从零手写操作系统之RVOS抢占式多任务实现-06

news2024/12/26 9:32:47

从零手写操作系统之RVOS抢占式多任务实现-06

  • 多任务系统的分类
    • 抢占式多任务的设计
    • 代码
    • 任务切换流程分析
      • 系统启动
      • 任务mepc初始化
      • 首个被调度执行的任务
      • 任务切换
    • 兼容协作式多任务
      • 软件中断
      • 编码实现
    • 测试
  • 注意点

本系列参考: 学习开发一个RISC-V上的操作系统 - 汪辰 - 2021春 整理而来，主要作为xv6操作系统学习的一个前置基础。

RVOS是本课程基于RISC-V搭建的简易操作系统名称。

课程代码和环境搭建教程参考github仓库: https://github.com/plctlab/riscv-operating-system-mooc/blob/main/howto-run-with-ubuntu1804_zh.md

前置知识:

  • RVOS环境搭建-01
  • RVOS操作系统内存管理简单实现-02
  • RVOS操作系统协作式多任务切换实现-03
  • RISC-V 学习篇之特权架构下的中断异常处理
  • 从零手写操作系统之RVOS外设中断实现-04
  • 从零手写操作系统之RVOS硬件定时器-05

多任务系统的分类

在这里插入图片描述

抢占式多任务的设计

和协作式多任务实现思路类似，只不过将任务切换过程放到了trap_handler中完成。
在这里插入图片描述
在这里插入图片描述

在上一节的定时器处理流程基础上，我们在time_handler中新增对上下文切换的支持:
在这里插入图片描述

void timer_handler() 
{
	_tick++;
	printf("tick: %d\n", _tick);
	//重置时钟中断下一次触发时间
	timer_load(TIMER_INTERVAL);
    //进行任务调度
	schedule();
}

//这个代码在之前协作式任务章节中给出过
void schedule()
{
	if (_top <= 0) {
		panic("Num of task should be greater than zero!");
		return;
	}

	_current = (_current + 1) % _top;
	struct context *next = &(ctx_tasks[_current]);
	switch_to(next);
}

在协作式任务切换一节中的switch_to函数实现里面，我们采用的是ret指令进行的函数返回，ret指令执行后，会跳回到ret指令到ra寄存器保存的地址处继续执行。

而在抢占式多任务的实现中，我们的switch_to函数是在中断处理程序中执行的，所以函数返回靠的应该是mret指令，而非ret指令:
在这里插入图片描述
而对于mret指令而言，我们需要知道:
在这里插入图片描述
因此，和ret指令相比，也就是用于保存返回地址的寄存器改变了，一个是ra,一个是mepc。

代码

当我们把switch_to进程调度的逻辑放置到时钟中断处理程序中时，意味着进程A在进入时钟中断处理过程中后，会进行任务切换，切换到进程B执行，那么中断处理程序返回后，应该跳转到进程B的指令流中继续执行，如下图所示:
在这里插入图片描述

很明显，这里mepc的值是不同的，我们需要中断处理函数调用过程中保存进程A赋值后的mepc到当前进程从Context中，然后在switch_to任务切换函数中，从Context中恢复进程B寄存器相关值，包括mepc的值，从而达成进程A执行过程中触发定时器中断，在中断处理程序中进行任务调度，中断返回后，继续执行进程B的指令流。

  • 首先，我们需要在trap_vector中断程序处理入口中，在之前处理逻辑基础上，新增对于mepc寄存器保存到当前进程Context上下文的逻辑

在这里插入图片描述

  • 其次，我们需要在switch_to函数中，新增从要切换到的进程从Context上下文空间取出先前存储的mepc寄存器的值，进行恢复

在这里插入图片描述

  • 最后，还有一点很重要，context结构体中新增pc属性，用于保存mepc的值
/* task management */
struct context {
	/* ignore x0 */
	reg_t ra;
	reg_t sp;
	reg_t gp;
	reg_t tp;
	reg_t t0;
	reg_t t1;
	reg_t t2;
	reg_t s0;
	reg_t s1;
	reg_t a0;
	reg_t a1;
	reg_t a2;
	reg_t a3;
	reg_t a4;
	reg_t a5;
	reg_t a6;
	reg_t a7;
	reg_t s2;
	reg_t s3;
	reg_t s4;
	reg_t s5;
	reg_t s6;
	reg_t s7;
	reg_t s8;
	reg_t s9;
	reg_t s10;
	reg_t s11;
	reg_t t3;
	reg_t t4;
	reg_t t5;
	reg_t t6;
	// upon is trap frame

