v36.05 鸿蒙内核源码分析(工作模式篇) | CPU是韦小宝有七个老婆 | 百篇博客分析OpenHarmony源码

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02/27 12:13
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子谓颜渊,曰:“惜乎!吾见其进也,未见其止也。” 《论语》:子罕篇

在这里插入图片描述

百篇博客系列篇.本篇为: v36.xx 鸿蒙内核源码分析(工作模式篇) | CPU是韦小宝,七个老婆

硬件架构相关篇为:

在这里插入图片描述

系列篇硬件部分说明基于ARM720T.pdf文档.

本篇说清楚CPU的工作模式

工作模式(Working mode) 也叫操作模式(Operating mode)又叫处理器模式(Processor mode),是 CPU 运行的重要参数,决定着处理器的工作方式,比如如何裁决特权级别和报告异常等。 系列篇为方便理解,统一叫工作模式,CPU的工作模式.

读本篇之前建议先读鸿蒙内核源码分析(总目录)其他篇.

正如一个互联网项目的后台管理系统有权限管理一样,CPU工作是否也有权限(模式)? 一个成熟的软硬件架构,肯定会有这些设计,只是大部分人不知道,也不需要知道,老百姓就干好老百姓的活就行了,有工作能吃饱饭就知足了,宫的事你管那么多干嘛,你也管不了.

应用程序就只关注应用功能,业务逻辑相关的部分就行了,底层实现对应用层屏蔽的越干净系统设计的就越优良.

但鸿蒙内核源码分析系列篇的定位就是要把整个底层解剖,全部掰开,看看宫里究竟发生了么事.从本篇开始要接触大量的汇编的代码,将鸿蒙内核的每段汇编代码一一说明白.如此才能知道最开始的开始发生了什么,最后的最后又发生了什么.

七种模式

先看一张图,图来源于 ARM720T.pdf第43页,在ARM体系中,CPU很像有七个老婆的韦小宝,工作在以下七种模式中: 在这里插入图片描述

  • 用户模式(usr):该模式是用户程序的工作模式,它运行在操作系统的用户态,它没有权限去操作其它硬件资源,只能执行处理自己的数据,也不能切换到其它模式下,要想访问硬件资源或切换到其它模式只能通过软中断或产生异常。

  • 快速中断模式(fiq):快速中断模式是相对一般中断模式而言的,用来处理高优先级中断的模式,处理对时间要求比较紧急的中断请求,主要用于高速数据传输及通道处理中。

  • 普通中断模式(irq):一般中断模式也叫普通中断模式,用于处理一般的中断请求,通常在硬件产生中断信号之后自动进入该模式,该模式可以自由访问系统硬件资源。

  • 管理模式(svc):操作系统保护模式,CPU上电复位和当应用程序执行 SVC 指令调用系统服务时也会进入此模式,操作系统内核的普通代码通常工作在这个模式下。

  • 终止模式(abt):当数据或指令预取终止时进入该模式,中止模式用于支持虚拟内存或存储器保护,当用户程序访问非法地址,没有权限读取的内存地址时,会进入该模式,

  • 系统模式(sys):供操作系统使用的高特权用户模式,与用户模式类似,但具有可以直接切换到其他模式等特权,用户模式与系统模式两者使用相同的寄存器,都没有SPSR(Saved Program Statement Register,已保存程序状态寄存器),但系统模式比用户模式有更高的权限,可以访问所有系统资源。

  • 未定义模式(und):未定义模式用于支持硬件协处理器的软件仿真,CPU在指令的译码阶段不能识别该指令操作时,会进入未定义模式。

除用户模式外,其余6种工作模式都属于特权模式

  • 特权模式中除了系统模式以外的其余5种模式称为异常模式
  • 大多数程序运行于用户模式
  • 进入特权模式是为了处理中断、异常、或者访问被保护的系统资源
  • 硬件权限级别:系统模式 > 异常模式 > 用户模式
  • 快中断(fiq)与慢中断(irq)区别:快中断处理时禁止中断

每种模式都有自己独立的入口和独立的运行栈空间. 系列篇之CPU篇 已介绍过只要提供了入口函数和运行空间,CPU就可以干活了.入口函数解决了指令来源问题,运行空间解决了指令的运行场地问题. 而且在多核情况下,每个CPU核的每种特权模式都有自己独立的栈空间.注意是特权模式下的栈空间,用户模式的栈空间是由用户(应用)程序提供的.

如何让这七种模式能流畅的跑起来呢? 至少需要以下解决三个基本问题.

