版本 a3327e222091494f2c1b40fbaa10a696117555c8
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- 2015 年春季: hackpad, Context Switch hackpad
- 2014 年春季: hackpad
作業系統架構
Execution modes
- User (non-privileged) mode
- has limited access to the MSR and MRS instructions, and cannot use the CPS instruction
- cannot access the system timer, NVIC, or system control block
- might have restricted access to memory or peripherals.
Privileged mode
software can use all the instructions and has access to all resources.
Operation mode
- Thread mode
- The Cortex-M3 提供
Privileged
and User (non-privileged
) execution - Privileged mode在code執行時可full access
- non-privileged是limited。
- Handler mode
只有在exception發生時進入,且必為Privileged。
Main and Process Stacks
- MSP:Main Stack Pointer
- 一開始程式進入即為MSP
- PSP:Process Stack Pointer
- 這是Programmer可以自己利用,在切換task間的SP。就是可以讓每個task有自己的sp。
Context Switch
Kernel Mode 與 User Mode 間的轉換
kernel mode — activate()
—> user mode — syscall
or interrupt —> exception — exception handler —> kernel mode
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
]r7pop 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。
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(從低位到高位),
* 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;
}
Exception (Cortex-M3)
Cortex-M3有支援許多不同的Exception types
這裡我以SVC來做說明。
當呼叫SVC 0時,SVC會觸發exception number 11並且發生exception entry
Exception Entry
進入exception的條件:
要在thread mode
或者,要進入的exception的priority比正在執行的還高,則preempts,
若已有其他exception正在handle,則exception變成巢狀的(exception中還有exception)。
而無論exception是 tail-chained或late-arriving exception,都會自動依序將xPSR, PC, LR, R12(ip), R3, R2, R1, R0 push進去
- tail-chained
- 當一exception handler完成時,若這時剛好有其他在等待的exception符合exception entry的條件時,並要進入時,則剛剛完成的exception handler的最後就不用pop,直接執行下一個exception handler。用來加速exception servicing。
- late-arriving
- 當一exception在執行state saving時,若此時有high priority的exception進入的話,則不用中斷此state saving,因為他們是來自同一state。用來加速exception的preemption。
而當此state saving完成後才會開始執行exception handler,而同時,processor也會將EXC_RETURN寫入LR
- EXC_RETURN的功能是,他要記錄你在發生exception前你的sp是位在psp還是msp,且你是在handler mode 還是 thread mode,以便得知exception return時應該有的行為。
Exception Return
exception有進就要有出。
exception return的條件: - 在Handler mode發生,且要使PC被設為EXC_RETURN。
將PC設為EXC_RETURN是為了要讓exception得的機制知道exception完成了, 藉由偵測31~4bits, 當全為 f 時,processor會detect到他不是一個一般的branch,並且會開始執行exception return的部分。
這張圖很清楚的說明exception return做了甚麼事。
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: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()
,- 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。
- 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
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:- 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。
- 在離開
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。Exception return:當 LR 值為 EXC_RETURN 之一: 0xfffffffd 時,
- processor 會轉回 thread mode
- 從 process stack 取回 exception 時所 push 進去的 registers
- 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()。.. 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。
與 POSIX fork 差別
不同於 POSIX fork 的使用是架構在 virtual memory 上,rtenv-plus 只是單純地將母 task 在記憶體中所使用的 stack 完完整整地複製一份到子 task 所對應的 stack。
在 file descriptor 方面,因為 rtenv-plus 並沒有所謂的 file descriptor table,所以如果母 task 有開檔的話,子 task 也只是單純繼承 file descriptor 的值而已。
