PowerPC

常用寄存器

异常处理

系统初始化和启动

链接和存储分布

链接脚本分析

init_table和zero_table

启动代码和RAM分布

从main()到第一个Task执行

Task创建和Heap初始化

创建Queue

Task执行

内存占用分析

总结

中断

中断和堆栈

外部中断过程

系统调用过程

关于抢占

PowerPC

CPU不仅仅是一种计算资源，它为操作系统的实现提供了基本逻辑机制和物理支持。比如CPU可以提供特权态和用户态，以及迁移方法，为现代操作系统内核和用户程序权限的分离提供了基础。因此，想要深入理解Freertos的运行机制，需要了解相应的CPU架构。我们的项目中采用了NXP MPC57XX，即PowerPC架构。

PowerPC是IBM推出的精简指令集计算机。这里简单介绍一下对于CPU来说非常重要的两种资源—寄存器和异常处理。

常用寄存器

PowerPC 的应用级寄存器分为三类：通用寄存器（GPR）、浮点寄存器（FPR]）和专用寄存器（SPR）。

需要特别注意的寄存器如下：

1，GPR中的R1寄存器在我们的系统中充当栈指针寄存器SP。

2，MSR CPU状态寄存器。

3，SPR 给出处理器核心内部资源的状态并对其进行控制

指令地址寄存器（Instruction Address Register，IAR），即PC寄存器。
它是当前指令的地址。IAR 主要是由调试器使用，显示将要被执行的下一条指令。*5746C芯片手册中没有该寄存器，需要调查与SRR0寄存器的关系。
链接寄存器（Link Register，LR）
这个寄存器存放的是函数调用结束处的返回地址。某些转移指令可以自动加载 LR 到转移之后的指令。每个转移指令编码中都有一个 LK 位。如果 LK 为 1，转移指令就会将程序计数器移为 LR 中的地址。而且，条件转移指令 bclr 转移到 LR 中的值。
定点异常寄存器（Fixed-Point Exception Register，XER）
这个寄存器存放整数运算操作的进位以及溢出信息。它还存放某些整数运算操作的进位输入以及加载和存储指令（ lswx 和 stswx ）中传输的字节数。
计数寄存器（Count Register，CTR）
这个寄存器中存放了一个循环计数器，会随特定转移操作而递减。条件转移指令 bcctr 转移到 CTR 中的值。
条件寄存器（Condition Register，CR）

详情请参见如下链接：

IBM Developer 正在整合其语言站点组合。 – IBM Developer

异常处理

操作系统的实现依赖于CPU所能提供的中断和异常处理机制。

PowerPC CPU提供了几种基本的中断类型（参见5746C芯片手册63章Exception小节），对于我们来说，比较常见的有Machine Check，External Input，System Call。

Machine Check由CPU检测到某些系统错误时产生，比如非法访问，bus error。
External Input就是我们所说的外部中断，我们系统中所配的CAN, Watch Dog, DMA, Uart，硬件定时器等中断都属于这种中断，实际上，Freertos的心跳也是外部中断，使用的是硬件定时器。
System Call中断是软件产生中断的机制，一般在系统调用时使用，用来从用户态进入内核态，使用内核所提供的功能。Freertos的目前只有三个系统调用使用了System Call：vPortYield，xPortRaisePrivilege，vPortLowerPrivilege。从这里可以看出，Freertos很多的API并不是在内核上下文中执行，而是在调用Task本身的上下文中。

所以，可以把我们开发过程中遇到的中断大致分为两类。PowerPC CPU中断和外部中断。他们之间的关系是：外部中断是PowerPC CPU中断的一种。由此，我们也可以在我们的系统里找到两个中断向量表。

Power PC的CPU中断的处理函数定义在interrupt_vectors.S(core_exceptions_table)文件中。我们平常所配的外部中断，其中断向量表定义在startup_MPC5746C.S(intc_vector_table)文件中。

外部中断到来时，CPU先根据core_exceptions_table找到相应的处理函数，在该汇编函数中再通过查找中断向量表intc_vector_table，找到具体的处理函数，也就是一般我们定义的CAN,DMA，KL15等中断的处理函数。详细过程请参见第三章。