  • 栈空间是怎么申请的?申请了多大?
  • 被切换中的模式代码放在哪里?谁来安排它们放在哪里?
  • 模式之间是怎么切换的?状态怎么保存?

本篇代码来源于鸿蒙内核源码之reset_vector_mp.S,点击查看 这个汇编文件大概 500多行,非常重要,本篇受限于篇幅只列出一小部分,说清楚以上三个问题.系列其余篇中将详细说明每段汇编代码的作用和实现,可前往查阅.

1.异常模式栈空间怎么申请?

鸿蒙是如何给异常模式申请栈空间的

#define CORE_NUM                 LOSCFG_KERNEL_SMP_CORE_NUM //CPU 核数
#ifdef LOSCFG_GDB
#define OS_EXC_UNDEF_STACK_SIZE  512
#define OS_EXC_ABT_STACK_SIZE    512
#else
#define OS_EXC_UNDEF_STACK_SIZE  40
#define OS_EXC_ABT_STACK_SIZE    40
#endif
#define OS_EXC_FIQ_STACK_SIZE    64
#define OS_EXC_IRQ_STACK_SIZE    64
#define OS_EXC_SVC_STACK_SIZE    0x2000 //8K
#define OS_EXC_STACK_SIZE        0x1000 //4K

@六种特权模式申请对应的栈运行空间
__undef_stack:
    .space OS_EXC_UNDEF_STACK_SIZE * CORE_NUM 
__undef_stack_top:

__abt_stack:
    .space OS_EXC_ABT_STACK_SIZE * CORE_NUM
__abt_stack_top:

__irq_stack:
    .space OS_EXC_IRQ_STACK_SIZE * CORE_NUM 
__irq_stack_top:

__fiq_stack:
    .space OS_EXC_FIQ_STACK_SIZE * CORE_NUM
__fiq_stack_top:

__svc_stack:
    .space OS_EXC_SVC_STACK_SIZE * CORE_NUM 
__svc_stack_top:

__exc_stack:
    .space OS_EXC_STACK_SIZE * CORE_NUM
__exc_stack_top:

代码解读

  • 六种异常模式都有自己独立的栈空间
  • 每种模式的OS_EXC_***_STACK_SIZE栈大小都不一样,最大是管理模式(svc)8K,最小的只有40个字节. svc模式为什么要这么大呢? 因为开机代码和系统调用代码的运行都在管理模式,系统调用的函数实现往往较复杂,最大不能超过8K. 例如:某个系统调用中定义一个8K的局部变量,内核肯定立马闪蹦.因为栈将溢出,处理异常的程序出现了异常,后面就再也没人兜底了,只能是死局.
  • 鸿蒙是支持多核处理的,CORE_NUM表明,每个CPU核的每种异常模式都有自己的独立栈空间.注意理解这个是理解内核代码的基础.否则会一头雾水.

2.异常模式入口地址在哪?

再看一张图,图来源于 ARM720T.pdf 第56页

在这里插入图片描述

这就是一切一切的开始,指定所有异常模式的入口地址表,这就是规定,没得商量的.在低地址情况下.开机代码就是放在 0x00000000的位置, 触发开机键后,硬件将PC寄存器置为0x00000000,开始了万里长征的第一步.在系统运行过程中就这么来回跳.

    b   reset_vector            @开机代码
    b   _osExceptUndefInstrHdl 	@异常处理之CPU碰到不认识的指令
    b   _osExceptSwiHdl			@异常处理之:软中断
    b   _osExceptPrefetchAbortHdl	@异常处理之:取指异常
    b   _osExceptDataAbortHdl		@异常处理之:数据异常
    b   _osExceptAddrAbortHdl		@异常处理之:地址异常
    b   OsIrqHandler				@异常处理之:硬中断
    b   _osExceptFiqHdl				@异常处理之:快中断

以上是各个异常情况下的入口地址,在reset_vector_mp.S中都能找到,经过编译链接后就会变成

    b   0x00000000      @开机代码
    b   0x00000004 	    @异常处理之CPU碰到不认识的指令
    b   0x00000008		@异常处理之:软中断
    b   0x0000000C	    @异常处理之:取指异常
    b   0x00000010		@异常处理之:数据异常
    b   0x00000014		@异常处理之:地址异常
    b   0x00000018		@异常处理之:硬中断
    b   0x0000001C		@异常处理之:快中断

不管是主动切换的异常,还是被动切换的异常,都会先跳到对应的入口去处理.每个异常的代码都起始于汇编,处理完了再切回去.举个例子: 某个应用程序调用了系统调用(比如创建定时器),会经过以下大致过程:

  • swi指令将用户模式切换到管理模式(svc)
  • 在管理模式中先保存用户模式的现场信息(R0-R15寄存器值入栈)
  • 获取系统调用号,知道是调用了哪个系统调用
  • 查询系统调用对应的注册函数
  • 执行真正的创建定时器函数
  • 执行完成后,恢复用户模式的现场信息(R0-R15寄存器值出栈)
  • 跳回用户模式继续执行

各异常处理代码很多,不一一列出,本篇只列出开机代码,请尝试读懂鸿蒙内核开机代码,后续讲详细说明每行代码的用处.

