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Threads CONFIG_MULTITHREADING打开Zephyr多线程功能。 Zephyr线程有下面几个关键的特性： Stack area。 线程的栈大小可修改。 thread control block k_thread。用来保存线程的一些metadata。 entry point function。线程开始执行运行的函数。 scheduling priority。支持配置调度优先级。 thread option。提供线程的一些特殊配置。 execution mode。Supervisor/User mode。依赖于CONFIG_USERSPACE。 Lifecycle k_thread_create(): 创建线程。 k_thread_join(): 阻塞等待线程终止。 k_thread_abort(): 发生异常情况，线程可以由自己或其他线程来终结。 k_thread_suspend(), k_thread_resume(): 线程suspend后只有通过resume才能重新调度。 Thread States Thread Stack objects 初始化线程栈相关属性，如果线程只在内核运行，用K_KERNEL_STACK_XXX。 如果是user space线程，用K_THREAD_STACK_XXX。 如果CONFIG_USERSPACE没打开，那么K_THREAD_STACK等于K_KERNEL_STACK。 Thread Priorities 优先级数字越小，优先级越高。 cooperative thread可配置的优先级为 -CONFIG_NUM_COOP_PRIORITIES到-1。 preemptible thread可配置的优先级为0到 (CONFIG_NUM_PREEMPT_PRIORITIES-1)。 可见cooperative thread的优先级肯定比preemptible thread高。 Cooperative thread是需要主动交出CPU控制权的，否则会一直执行该线程。 Preemptible thread是根据时间片轮转调度的，会自动切换线程。 Meta-IRQ Priorities // TODO: APIs 创建线程： 方法1： k_tid_t k_thread_create(struct k_thread *new_thread, k_thread_stack_t *stack, size_t stack_size, k_thread_entry_t entry, void *p1, void *p2, void *p3, int prio, uint32_t options, k_timeout_t delay) 线程栈必须使用 K_THREAD_STACK_DEFINE or K_KERNEL_STACK_DEFINE定义。 线程栈大小必须是传入给K_THREAD_STACK or K_KERNEL_STACK宏的大小。或者利用K_THREAD_STACK_SIZEOF()/K_KERNEL_STACK_SIZEOF()，对用K_THREAD_STACK/K_KERNEL_STACK创建线程返回的结构体。 e....

Chapter26 Concurrency: Introduction 线程和进程类似，但多线程程序，共享 address space 和 data。 多线程各自独享寄存器组，切换进程的时候需要上下文切换。 进程上下文切换的时候把上一个进程的寄存器组保存到 PCB(Process Control Block)中，线程切换需要定义一个或更多新的结构体 TCBs(Thread Control Blocks)来保存每个线程的状态。 线程切换 Page table 不用切换，因为线程共享地址空间。 线程拥有自己的栈。 26.1 Why use threads? Parallelism。单线程程序只能利用一个 CPU 核，多线程程序可以并行利用多个 CPU 核，提高效率。 防止 I/O 操作导致程序 block。即使是单核 CPU，多线程程序可以在一个线程执行 I/O 操作的时候，其他线程继续利用 CPU。 如果是 CPU 密集型工作，单核 CPU 跑多线程对效率提升不大 26.2~26.4 Problem of Shared data 创建两个线程，分别对全局变量 counter 加 1e7, 最后结果会不等于 2e7。 #include <stdio.h> #include <pthread.h> #include "common.h" #include "common_threads.h" static volatile int counter = 0; void *mythread(void *arg) { printf("%s: begin\n", (char *) arg); int i; for (i = 0; i < 1e7; i++) counter = counter + 1; printf("%s: done\n", (char *) arg); return NULL; } int main(int argc, char *argv[]) { pthread_t p1, p2; printf("main: begin (counter = %d)\n", counter); Pthread_create(&p1, NULL, mythread, "A"); Pthread_create(&p2, NULL, mythread, "B"); // join waits for the threads to finish Pthread_join(p1, NULL); Pthread_join(p2, NULL); printf("main: done with both (counter = %d)\n", counter); return 0; } pthread_create: 创建线程。 pthread_join: 阻塞等待线程终止。...

Reset 整个reset过程，host需要拉低D+的时间\(T_{DRST}\) 至少 > 10ms。 High-speed capable hubs and devices在reset过程中还会执行一套reset protocol： Hub确认接的设备不是Low-speed, 如果是low-speed，不会有下面的reset握手协议。 Hub把D+拉低，进入SE0状态。 Device检测到SE0: 如果device是从suspend状态进入reset，那么device在不少于2.5us后进行high-speed detection handshake。 如果device是从non-suspend full-speed状态进入reset，那么device需要在2.5us~3ms之间进入handshake。 如果device是从non-suspend high-speed状态进入reset，那么device必须在3ms~3.125ms之间恢复full-spped，通过断开高速终端电阻以及重新接上D+的上拉电阻。接着在100us-875us内开始检测SE0状态，进入handshake。 Device往D-灌电流，形成一个800mv左右的ChripK信号, 该信号保持1~7ms。 Hub检测到ChripK信号后，100us内需要发送三对KJ(k-J-K-J-K-J)。每个单独的J或K都要保持40~60us。KJ对打完之后，在500us内断开D+上拉电阻，使能高速终端电阻，进入高速状态。 Suspend Device有两种进入suspend的方式： 如果连续3帧没有收到SOF包(1ms一帧)，device会进入suspend状态。 host driver发送SET_PORT_FEATURE(PORT_SUSPEND)给hub，hub再发送给指定的device。 Resume 从suspend状态resume起来需要保持ChripK状态20ms以上，也有两种方式： Device remote wakeup，device drive K-state 1~15ms。Hub会在1ms内，接管D+, D-,继续产生resume信号直到20ms。 host发送CLEAR_PORT_FEATURE( PORT_SUSPSEND)给hub，hub drive K-state 20ms。 Reference Reset, Suspend, and Resume Commands USB全速设备的挂起、唤醒Resume USB2.0设备从全速模式到高速模式的识别过程及速率协商 USB spec 7.1.7.5~7.1.7.7, 11.9