系统初始化和启动

本节的最终目的是理解RAM中的数据分布，和系统中各寄存器的作用和更新时机，以及Freertos中关键变量的作用和使用方法。

链接和存储分布

首先介绍一下在这一过程中涉及到的几个重点概念：GNU 链接脚本，init_table，zero_table，启动代码。

其中，链接脚本为linker_flash.ld文件，而init_table，zero_table，启动代码都存在于startup_MPC5746C.S文件中。

工程编译阶段，链接器会根据链接脚本的配置扫描所有源文件并进行如下动作

计算各SECTION在Flash和RAM中的位置。
根据上面的计算结果，对init_table、zero_table和其他一些记录SECTION地址的变量赋值。init_table和zero_table记录了启动时，需要拷贝到RAM中的SECTION在Flash和RAM的开始/结束地址。启动时，启动代码会根据这两个table将Flash中部分内容加载到RAM中。
指定启动代码的入口位置。

在我们的系统中，init_table主要指定了data SECTION(已初始化全局变量)和外部中断向量表在Flash和RAM中的地址。zero_table指定了bss SECTION，即未初始化全局变量在Flash和RAM中的地址。

由此可见，text SECTION，即代码段没有copy到RAM里面，所以我们的系统中，所有的代码都在Flash中执行。

链接脚本分析

GNU LD脚本简介：

GNU LD 脚本学习笔记 - windtail - 博客园

主要包含m_text, m_data两个地址段。这两个段规定了各数据结构在Flash和RAM中的地址，其中m_text段规定了Flash中的数据分布，m_data段规定了RAM中的数据分布

Flash	说明	是否需要copy到RAM中
cpu0_reset_vector
cpu2_reset_vector
startup	记录启动代码在Flash中的位置。	否
core_exceptions_table	PowerPC CPU异常向量表，外部中断是CPU异常中的一项（IVOR4)。	否
intc_vector_table	外部中断向量表	是
text	代码	否
init_table	记录了data段和外部中断向量表在Flash和RAM中的位置。在启动代码中会利用该table将这两部分内容从Flash拷贝到RAM指定位置。	否
zero_table	记录了bss段在Flash和RAM中的位置。在启动代码中会利用该table将RAM未初始化全局变量清0	否
interrupts_ram	规定外部中断像量表在RAM中的位置	启动代码根据init_table，将intc_vector_table拷贝到这里
data	规定已初始化全局变量在Flash和RAM中的位置	是，启动代码根据init_table进行拷贝。
bss	规定未初始化全局变量在Flash和RAM中的位置	不拷贝，根据zero_table，将RAM相应位置初始化为0
stack	规定系统堆栈在Flash和RAM中的位置。这部分堆栈用于中断处理程序和Freertos内核，不同于Task和malloc所用堆栈。	不拷贝，根据本段初始化系统堆栈和堆栈指针。

init_table和zero_table

init_table和zero_table的定义如下。其实很多段是空的，需要主要关注的为加粗部分。这些变量的赋值都可以在链接脚本中找到。

/* Init table */
    .section .init_table, "a"
    .long 5
    .long __VECTOR_TABLE
    .long __VECTOR_RAM
    .long __VECTOR_TABLE_COPY_END
    .long __CUSTOM_ROM
    .long __CUSTOM_RAM
    .long __CUSTOM_END
    .long __DATA_ROM
    .long __DATA_RAM
    .long __DATA_END
    .long __SDATA_ROM
    .long __SDATA_RAM
    .long __SDATA_END
    .long __CODE_ROM
    .long __CODE_RAM
    .long __CODE_END
/* Zero table */
    .section .zero_table, "a"
    .long 2
    .long __SBSS_START
    .long __SBSS_END
    .long __BSS_START
    .long __BSS_END

启动代码和RAM分布

启动代码的位置由链接脚本指定。linker_flash.ld中将_start符号指定为启动位置：ENTRY(_start)。_start符号位于startup_MPC5746C.S中。

我们跟踪一下它所进行的动作。

关闭中断。wrteei 0
初始化通用和专用寄存器
关闭Watch Dog
配置系统栈指针，将R1寄存器赋值为链接脚本中的__SP_INIT
系统初始化：SystemInit()
1. 通过MC_ME寄存器配置并使能CPU2
2. 为当前core配置外部中断控制器
3. 配置PowerPC CPU中断向量表，即core_exceptions_table/VTABLE。
4. 配置CPU的DMA访问权限。
data,bss,中断向量表初始化：init_data_bss()
1. 从链接脚本定义的符号__COPY_TABLE和__ZERO_TABLE取出init_table和zero_table的地址。
2. 利用init_table将外部中断向量表和已初始化全局变量copy到RAM中
3. 将当前CPU的外部中断向量表赋值为intc_vector_table。 *s_vectors[coreId] = (uint32_t)__VECTOR_RAM; s_vectors存的是寄存器INTC_IACKR的地址，该寄存器保存了外部中断控制器的中断向量表基地址。
4. 利用zero_table将RAM中未初始化全局变量的所在区域都赋值为0.
使能中断：wrteei 1
跳转main函数执行。e_bl main