开机代码

    reset_vector:   //开机代码
    /* clear register TPIDRPRW */
    mov     r0, #0					@r0 = 0
    mcr     p15, 0, r0, c13, c0, 4 	@c0,c13 = 0, C13为进程标识符 含义见 ARM720T.PDF 第64页
    /* do some early cpu setup: i/d cache disable, mmu disabled */ @禁用MMU, i/d缓存
    mrc     p15, 0, r0, c1, c0, 0  	@r0 = c1 ,c1寄存器详细解释见第64页
    bic     r0, #(1<<12) 			@位清除指令,清除r0的第11位
    bic     r0, #(1<<2 | 1<<0)		@清除第0和2位 ,禁止 MMU和缓存 0位:MMU enable/disable 2位:Cache enable/disable
    mcr     p15, 0, r0, c1, c0, 0 	@c1=r0 

    /* r11: delta of physical address and virtual address */@物理地址和虚拟地址的增量
    adr     r11, pa_va_offset @将基于PC相对偏移的地址pa_va_offset值读取到寄存器R11中
    ldr     r0, [r11]		  @将R11的值给r0
    sub     r11, r11, r0	  @r11 = r11 - r0	

    mrc     p15, 0, r12, c0, c0, 5              /* r12: get cpuid */ @获取CPUID
    and     r12, r12, #MPIDR_CPUID_MASK @r12经过掩码过滤
    cmp     r12, #0	@当前是否为0号CPU
    bne     secondary_cpu_init @不是0号主CPU则调用secondary_cpu_init

    /* if we need to relocate to proper location or not */
    adr     r4, __exception_handlers            /* r4: base of load address */ @r4获得加载基地址
    ldr     r5, =SYS_MEM_BASE                   /* r5: base of physical address */@r5获得物理基地址
    subs    r12, r4, r5                         /* r12: delta of load address and physical address */ @r12=r4-r5 加载地址和物理地址的增量
    beq     reloc_img_to_bottom_done            /* if we load image at the bottom of physical address */

    /* we need to relocate image at the bottom of physical address */
    ldr     r7, =__exception_handlers           /* r7: base of linked address (or vm address) */
    ldr     r6, =__bss_start                    /* r6: end of linked address (or vm address) */
    sub     r6, r7                              /* r6: delta of linked address (or vm address) */
    add     r6, r4                              /* r6: end of load address */

异常的优先级

当同时出现多个异常时,该响应哪一个呢?这涉及到了异常的优先级,顺序如下

  • 1.Reset (highest priority).
  • 2.Data Abort.
  • 3.FIQ.
  • 4.IRQ.
  • 5.Prefetch Abort.
  • 6.Undefined Instruction, SWI (lowest priority).

可以看出swi的优先级最低,swi就是软中断,系统调用就是通过它来实现的.

3.异常模式怎么切换?

写应用程序经常会用到状态,来记录各种分支逻辑,传递参数.这么多异常模式,相互切换,中间肯定会有很多的状态需要保存.比如:如何能知道当前运行在哪种模式下?怎么查?去哪里查呢? 答案是: CPSR(一个) 和 SPSR(5个) 这些寄存器:

  • 保存有关最近执行的ALU操作的信息
  • 控制中断的启用和禁用
  • 设置处理器操作模式

CPSR 寄存器

在这里插入图片描述 CPSR(current program status register)当前程序的状态寄存器 CPSR有4个8位区域:标志域(F)、状态域(S)、扩展域(X)、控制域(C) 32 位的程序状态寄存器可分为4 个域:

    1. 位[31:24]为条件标志位域,用f 表示;
    1. 位[23:16]为状态位域,用s 表示;
    1. 位[15:8]为扩展位域,用x 表示;
    1. 位[7:0]为控制位域,用c 表示;

CPSR和其他寄存器不一样,其他寄存器是用来存放数据的,都是整个寄存器具有一个含义. 而CPSR寄存器是按位起作用的,也就是说,它的每一位都有专门的含义,记录特定的信息.

