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nucleus plus深入学习,这些知识还是挺有用的!

发布日期:2019-06-23 08:28 来源:和记h88 发布人:和记娱乐 点击:

  前言: 最近一直都在看nucleus plus,之前看过一些linux内核的一些东西,但都是停留在文字上,代码看的很少,这个nucleus plus内核的代码量不大,看过source code确实对很多OS的知识有了更深入的认识,收获还是挺多的,把学到的东西记录下来。

  一、nucleus plus特点: 1.内核采用微内核的设计,方便移植,资料写着更reliable,但是我不这么认为,与linux相比,以ARM平台为例,NU只用到了SVC mode,内核与用户任务都运行在同一个状态下,也就是说所有的task都拥有访问任何资源的权限,这样很reliable么? 2.real-time OS,NU是一个软实时操作系统(VxWorks是硬实时),thread control component支持多任务以及任务的抢占,对于中断的处理定义了两种服务方式,LISR和HISR,这个与linux中的上、下半部机制类似,linux中的下半部是通过软中断来实现的,NU的HISR只是作为一种优先级总是高于task的任务出现。 3.NU是以library的方式应用的,通过写自己的app task与裁剪后的NU内核及组件链接起来,NU并没有CLI

  2.thread control component TC组件是NU内核的最重要组成部分,主要涵盖了调度、中断、任务的相关操作、锁、时钟几个方面,下面分别介绍。

  每一个HISR都有一个HISR控制的数据结构(HCB HISR control block),其中只有优先级,HISR栈和HISR entry信息,因此HISR是不可以suspend,同时也没有time slice以及signal的相关操作,一般情况下当发生了中断后,HISR被activate,schedule就会调度HISR运行,期间如果不发生中断,HISR的执行是不会被打断的,HISR的优先级只有0、1、2,timer的HISR优先级为2,也就是说由外部中断激活的HISR很难被抢占的,只有更高优先级的中断HISR才可以。与task不同,被激活的HISR使用head_list和tail_list将HCB挂在一个单项的链表上,因为相同优先级的HISR不会抢占对方,因此不需要双向链表,使用两个指针目的是加快HISR执行的速度。

  任务的切换主要是上下文的切换,也就是task栈的切换,函数的调用会保存部分regs和返回地址,这些动作都是编译器来完成的,而OS中的任务切换是运行时(runtime)的一种状态变化,因此编译器也为力,所以对于上下文的保存需要代码来实现。

  任务的抢占是异步的因此必须要通过中断来实现,一般每次timer的中断决定当前的task的slice time是否expired,然后设置TCT_Set_Execute_Task为相同优先级的其他task或更高优先级的task;高优先级的task抢占低优先级的task,一般是外部中断触发,在HISR中resume_task()高优先级的task,然后schedule到高优先级的task中,因为timer的HISR是在系统初始化就已经注册的,只是执行timeout和time slice超时后的操作,并没有执行resume_task的动作。

  前面已经提及了中断的基本操作,这里就写一些代码径的细节,中断的执行主要是两个部分LISR和HISR,分成两个部分的目的就是将关中断的时间最小化,并且在LISR中开中断允许中断的嵌套,以及建立中断优先级,都可以减少中断的延迟,OS的实时性。 NU的中断模式是可重入的中断处理方式,也就是基于中断优先级和嵌套的模式,中断的嵌套在处理的过程中应对lr_irq_mode寄存器进行保存,因为高优先级的中断发生时会覆盖掉低优先级中断的r14和spsr,因此要利用系统的栈来保存中断栈。

  NU对于中断上下文的保存具体操作如下: (1)在中断发生后执行的入口函数INT_IRQ()中,将r0-r4保存至irq的栈中 (2)查找到对应的interrupt_shell(),clear中断源,更新全局的中断计数器,然后进行interrupt_contex_save (3)首先利用r1,r2,r3保存irq模式下的sp,lr,spsr,这里sp是用来切换至系统栈后拷贝lr和spsr的,这里保存lr和spsr是目的是task被抢占后,当再次schedule时可以返回task之前的状态。 (4)切换至SVC模式,如果嵌套的中断则保存上下文至task stack中,将irq模式下的lr作为顶端PC的返回值入栈,将SVC模式下的r6-r14入栈,将irq模式下的sp保存至r4中入栈,最后将保存在irq_stack中的r0-r4入栈 (5)如果是嵌套中断,中断的嵌套发生在LISR中,在执行LISR时已经切换至system stack,因此嵌套中断要将中断的上下文保存至system stack中,与task stack中interrupt stack相比只是少了栈顶用来标记嵌套的标志(1 not nested) (6)有一个分支判断,就是如果当前线程是空,即TCD_Current_Thread == NULL,表明当前是schedule中,因为初始化线程是关中断的,这样就不为schedule线程建立栈帧,因为schedule不需要保存上下文,在restore中断上下文时直接跳转至schedule。

  中断上下文的恢复 全局的中断计数器INT_Count是否为0来判定当前出栈的信息,如果是嵌套则返回LISR中,否则切换至system stack执行schedule

  (2)的实现也是依赖于全局的time slice时间轴,每一个task在执行时都会将自己的时间片信息更新至全局的时间轴上,当一个task的time slice执行完在timer HISR中调用TCC_task_Timeout将当前的task放在相同优先级list的最尾端,并设置下一个最高优先级的任务。task在执行的过程中只有被中断后time slice会保存下来,其他让出处理器的情况都会将time slice更新为预设值。

  protect protect与linux的锁机制类似,互斥访问,利用开关中断来实现,并且拥有protect的task是不可以suspend的,必须要将protect后才可以挂起,当一个优先级较低的task占有protect资源,如果被抢占,一个高优先级的task或HISR在请求protect资源时会执行TCC_schedule_protect()让出处理器给低优先级的task执行,直到低优先级的task执行unprotect()为止,此时task或HISR建立的是solicited stack,同时在control_to_thread前开关中断一次,这样可以减少一次上下文的切换。NU中常用到的是system_protect,它就是一把大锁,内核中所有全局数据结构的顺序访问,粒度很大。

  对于protect的请求按照一定的顺序可以防止死锁,NU的源码中一般将system_protect资源的请求放在后面,其他如DM_protect先请求。

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