此时内存分布大致如下图：

图1.1

从main()到第一个Task执行

*我们的main函数中首先使能了一些驱动，特别是在wvdTskConfig_Init中会使能某些中断，调用各Task的API。这样做可能会有问题，因为此时Freertos调度尚未开始，而中断处理函数或Task的API中可能会使用一些敏感的Freertos API，造成系统异常。

这是一个待修改的课题。我们这里的讨论先忽略这一部分。

除此之外，我们main函数里进行的第一个动作是调用xTaskCreate创建Task。xTaskCreate中需要调用pvPortMalloc为Task分配TCB结构和堆栈，而第一次调用pvPortMalloc会初始化堆，所以我们要同步分析一下堆的初始化和分配策略。

Task创建和Heap初始化

我们系统采用的堆分配策略为heap4.c,可参见如下链接：轻量级操作系统FreeRTOS的内存操作机制（三） - 吴跃前 - 博客园

首先要说明的是Freertos的堆是一个全局变量，应当位于bss段并且在启动代码中被初始化为全0。并且，这个堆要和链接脚本中的stack Section做区别，那个多为中断使用。其定义如下。

static uint8_t ucHeap[ configTOTAL_HEAP_SIZE ];

configTOTAL_HEAP_SIZE目前在我们的系统中定义为：FreeRTOSConfig.h:#define configTOTAL_HEAP_SIZE ( ( size_t ) 81920 )。约80K。

pvPortMalloc的调用过程如下。

判断是否为第一次malloc，如果是，则调用prvHeapInit()初始化堆。
1. 根据ucHeap的地址和大小初始化空闲Block链表xStart和pxEnd。此时只有一个空闲Block。
2. 赋值xMinimumEverFreeBytesRemaining，用来记录历史最小堆空间。
3. 赋值xFreeBytesRemaining，用来记录剩余的堆空间大小。
4. xBlockAllocatedBi
如果申请的空间小于xFreeBytesRemaining，则开始通过xStart和pxEnd查找第一符合要求的Block。如果能找到则分配空间。
更新xFreeBytesRemaining和xMinimumEverFreeBytesRemaining

xTaskCreate创建Task的过程如下：

判断堆栈是向上增长还是向下增长，我们的系统里面现在配置为向下增长：portmacro.h: #define portSTACK_GROWTH ( -1 )
调用pvPortMalloc为Task分配栈空间。
调用pvPortMalloc为Task的TCB结构分配空间
初始化Task: prvInitialiseNewTask()，主要是初始化TCB结构并构造第一个栈帧。
1. 记录栈地址，优先级，Name等等各项属性到TCP结构
2. 设置State和Event列表*需要继续调查。
3. 调用pxPortInitialiseStack()构建第一个栈帧，让Task看起来像已经执行过。这时候，函数指针pxTaskCode会赋给栈中LR寄存器和SRR0（saved address of offending instruction）寄存器对应的地址，这样当Task开始执行时，将堆栈弹出，就会从我们写的第一行代码开始执行。
将Task加入Ready列表：prvAddNewTaskToReadyList()
1. 首先进入临界区，防止在更新Task list时被中断打断，中断中也有可能更新task list. taskENTER_CRITICAL()
2. 如果没有当前任务，则将其设为当前任务pxCurrentTCB = pxNewTCB;如果已经有Task了，则比较两个Task的优先级，将pxCurrentTCB赋值为高优先级Task的TCB结构。
3. 如果这是第一个Task则调用prvInitialiseTaskLists来初始化Task list。（使用全局变量uxCurrentNumberOfTasks来判断是否是第一个Task）该函数中会初始化各优先级的Readylist，同时初始化DelayedTaskList。*各List的详细作用后续调查。
4. 调用prvAddTaskToReadyList将该Task追加至所在优先级的Ready list的末尾。该过程中也会更新全局变量uxTopReadyPriority为当前最高就绪Task优先级。
5. 退出临界区。
6. 如果调度已经开始，并且该Task是优先级最高的Task则调入执行：taskYIELD_IF_USING_PREEMPTION。不过我们的系统里不存在这种情况，我们是先创建所有Task，后开始调度。