rtenv-plus 的 fork 與在同樣沒有 virtual memory 支援下所使用的 vfork 也有非常大的不同處。
- vfork 在產生子 task 後,會先將母 task suspend 直到子 task 結束為止。而 rtenv-plus 則是兩個 task 能夠同時存在。
- 在記憶體使用方面,vfork 的兩個 task 會使用同一個實體記憶體位置,不同於 rtenv-plus 兩個 task 用的是不同的實體記憶體位置。
另外,在其它系統上,子 task 的 PPID 會是其母 task 的 PID,所以兩者之間可以有互動,例如母 task 等待子 task 結束。但在 rtenv-plus 上,因為沒有實作 PPID ,所以兩個 task 基本上是獨立運作而互不干擾的。
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
list
實作檔案:list.c
類型:cyclic double linked list
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];
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
判別 ready_list
中的 element 是否為 empty,則觀察有沒有 task 被 push 到該 element 中
觸發 scheduler 選擇下一個執行的 task 有三種狀況
SysTick_Handler
:STM32F4 系統時鐘預設為 168MHz
.. code-block:: c
SysTick_Config(configCPU_CLOCK_HZ / configTICK_RATE_HZ);
configCPU_CLOCK_HZ 為 72MHz, configTICK_RATE_HZ 為 100, ( 72M/100 ) /168M = 4.29m,每經過 4.29ms 就會觸發一次 SysTick_Handler
USART2_IRQHandler
:STM32F4 與週邊裝置或是連結的電腦傳輸資料時,usart2所觸發的中斷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_monitorevent_monitor_find_free
:找尋有無尚未被使用的 sensorevent_monitor_register
:為 handler 裝上 sendorevent_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 pendingevent_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 函數的參數以及原本 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
int 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
int getpid();
回傳該 task 之 pid,也就是 current_task。
0x3:write
int write(int fd, const void *buf, size_t count);
fd 是對應的 file descriptor,buf 則是要被寫入的地方,count 則是要寫入多少資料
實現行程之間的溝通以及檔案系統的實作。 根據不同檔案類型,用 writable(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
確認是否可寫入,若可以則執行定義好的 write(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
( 非system call )
0x4:read
int read(int fd, void *buf, size_t count);
fd 是對應的 file descriptor,buf 則是要被讀取的地方,count 則是要讀取多少資料
實現行程之間的溝通以及檔案系統的實作。 根據不同檔案類型,用 readable(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
確認是否可寫入,若可以則執行定義好的 read(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
( 非system call )
0x5:interrupt_wait
void interrupt_wait(int intr);
intr 為特定的 interrupt 編號
透過 NVIC_EnableIRQ(tasks[current_task].stack->r0);
啟動特定的 interrupt 使之後能夠被觸發,task 必須在 interrupt 被觸發之後才可以繼續執行,於是先使用 event_monitor_block
擋住 task,task的狀態變成TASK_WAIT_INTR。
0x6:getpriority
int getpriority(int who);
who 決定選擇哪個 task,0為 tasks[current_task]
回傳 task 的優先權。
0x7:setpriority
int setpriority(int who, int value);
who 決定選擇哪個 task,0為 tasks[current_task],value 則是優先權大小
設定 task 的優先權,優先權不小於 0 也不大於 PRIORITY_LIMIT,除了設定 current_task 的優先權之外,也可以更改其他 task 的優先權。
0x8:mknod
int mknod(int fd, int mode, int dev);
fd 是對應的 file descriptor,mode 不影響,dev 決定 file_operation 結構為哪種檔案類型
改變傳入對應參數 files[fd] 所指向的 file_operation 結構,結構包含write,writable,read,readable,lseek,lseekable 函式(不是 system call 的函式)。
0x9:sleep
void sleep(unsigned int);
unsigned int 表示需等待幾次 SysTick 發生
將 tasks[current_task] 擋住,狀態變成 TASK_WAIT_TIME,等待觸發 SysTick_Handler
,且觸發次數必須為 unsigned int 之值,才能繼續執行。
0xa:lseek
void lseek(int fd, int offset, int whence);
fd 是對應的 file descriptor,offset 是偏移量,whence 則是決定讀寫頭一開始會指到哪裡
實現檔案系統的實作。 根據不同檔案類型,用 lseekable(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
確認是否可寫入,若可以則執行定義好的 lseek(struct file*, struct file_request*, struct event_monitor *)
( 非system call )
default:
