F9-kernel(Bitmap)

Bit-band bitmap被放在AHB SRAM中，使用BitBang地址存取bit，使用bitmap cursor(type bitmap_cusor_t)iterate bitmap。

.. code-block:: c

/* include/lib/bitmap.h */ // 宣告一塊bitmap #define DECLARE_BITMAP(name, size)
static __BITMAP uint32_t name [ALIGNED(size, BITMAP_ALIGN)];

// ADDR_BITBAND指的是target bit所在byte對應到的align，還沒加上bit_number // ((ptr_t) addr) & 0xFFFFF) 可以抓出addr在bit-band區域中的第幾個byte #define BITBAND_ADDR_SHIFT 5 #define ADDR_BITBAND(addr)
(bitmap_cursor_t) (0x22000000 +
((((ptr_t) addr) & 0xFFFFF) << BITBAND_ADDR_SHIFT)) #define BIT_SHIFT 2

// bitmap_cursor是加上bit_number後的值，也就是target bit正確的align #define bitmap_cursor(bitmap, bit)
((ADDR_BITBAND(bitmap) + (bit << BIT_SHIFT)))

// bitmap_cursor_id可以取得bit_number // ((1 << (BITBAND_ADDR_SHIFT + BIT_SHIFT)) - 1) 取得 0b1111111 也就是七位的mask，與cursor進行完AND操作並右移兩位後，會留下兩位的byte_offset以 及bit_number，也就是BBXXX(B:byte_offset、X:bit_number) #define bitmap_cursor_id(cursor)
(((ptr_t) cursor & ((1 << (BITBAND_ADDR_SHIFT + BIT_SHIFT)) - 1)) >> BIT_SHIFT)
// bitmap_cursor_goto_next 可以把cursor往前推一格(+= 4) #define bitmap_cursor_goto_next(cursor)
cursor += 1 << BIT_SHIFT

// for_each_in_bitmap 可以從某一個bitmap的start開始訪問完一塊bitmap
#define for_each_in_bitmap(cursor, bitmap, size, start)
for (cursor = bitmap_cursor(bitmap, start);
bitmap_cursor_id(cursor) < size;
bitmap_cursor_goto_next(cursor))

• bitmap_set_bit(bitmap_cursor_t cursor) - 將cursor設為1
• bitmap_clear_bit(bitmap_cursor_t cursor) - 將cursor設為0
• bitmap_get_bit(bitmap_cursor_t cursor) - 取得cursor值
• bitmap_test_and_set_bit(bitmap_cursor_t cursor) - 測試cursor是否被使用並設為1

參考資料

• http://www.slideshare.net/jserv/f9-microkernel
• http://www.slideshare.net/vh21/2014-0109f9kernelktimer
• ARM System Developer's Guide : Designing and Optimizing System Software<http://eee.guc.edu.eg/Courses/Electronics/ELCT912%20Advanced%20Embedded%20Systems/Lectures/ARM%20System%20Developer's%20Guide.pdf>_
• Bitmap
  • http://en.wikipedia.org/wiki/Bit_array
  • ARM Information Center(2.5. Bit-banding)<http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.dai0179b/CHDJHIDF.html>_
• Init Hook
  • http://kunyichen.wordpress.com/2014/04/18/f9-kernel-%E4%B9%8B-init_hook
  • https://github.com/f9micro/f9-kernel/blob/master/Documentation/init-hooks.txt
• MPU
  • ARM Information Center(4.5. Optional Memory Protection Unit)<hhttp://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.dui0553a/Cihjddef.html>_
• Overview
  • http://www.ertos.nicta.com.au/research/l4/microkernels.pml
  • Wikipedia(Microkernel)<http://en.wikipedia.org/wiki/Microkernel>_
  • Wikipedia(L4_microkernel)<http://en.wikipedia.org/wiki/L4_microkernel>_
• IPC
  • http://www.l4ka.org/l4ka/l4-x2-r7.pdf
• KProbe
  • http://www.arm.com/files/pdf/introToCortex-M3.pdf page 8
  • http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.ddi0337h/BABGEDIG.html
  • http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.ddi0439b/CACIEIBA.html
  • http://infocenter.arm.com/help/index.jsp?topic=/com.arm.doc.ddi0439d/CEGJGDCJ.html