*待更新：此时内存分布

创建Queue

xQueueGenericCreate

计算Queue数据存储占用空间，uxQueueLength * uxItemSize。
调用pvPortMalloc为Queue管理结构Queue_t和数据存储分配空间。所以Queue是位于堆中的。
prvInitialiseNewQueue（）：初始化Queue_t结构。并通过Queue_t的xTasksWaitingToSend判断是否有Task正在写入该Queue，如果是的话则调用queueYIELD_IF_USING_PREEMPTION进行调度，该函数会调用xPortSyscall，调用号为0。
通过se_sc命令发起SystemCall中断，系统调用号存于r3寄存器

在interrupt_vectors.S 文件里的core_exceptions_table/VTABLE中断向量表中，查找并进入SysemCall的中断处理函数，名字也是xPortSyscall。
该函数中发现需要调用vPortYield，该函数中会对当前Task进行压栈，切换到系统堆栈并最终跳转vTaskSwitchContext。详见第三章系统调用过程分析。

*待更新：此时内存分布

Task执行

上面的工作完成后，下一步是开始调度。

vTaskStartScheduler()

创建idle Task。*待完善
创建Timer Task。*待完善
关中断
初始化系统心跳数为0，xTickCount = ( TickType_t ) 0U
设置系统心跳中断，开始调度。xPortStartScheduler()：
1. 通过INT_SYS_InstallHandler安装中断处理函数vPortTickISR（）。该函数会通过__VECTOR_RAM变量找到ram中的外部中断向量表，并修改对应的函数指针。
2. 使能系统心跳中断，设置中断优先级，设置心跳间隔。
运行第一个Task: vPortStartFirstTask()
1. 因为这里要切换到Task中执行，切换堆栈。所以第一步保存系统堆栈指针到全局变量pxSystemStackPointer。即把当前R1寄存器的保存到pxSystemStackPointer。
2. 通过全局变量pxCurrentTCB找到当前Task的TCB结构。这个变量前面创建Task的时候已经被赋值为我们创建的最高优先级的Task。见xTaskCreate的5.b小节。
  根据该TCB结构找到该Task的堆栈指针，并赋值给R1寄存器。
3. portRESTORE_CONTEXT：利用R1寄存器弹出堆栈。这时候，LR,R1,SRR,CTR等等寄存器都被更新，做好了进入Task执行的准备。还记得，Task的第一个堆栈是在xTaskCreate的4.c小节特意构造的，所以下一步就是进入Task函数的第一条指令进行执行。
4. 利用se_rfi指令切换上下文。进入Task执行。

从此Task就开始执行了。Freertos的调度和抢占也就开始了。最常见的调度就是在上面第五步设置的定周期系统心跳中断。我们看一下这个中断里干了什么。

vPortTickISR()

当系统心跳（此为硬件定时器中断，时外部中断的一种，该中断触发时的系统堆栈切换在第三章介绍）超时的时候，vPortTickISR()会被调用：

关闭中断：vPortMaskInterrupts->wrteei 0 *
xTaskIncrementTick：递增系统心跳计数xTickCount，并判断是否需要调度。
1. 如果心跳计数大于xNextTaskUnblockTime，则遍历pxDelayedTaskList中是否有定时超时的Task。如果没有，则更新xNextTaskUnblockTime为最近的要超时的Task的超时时间。
  如果有的话，就将找到的这些Task移出Block List，移出Event List，移入Ready List。如果找到的Task的优先级中，有大于当前Task(pxCurrentTCB)优先级的Task。则判断为需要调度。
2. 如果当前优先级的Ready List大于1，也判断为需要调度。因为Freetros中，相同优先级的Task采用时间片轮转，当前Task既然已经运行了一个时间片，就要调另一个相同优先级的Task来执行。
3. 返回是否需要调度标志位。
prvPortTimerReset()
如果第二步判断是需要调度，则通过vTaskSwitchContext切换Task。
1. 通过全局变量uxSchedulerSuspended判断当前是否已停止调度，如果是的话则赋值xYieldPending = pdTRUE，如果不是则进行如下操作
2. 设置xYieldPending = pdFALSE，更新Task统计信息，调用taskCHECK_FOR_STACK_OVERFLOW检查栈溢出。
3. 调用taskSELECT_HIGHEST_PRIORITY_TASK挑选下一个要执行的Task。
  1. 通过全局变量uxTopReadyPriority获取当前最高就绪Task优先级。
  2. 查找该优先级ReadyTaskList，获取该列表第一个元素的TCB结构，并赋值给pxCurrentTCB。
至此，下一个时间片要执行的Task已经选定好。vPortTickISR结束后会返回到外部中断处理函数vPortISRHandler中，该函数会调用portPOP_TASK将pxCurrentTCB中保存的堆栈指针更新到r1寄存器，然后调用portRESTORE_CONTEXT将r1所指向的堆栈加载到CPU各寄存器中。这样，vPortISRHandler返回后CPU就会执行pxCurrentTCB所指向的Task。详情见第三章外部中断过程。