此狀況為因應其他非 SVC_Handler 的 interrupt,如SysTick_Handler與USART2_IRQHandler。 SysTick_Handler:timeup 設定為1,使之後進行選擇哪一個 task 來執行,並且釋放狀態為 TASK_WAIT_TIME 的 task(但要符合條件)。 USART2_IRQHandler:關掉特定的 interrupt 使之不能夠被觸發,並且釋放狀態為 TASK_WAIT_INTR 的 task。
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
- 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。
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:
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:
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。
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 )。- 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 };
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。
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 };
- 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。 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。- 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
。 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。- 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
- 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。 - 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。
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
。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。- 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
。 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。
- 外部 task 對此 fd 作 read 的請求,執行
write:block file 是唯讀的,無法寫入。回傳:-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。 - 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);
。 - 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。
- 如果外部對 block file 提出寫入請求,
Register File( S_IFREG )
透過
romfs_server()
註冊的檔案,類型為 S_IFREG ,皆由romfs_server()
來管理。亦是一種 block file descriptor,從 block file 讀取資料。資料結構:
.. code-block:: c
struct romfs_file { int fd; // fd number int device; // 該檔案資料所在的 fd number int start; // 在檔案資料中的資料起點 size_t len; // 在檔案資料中的長度 };
.. code-block:: c
struct regfile { struct file file; // 所屬的 fd number 以及 regfile operations int driver_pid; // 所屬 driver ( 註冊此 fd 的 task ) 的 pid struct file *driver_file; // 所屬 driver 的 fd file int event; // regfile 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; // regfile 的讀寫頭位置 char buf[REGFILE_BUF]; // buffer /* response */ int transfer_len; //
};
Event Handler:
int regfile_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。
register file 對於 lseek、read、write 的請求一樣可以分成兩大類,一類是外部對於 register file descriptor 的請求 ( regfile_request_ 系列 ),一類是 block file device 對於 reigster file descriptor 的請求 ( regfile_driver_系列 )。但是請求過程與 block file 有些許不同,block file 是直接向 block device 發出請求,而 register file 則是間接透過
romfs_server()
來向 block device 發出請求。regfile_request_****able
- 第一次請求( request_pid 為 0 ):先對
romfs_server()
發出請求,如下表:
- 第一次請求( request_pid 為 0 ):先對
將 fs_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。regfile_driver_****able
- FILE_ACCESS_ACCEPT:只有在有 task 想要 access regfile fd 時 ( buzy = 1 )
- FILE_ACCESS_ERROR:如果沒有 task 請求 access 該 regfile fd
regfile_response
:將指定資料傳送到指定的 register file descriptor,透過這些資訊 file descriptor 可以從 block device 取得資料。.. code-block:: c
struct regfile_response response { int transfer_len; // 請求讀取的長度 char *buf; // 請求資料的起點 };
lseek:
void lseek(int fd, int offset, int whence);
:設定檔案讀寫頭的位置,回傳:讀寫頭的新位置- 由外部 task 發出請求,第一次請求存取 regfile fd。
regfile_request_lseekable
透過 IPC 將 fs_request 傳送到romfs_server()