CPSR的低8位(包括I、F、T和M[4:0])称为控制位,程序无法修改, 除非CPU运行于特权模式下,程序才能修改控制位

N、Z、C、V均为条件码标志位。它们的内容可被算术或逻辑运算的结果所改变, 并且可以决定某条指令是否被执行!意义重大!

  • CPSR的第31位是 N,符号标志位。它记录相关指令执行后,其结果是否为负. 如果为负 N = 1,如果是非负数 N = 0.
  • CPSR的第30位是Z,0标志位。它记录相关指令执行后,其结果是否为0. 如果结果为0.那么Z = 1.如果结果不为0,那么Z = 0.
  • CPSR的第29位是C,进位标志位(Carry)。一般情况下,进行无符号数的运算。 加法运算:当运算结果产生了进位时(无符号数溢出),C=1,否则C=0。 减法运算(包括CMP):当运算时产生了借位时(无符号数溢出),C=0,否则C=1。
  • CPSR的第28位是V,溢出标志位(Overflow)。在进行有符号数运算的时候, 如果超过了机器所能标识的范围,称为溢出。

MSR{条件} 程序状态寄存器(CPSR 或SPSR)_<域>,操作数 MSR 指令用于将操作数的内容传送到程序状态寄存器的特定域中 示例如下:

	MSR CPSR,R0   @传送R0 的内容到CPSR
	MSR SPSR,R0   @传送R0 的内容到SPSR
	MSR CPSR_c,R0 @传送R0 的内容到CPSR,但仅仅修改CPSR中的控制位域

MRS{条件} 通用寄存器,程序状态寄存器(CPSR 或SPSR) MRS 指令用于将程序状态寄存器的内容传送到通用寄存器中。该指令一般用在以下两种情况: 1) 当需要改变程序状态寄存器的内容时,可用MRS 将程序状态寄存器的内容读入通用寄存器,修改后再写回程序状态寄存器。 2) 当在异常处理或进程切换时,需要保存程序状态寄存器的值,可先用该指令读出程序状态寄存器的值,然后保存。 示例如下:

MRS R0,CPSR   @传送CPSR 的内容到R0
MRS R0,SPSR   @传送SPSR 的内容到R0
               @MRS指令是唯一可以直接读取CPSR和SPSR寄存器的指令

SPSR 寄存器

SPSR(saved program status register)程序状态保存寄存器.五种异常模式下一个状态寄存器SPSR,用于保存CPSR的状态,以便异常返回后恢复异常发生时的工作状态。

  • 1、SPSR 为 CPSR 中断时刻的副本,退出中断后,将SPSR中数据恢复到CPSR中。
  • 2、用户模式和系统模式下SPSR不可用,所以SPSR寄存器只有5个

百篇博客分析.深挖内核地基

  • 给鸿蒙内核源码加注释过程中,整理出以下文章。内容立足源码,常以生活场景打比方尽可能多的将内核知识点置入某种场景,具有画面感,容易理解记忆。说别人能听得懂的话很重要! 百篇博客绝不是百度教条式的在说一堆诘屈聱牙的概念,那没什么意思。更希望让内核变得栩栩如生,倍感亲切.确实有难度,自不量力,但已经出发,回头已是不可能的了。 😛
  • 与代码有bug需不断debug一样,文章和注解内容会存在不少错漏之处,请多包涵,但会反复修正,持续更新,v**.xx 代表文章序号和修改的次数,精雕细琢,言简意赅,力求打造精品内容。

按功能模块:

基础工具 加载运行 进程管理 编译构建
双向链表 位图管理 用栈方式 定时器 原子操作 时间管理 ELF格式 ELF解析 静态链接 重定位 进程映像 进程管理 进程概念 Fork 特殊进程 进程回收 信号生产 信号消费 Shell编辑 Shell解析 编译环境 编译过程 环境脚本 构建工具 gn应用 忍者ninja
进程通讯 内存管理 前因后果 任务管理
自旋锁 互斥锁 进程通讯 信号量 事件控制 消息队列 内存分配 内存管理 内存汇编 内存映射 内存规则 物理内存 总目录 调度故事 内存主奴 源码注释 源码结构 静态站点 时钟任务 任务调度 任务管理 调度队列 调度机制 线程概念 并发并行 CPU 系统调用 任务切换
文件系统 硬件架构
文件概念 文件系统 索引节点 挂载目录 根文件系统 字符设备 VFS 文件句柄 管道文件 汇编基础 汇编传参 工作模式 寄存器 异常接管 汇编汇总 中断切换 中断概念 中断管理

百万汉字注解.精读内核源码

WeHarmony/kernel_liteos_a_note

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