Chapter14 Memory API 14.2 The malloc() call 分配字符串长度的时候要注意：malloc(strlen(s) + 1)，多分配一个byte给\0。strlen函数计算长度不会统计\0。 14.4 Common Errors Not Allocating Enough Memory char *src = "hello"; char *dst = (char *) malloc(strlen(src)); // wrong!!! char *dst = (char *) malloc(strlen(src) + 1); strcpy(dst, src); // work properly strcpy拷贝的时候会把\0也拷贝过去，所以分配长度的时候要strlen()+1。 否则多拷贝的一个byte，会写到heap的其他变量所属的地址，可能会导致fault。 Forgetting to Initialize Allocated Memory malloc分配出来的内存，需要初始化，否则可能是随机内存值。 Forgetting To Free Memory malloc分配出来的内存需要free掉。不然长时间运行的进程会导致内存泄漏。 短时间运行就结束的进程可能不会有这个问题，在进程结束后系统会自动回收内存，但free掉不使用的内存仍然是一个好习惯。 Freeing Memory Before You Are Done With It Freeing Memory Repeatedly Chapter15 Address Translation 地址转换 Chapter16 Segmentation 分段 16....

这篇文章是阅读 OSTEP 3~11 的笔记，主要讲的是 Virtualization 中 Virtualize CPU 的部分。 Chapter4 Process 4.2 Process API 一般 OS 会提供以下的进程 API 来操作进程： Create: 创建进程。 Destroy: 结束进程。 Wait: Wait a process to stop running. 等待进程结束。 Miscellaneous Control: Suspend/Resume… 休眠，唤醒等等。 Status: 查看进程状态。 4.3 Process Creation 首先 OS 将存储在 disk or SSD 的 program 程序加载进 memory 内存。 这边有两种方式，一种是在运行前把 code 和 static data 全部加载进内存。现代操作系统一般会使用第二种方式，懒加载，只加载即将使用的 code 和 data。 分配栈。 分配堆。 分配三个文件描述符，标准输入 0，标准输出 1，错误 2。 4.4 Process Status 进程的状态有：...

Lecture gdb调试shell write函数的syscall过程： (gdb) b *0xdec # 在0xde8地址设置断点 (gdb) c (gdb) delete 1 # 删除断点 (gdb) print $pc $1 = (void (*)()) 0xdec (gdb) info r (gdb) x/3i 0xde8 # 打印0xdfe开始的三条指令 0xdfe: li a7,16 0xe00: ecall 0xe04: ret (gdb) p/x $stvec $2 = 0x3ffffff000 # user space virtual address顶部一个page，trampoline page对应kernel trap handler. (gdb) stepi warning Book Traps： system call. 通过ecall进入kernel exception. 除0，invalid virtual address. interrupt. 进入kernel device driver. 根据处理代码不同，可分为三种traps： traps from user space traps from kernel space timer interrupts 4....

caller: not preserved across fn call. 需要调用函数来保存寄存器。参考下面例子中的 ra 寄存器值。 callee: preserved across fn call. 被调用函数来保存寄存器。

SoC Porting Guide https://docs.zephyrproject.org/latest/hardware/porting/soc_porting.html Board Porting Guide https://docs.zephyrproject.org/latest/hardware/porting/board_porting.html west manifests 仓库 west.yml reference: https://docs.zephyrproject.org/latest/develop/west/manifest.html

环境安装 https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2023/tools.html $ sudo apt-get update && sudo apt-get upgrade sudo apt-get install git build-essential gdb-multiarch qemu-system-misc gcc-riscv64-linux-gnu binutils-riscv64-linux-gnu 测试环境: $ riscv64-unknown-elf-gcc --version $ qemu-system-riscv64 --version 在 ubuntu22.04 上的输出 log 为: ~ ❯ qemu-system-riscv64 --version QEMU emulator version 6.2.0 (Debian 1:6.2+dfsg-2ubuntu6.24) Copyright (c) 2003-2021 Fabrice Bellard and the QEMU Project developers ~ ❯ riscv64-linux-gnu-gcc --version riscv64-linux-gnu-gcc (Ubuntu 11.4.0-1ubuntu1~22.04) 11.4.0 Copyright (C) 2021 Free Software Foundation, Inc. This is free software; see the source for copying conditions....

Q1 Speed up system call 这个实验的目的是将用户程序的虚拟地址USYSCALL映射到保存有进程pid的物理地址。 这样不用通过系统调用getpid()的方式，直接通过ugetpid()访问虚拟地址就可以直接得到映射的进程pid。 #define USYSCALL (TRAPFRAME - PGSIZE) // USYSCALL位于虚拟地址顶部Trapframe下面一个page int ugetpid(void) { struct usyscall *u = (struct usyscall *)USYSCALL; // 直接访问虚拟地址 return u->pid; } 在struct proc进程结构体中增加struct usyscall *usyscall, 在分配进程函数allocproc中初始化, 分配p->pid给p->usyscall->pid： if ((p->usyscall = (struct usyscall *)kalloc()) == 0) { freeproc(p); release(&p->lock); return 0; } p->usyscall->pid = p->pid; 在给进程分配页表的函数proc_pagetable()中映射指定的虚拟地址。 注意要加上PTE_U p->pagetable = proc_pagetable(p); pagetable_t proc_pagetable(struct proc *p) { // ... // map the USYSCALL just below trapframe....