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。
内容：
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
二、组件
1.IN component
初始化组件由三个部分组成，硬件在reset后首先进入INT_initialize()，进行板级的相关初始化，首先设置SVC mode，关中断，然后将内核从rom中拷贝至ram中，建立bss段，依次建立sys stack, irq stack和fiq stack，最后初始化timer，建立timer HISR的栈空间，看了一下2410平台的代码，一个tick大概是15.8ms，完成板级的初始化后就进入了INC_initialize，初始化各个组件，其中包括Application initialize，create task和HISR，最后将控制权交给schedule，主要看了一下RAM中地址空间的安排
|timer HISR stack = 1024|
|FIQ stack = 512|
|IRQ stack = 1024|
|SVC stack = 1024|
|.bss|
|.data|
|.text|
其中SVC stack的大小与中断源的个数相关，nested irq发生时，irq_context保存在SVC stack中，IRQ的stack只是做了临时栈的作用。
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。
调度（schedule）
NU中的线程类型（在同一个地址空间内）有两种，HISR和task，HISR可以理解为一种优先级较高的task，但又不是task，HISR优先级高于task的实现方式就是schdule时，先去查看当前是否有active的HISR，再去查看task。task有suspend、ready、finished和terminated四种状态，而HISR只有executing和no-active这两种状态。
每一个task都有一个线程控制的数据结构（TCB thread control block）,其中包括了task的优先级、状态、时间片、task栈、protect信息、signal操作的标志位和signal_handler等，task在创建时初始化这些信息，将task挂到一个create_list上，初始设定task为pure_suspend，如果设定auto start，调用resume_task（）唤醒task，这里有个细节，如果在application initialize中create_task()，则task不会自动运行，因为初始化还未完成，控制权还没有交给schedule，无法调度task。task被唤醒后状态改变为ready，并挂在一个TCD_Priority_List[256]上，数组的每个元素是一个指向TCB环形双向链表的指针，根据task的tc_priority找到对应优先级的TCB head pointer。
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。
一个实时操作系统的核心就是对于任务的调度，NU的调度策略是time slice和round robin的算法，
调度的部分主要有三个函数control_to_system()用于保存上下文，建立solicited stack，关中断，关system time slice，并重置task的time slice为预设值，将sp更新为system_stack_pointer，调用schedule()，调度的过程是非常简单的查询，就是查看两个全局的变量，TCD_Execute_HISR和TCD_Execute_Task，schedule部分的关键是打开了中断，不然如果当前没有ready的task或是被激活的HISR，则shedule死循环下去，查询到下一个应该执行的线程后跳转至control_to_thread(),在这里重新开启system time slice，然后将线程的tc_stack_ptr加入到sp中，切换至线程的栈中，依次pop出来，即完成了任务调度。
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，因此编译器也无能为力，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()唤醒高优先级的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。
NU中的stack有两种solicited stack和interrupt stack，solicited stack是一种minmum stack，而interrupt stack是对当前所有寄存器全部保存，TCB中的minimum stack size = 申请得到stack size - solicited stack（在arm mode下占44字节，thumb mode下占48字节），thumb标志用来记录上下文保存时的ARM的工作模式，c代码编译为thumb模式，这样可以减小code size，提高代码密度，assembly代码编译为arm模式提升代码的效率，NU中内核的代码不多，主要是assembly代码。stack的类型与其中PC指向的shell无关，interrupt stack保存的是task或是HISR在执行的过程中被中断时的现场，solicited stack建立的地方包括 control_to_system()、schedule_protect()和send_signals()发送给占有protect资源的task的情况，HISR_Shell()执行完后会建立solicited stack，再跳转至schedule。
- (Lower Address) Stack Top -> 1 (Interrupt stack type)
- CPSR Saved CPSR
- r0 Saved r0
- r1 Saved r1
- r2 Saved r2
- r3 Saved r3
- r4 Saved r4
- r5 Saved r5
- r6 Saved r6
- r7 Saved r7
- r8 Saved r8
- r9 Saved r9
- r10 Saved r10
- r11 Saved r11
- r12 Saved r12
- sp Saved sp
- lr Saved lr
- (Higher Address) Stack Bottom-> pc Saved pc
- (Lower Address) Stack Top -> 0 (Solicited stack type)
- !!FOR THUMB ONLY!! 0/0x20 Saved state mask
- r4 Saved r4
- r5 Saved r5
- r6 Saved r6
- r7 Saved r7
- r8 Saved r8
- r9 Saved r9
- r10 Saved r10
- r11 Saved r11
- r12 Saved r12
- (Higher Address) Stack Bottom-> pc Saved pc
一个简单的例子说明stack的情况，首先是一个task在ready(executing)的状态下，而且time slice超时了，timer中断发生后，保存task上下文interrupt_contex_save()，在task的tc_stack_ptr指向的地方建立中断栈
taskA |interrupt stack|___tc_stack_ptr 栈顶端是pc=lr-4
ARM对于中断的判定发生在当前指令完成execute时，同时pipeline的原因pc=pc+8，入栈时就把lr-4首先放在stack的最高端（high）。
timer的LISR完成后激活了HISR，执行TCC_Time_slice()将当前task移到相同优先级的尾端，并且设置下一个要执行的task，HISR在栈顶端保存的是这个HISR_shell的入口地址，因为task的执行完就finished，HISR是可重入的
HISR |solicited stack| 栈顶端是HISR_shell_entry
中断（interrupt）
前面已经提及了中断的基本操作，这里就写一些代码路径的细节，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，保证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，如果是非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
timer
timer与中断紧密相关，其实timer也是中断的一种，只是发生中断的频率较高，且作用重大，一个实时操作系统，时间是非常重要的一部分，NU中的timer主要有四个作用：
（1）维护系统时钟 TMD_system_clock
（2）task的time slice
（3）task的suspend timeout timer
（4）application timer
其中（3）（4）共用一种机制，一个全局的时间轴TMD_timer，timeout timer和app timer都建立在一个TM_TCB的数据结构上，通过tm_remaining_time来表征当前timer的剩余时间，例如当前有timer_list上有三个TM_TCB，依次是Ta = 5，Tb = 7, Tc = 20,那么建立的链表上剩余时间依次是5，2，8，如果现在要加入一个新的timer根据timer值插入至合适的位置，如果插入的timer为13，则安排在Tb后面，剩余时间为1，后面的8改为7，当发生了timer expired，则触发timer_HISR，如果是app timer则执行timer callback，如果是task timeout timer，则执行TCC_Task_Timeout唤醒task。
（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释放后才可以挂起，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，保护内核中所有全局数据结构的顺序访问，粒度很大。
LISR中不可以请求protect资源，因为LISR是中断task后执行，如果task占有protect资源，这时LISR又去请求protect资源，会发生死锁，因为LISR让出处理器后，schedule没办法再次调度到LISR执行，则发生死锁错误，因此在LISR中除了activate_HISR（）以外不可以使用system call，例如resume_task等等，这写系统调用都会请求protect资源。
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。