版本 0499f893dd08884c52c14da74c4ab53e4f0cbbc4

rtenv+

共筆

2015 年春季
- hackpad <https://hackpad.com/rtenv-wDf84ASaCcb#:h=Memory-Layout>_
2014 年春季
- hackpad <https://embedded2014.hackpad.com/Rtenv-plus-0VHEYKBpr3D>_

協作者

2015 年春季劉家瑄, 賴弈豪, 陳建霖, 蘇容德, 李洋逸, 戴紹軒
2014 年春季
- 楊震 <https://github.com/Omar002>, 丁士宸<https://github.com/StanleyDing>, 程政罡<https://github.com/marktwtn>, 李昆憶<https://github.com/LanKuDot>, 鄭聖文<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。

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。

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：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_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

.. 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 };
1. 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。
2. 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 };
1. 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。
2. 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。
3. 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。
4. 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。
5. 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
1. 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。
2. 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。
3. 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。
4. 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。

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：
.. image:: /embedded/rtenv-plus/regfile_request.PNG

　　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
1. 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。
2. 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
1. 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。
2. 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。
3. task 再次回到 ready_list 中。
read：讀取指定檔案的資料
1. 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。
2. 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。
3. 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。
4. 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。
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：

.. image:: /embedded/rtenv-plus/block_file_content.PNG

如果是目錄，則其資料長度 (len 欄位) 會包含此目錄下的檔案以及子目錄的資訊，如果是檔案，則只會包含自己的檔案內容。

開啟一個檔案

int open(const char *pathname, int flags);，回傳該檔案的 fd 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:

.. image:: /embedded/rtenv-plus/block_and_regfile_offset.PNG

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

.. 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

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

.. image:: /embedded/rtenv-plus/CPUCLOCK.png

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

.. image:: /embedded/rtenv-plus/st-link.jpg .. image:: /embedded/rtenv-plus/pins.jpg

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

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>_