	// save the pc to run in next schedule cycle
	reg_t pc; // offset: 31 *4 = 124
};

任务切换流程分析

系统启动

先前在特权架构下的中断异常处理篇中介绍过，RISC-V系统启动时，默认是处于machine态下的，并且在发生trap时，RISC-V会使用mstatus.MPP位来保持进入trap前的特权级别，并更改当前特别级别为machine态，而在trap返回时，从MPP中取出先前的特权级别进行恢复。

mstatus的MPP位默认为0，也就是说第一次发生trap返回后，指令流将会执行在用户态下，我们可以通过在系统初始化时，设置MPP为3，让第一次及后续trap发生后，系统始终处于m模式下:
在这里插入图片描述
多任务切换实现篇中对start.s进行了详细解释，本节在该篇基础上新增了对mstatus中MPP位和MPIE位初始化设置。

课程给出的源码中，是将MPP位初始化为了3，也就是让后续任务始终执行在m模式下，同时设置MPIE为1，这是为了让trap返回后，将中断打开。

任务mepc初始化

任务创建的时候，需要初始化它的mepc寄存器，指向程序的入口地址:

/*
 * DESCRIPTION
 * 	Create a task.
 * 	- start_routin: task routine entry
 * RETURN VALUE
 * 	0: success
 * 	-1: if error occured
 */
int task_create(void (*start_routin)(void))
{
	if (_top < MAX_TASKS) {
		ctx_tasks[_top].sp = (reg_t) &task_stack[_top][STACK_SIZE - 1];
		//初始化当前创建任务的mepc
		ctx_tasks[_top].pc = (reg_t) start_routin;
		_top++;
		return 0;
	} else {
		return -1;
	}
}

而当任务第一次被调用的时候，也就是swtich_to函数在进行任务切换的时候，如果被切换的任务是第一次进行调用，我们必须在任务创建的时候设置好他的mepc寄存器，否则switch_to函数将无法通过任务上下文空间中保存的mepc值，借助mret指令跳到任务的程序入口地址处执行。

首个被调度执行的任务

在这里插入图片描述
要注意的是，首个任务的调度，是直接调用的schedule方法，而不是通过中断程序间接调用的:

/*
 * implment a simple cycle FIFO schedular
 */
void schedule()
{
	if (_top <= 0) {
		panic("Num of task should be greater than zero!");
		return;
	}

	_current = (_current + 1) % _top;
	struct context *next = &(ctx_tasks[_current]);
	//调用switch_to函数
	switch_to(next);
}