,task 會被 push 到 event list 上,進入 TASK_WAIT_WRITE 狀態,等待 driver 的處理。 romfs_server()
執行 FS_CMD_SEEK 指令。先計算讀寫頭的位置,再使用 SEEK_SET 向請求的 fd 設置讀寫頭。
- SEEK_SET:為 offset 所指定的位置
- SEEK_CUR:目前讀寫頭的位置加上 offset
- SEEK_END:資料終點的位置加上 offset
- 由 driver 發出的請求,而且該 fd 正有 task 要求存取,執行
regfile_driver_lseek()
。將已經計算過後新的讀寫頭位置存到該 fd 的 request_len。driver 完成處理,發出 pending 讓外部 task 重新發出請求。 - 透過
event_monitor_serve()
,外部 task 重新發出請求後,是第二次發出請求。regfile_request_lseek()
將 driver 存放在 request_len 的值拿來更新 fd 的讀寫頭位置。 - task 再次回到 ready_list 中。
- 由外部 task 發出請求,第一次請求存取 regfile fd。
read:讀取指定檔案的資料
- 外部 task 對 regfile fd 先發出第一次 read 請求,
regfile_request_readable()
透過 IPC 將 fs_request 傳送給romfs_server()
,而外部 task 被 push 到 event list,進入 TASK_WAIT_READ 的狀態,等待 driver 的處理。 romfs_server()
執行 FS_CMD_READ 指令。先計算在 block device 的讀取區間,然後設定 block fd 的讀寫頭,並透過 block fd 從 block device 讀取指定大小的資料。- 將從 block device 讀取到的資料,寫入到外部請求讀取的 fd 中。由於是 driver 發出的寫入請求,所以執行
regfile_driver_write()
,會將 driver 暫存的讀取資料寫到 regfile fd 的 buffer 中,並將寫入長度存到 transfer_len 的欄位中,並發出 event pending。 - 透過
event_monitor_serve()
,外部 task 再度發出 read 請求,是第二次發出請求,所以執行regfile_request_read()
,將存在 regfile fd buffer 的資料複製到使用者提供的 buffer,更新 regfile fd 的讀寫頭位置,並回傳讀取大小。
- 外部 task 對 regfile fd 先發出第一次 read 請求,
write:檔案是 read only,所以一定回傳 -1。
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:
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 number
透過 IPC 將請求的檔名傳送到
pathserver()
。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。romfs_server()
開始找尋檔案資訊: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。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。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。
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,設置其在 block device 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 number 給最初呼叫的 task。
.. code-block:: c
struct romfs_file {
int fd; // fd number
int device; // 該檔案資料所在的 fd ( block device ) number
int start; // 檔頭所表記的資料起點 ( offset )
size_t len; // 檔頭所標記的長度
};
- 第一次開啟檔案後,會將路徑存到
pathserver()
,讓第二次之後的開檔可以直接在pathserver()
中找到並回傳 fd number,節省尋找時間。且第二次作 lseek 是透過romfs_server()
而非romdev_driver()
。
讀取外部檔案資料
外部檔案資料的 file descriptor 都會被註冊為 register file,所以執行 read 指令時,會透過 romfs_server()
向 romdev_driver()
存取 block device 的資料。每個 regfile fd 的讀寫頭起初都會被配置在其檔頭後面所帶的資料起點,如下圖:
讀取詳細過程可以參考 register file 條目的 read 細項。
移植過程
- 將舊的函式庫移除
- 註解硬體相關的函式庫
- 嘗試編譯
- 找出相依的 function
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
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
- 程式死了
- gdb 下去追
- 修掉架構相關的 bug
- 修改架構所需的常數
安裝與測試
- 下載 rtenv-plus 程式碼
https://github.com/StanleyDing/rtenv-plus
或
https://github.com/Omar002/rtenv-plus
- 安裝 st-link
http://github.com/texane/stlink.git
- 安裝 screen
sudo apt-get install screen
- 把線接好
- 燒錄 rtenv-plus
- 進入 rtenv-plus 資料夾
make
make flash
- 開啟 screen
screen /dev/ttyUSB0 115200 8n1
- 按下板子上的 reset 按鈕
gdb
- 如欲使用 gdb ,先安裝 arm toolchain
sudo apt-get install gcc-arm-none-eabi
- 執行 st-util
sudo st-util
- 執行 arm-none-eabi-gdb
- 到 rtenv-plus/build/
$arm-none-eabi-gdb main.elf
- 設定 gdb 目標
(gdb) target remote :4242
硬體驅動原理
效能表現
參考資料
.. [#] Cortex-M3 Exception Entry
.. [#] Cortex-M3 Exception Return
.. [#] Cortex-M3 Execution Modes
.. [#] Cortex-M3 Processor mode and privilege levels for software execution
.. [#] WikiPedia: Event Monitoring
.. [#] File,hackpad,廖健富