内存占用分析

总结

中断

中断和堆栈

外部中断使用的是系统堆栈，即图1.1的System Stack。System Stack的大小和地址在编译时根据链接脚本linker_flash.ld确定。具体的来说，栈底的地址会存放于符号__SP_INIT中。

系统启动时，startup_MPC5746C.S中的启动代码会将__SP_INIT赋值到r1寄存器。在这之后函数调用开始进行。

从启动代码到Task开始调用之前，所有的函数调用都是用的这个堆栈。第二章Task执行小节的第6步讲到，vTaskStartScheduler会调用vPortStartFirstTask函数，该函数会将系统运行到此时的r1寄存器的值保存到全局变量 pxSystemStackPointer中，之后CPU转到Task的堆栈中执行。之后外部中断触发时，cpu会根据CPU异常向量表core_exceptions_table跳转到vPortISRHandler中执行，该函数会调用portLOAD_SYSTEM_STACK_POINTER将之前保存在pxSystemStackPointer中的值加载到r1寄存器，之后才会跳转具体的中断服务函数。

所以，我们所配置的外部中断都跑在System Stack里面。同时，中断结束时，全局变量 pxSystemStackPointer用来保存System Stack的栈指针。

外部中断过程

第一章说过我们系统里的中断大致可分为两个层次，CPU中断和外部中断，外部中断时CPU中断的一种，即0x40 External Input(图3.1)，详见芯片手册63.8节。

还记得在SystemInit()函数中将core_exceptions_table配置到CPU的IVPR寄存器中的(第二章启动代码和RAM分布小结第5步)，所以当0x40即外部中断到来时，CPU将查找core_exceptions_table并跳转到函数vPortISRHandler(图3.2)中执行。

图3.1

图3.2

我们来详细分析一下这个过程：

CPU收到0x40中断，通过IVPR寄存器保存的中断向量表core_exceptions_table找到并跳转外部中断处理函数vPortISRHandler。 e_b vPortISRHandler
vPortISRHandler函数中：
1. 调用portSAVE_CONTEXT，利用r1寄存器将当前的CPU各寄存器保存到当前的堆栈，即当前Task的堆栈。
2. 调用portPUSH_TASK，将当前的r1寄存器的值保存到pxCurrentTCB中，即当前Task的TCB结构中。
3. 从pxSystemStackPointer读出System Stack的堆栈指针赋给r1寄存器，切换到系统堆栈。
4. 利用INTC_IACKR寄存器将外部中断向量表基地址和中断向量存入r3寄存器。INTC_IACKR寄存器中的中断向量表基地址是在启动代码的init_data_bss()函数中赋值为intc_vector_table(__VECTOR_RAM)的。见第二章启动代码和RAM分布小结第6步.
5. 利用r3寄存器将将外部中断服务函数地址存入LR寄存器。
6. 跳转至中断服务函数中执行。 se_blrl
7. 中断服务函数ISR返回后返回vPortISRHandler继续执行。epilogue:
8. 保存当前堆栈指针r1到全局变量pxSystemStackPointer中。
9. 调用portPOP_TASK从pxCurrentTCB读出当前Task的堆栈指针并赋值到r1寄存器。
10. 调用portRESTORE_CONTEXT，该函数会根据r1寄存器将当前Task的堆栈弹出到CPU的各寄存器。这样CPU就会切换到Task执行。由此可见，单纯的中断不会引起系统调度和抢占，只有在中断服务函数中存在改变pxCurrentTCB的动作，才会引起抢占，例如第二章讲的系统心跳中断服务函数vPortTickISR()中做的那样。
11. 切换上下文，返回Task执行。se_rfi
s

FreertosPowerPC

PowerPC

常用寄存器

异常处理

系统初始化和启动

链接和存储分布

链接脚本分析

init_table和zero_table

启动代码和RAM分布

从main()到第一个Task执行

Task创建和Heap初始化

创建Queue

Task执行

内存占用分析

总结

中断

中断和堆栈

外部中断过程

系统调用过程（TBD）

关于抢占(TBD)

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