因为没有采用中断调用，因此为了让switch_to函数能够像被中断调用那样执行，我们也需要提前将任务在上下文中间中的mepc寄存器值设置好才可以。

任务切换

在这里插入图片描述

  • 进程A执行自己的指令流，执行到指令i+1时，发生异步时钟中断
  • pc被设置为mtvec，同时mepc被设置为i+2
  • 跳到trap handler中断函数处理入口地址,执行中断处理函数，此处mtvec.MODE=DIRECT
  • 执行中断处理函数trap_vector
  • 保存通用寄存器到当前进程上下文空间，保存mepc(A)到进程上下文空间
  • 调用异常处理函数trap_handler，取出中断码，发现等于7，跳到时钟中断处理函数–timer_handler处执行
  • timer_handler中重置时钟中断下一次触发时间，然后调用schedule，执行任务调度
  • schedule方法通过轮询策略选择出一个进程，假设该进程为任务B，然后将任务B的Context上下文地址作为参数传入switch_to函数
  • switch_to函数执行上下文切换，首先从任务B的上下文空间中取出mepc(B),赋值给当前的mepc寄存器,然后恢复任务B的执行上下文
  • mret指令进行中断返回，其将mepc赋值给pc寄存器，然后跳转到pc指向的地址处继续执行
    在这里插入图片描述
  • 然后B任务执行一段后，执行到指令j+1时，再次发生时钟中断
  • pc被设置为mtvec，同时mepc被设置为j+2
  • 跳到trap handler中断函数处理入口地址,执行中断处理函数，此处mtvec.MODE=DIRECT
  • 执行中断处理函数trap_vector
  • 保存通用寄存器到当前进程上下文空间，保存mepc(B)到进程上下文空间
  • 调用异常处理函数trap_handler，取出中断码，发现等于7，跳到时钟中断处理函数–timer_handler处执行
  • timer_handler中重置时钟中断下一次触发时间，然后调用schedule，执行任务调度
  • schedule方法通过轮询策略选择出一个进程，假设该进程为任务A，然后将任务A的Context上下文地址作为参数传入switch_to函数
  • switch_to函数执行上下文切换，首先从任务A的上下文空间中取出mepc(A),赋值给当前的mepc寄存器,然后恢复任务A的执行上下文
  • mret指令进行中断返回，其将mepc赋值给pc寄存器，然后跳转到pc指向的地址处继续执行
  • 以此往复执行

兼容协作式多任务

先前章节中实现的兼容协作式多任务，是通过schedule函数内部调用switch_to函数，由ret指令跳转到ra寄存器保存的地址处继续执行，以此来实现任务切换执行。

但是本节抢占式多任务的实现中，我们已经改变了switch_to函数的工作逻辑，改为mret配合mepc实现任务切换执行。

因此，先前实现的task_yield主动让出cpu方法实现也需要做出相应调整:

/*
 * DESCRIPTION
 * 	task_yield()  causes the calling task to relinquish the CPU and a new 
 * 	task gets to run.
 */
void task_yield()

软件中断

为了在抢占式多任务的实现中兼容协作式多任务，这就需要引出软件中断:
在这里插入图片描述
为什么需要使用软件中断来实现对协作式多任务的兼容呢?

  • 抢占式多任务通过在定时器中断处理程序中增加任务调度逻辑实现，相当于周期性的打电话给我们的CPU，让其进行任务调度
  • 而如果想要兼容协作式多任务的实现，也需要通过打电话的方式通知我们CPU，进行任务调度，只不过这个电话是在我们需要的时候拨通，而不是周期性拨通
  • 本质是需要使用中断方式来实现协作式多任务切换，中断方式加上上面我们对trap_vector和switch_to的调整，可以帮助我们在实习协作式多任务切换时复用已有的mepc和mret处理流程

在这里插入图片描述
软件中断是由程序中的特殊指令或操作触发的中断。与硬件中断不同，软件中断是由软件控制的，而不是由外部设备或硬件信号引发的。

在RISCV中，具体实现如下:
在这里插入图片描述
根据RISC-V规范，mip.MSIP是一个中断挂起位，用于表示是否有来自软件的中断请求。当该位为1时，表示有一个软件中断请求待处理；当该位为0时，表示无软件中断请求。

在QEMU-virt模拟器中，将MSIP寄存器的最低位设置为非零值，会将相应的mip.MSIP位设置为1，从而触发软件中断请求。实际的硬件平台和操作系统可能会有不同的实现方式，但总体原理是类似的。

之所以设置CLIENT提供的MSIP寄存器最低位为1，就可以间接设置mip.MSIP位为1，原理是上图中的第二点:

  • RISCV 规范规定，Machine 模式下的 mip.MSIP 对应到一个memory- mapped的控制寄存器。为此QEMU-virt提供MSIP，该MSIP寄存器 为32—bit，高31位不可用，最低位映射到mip．MSIP。

编码实现

在这里插入图片描述

  • task_yield函数实现更改
/*
 * DESCRIPTION
 * 	task_yield()  causes the calling task to relinquish the CPU and a new 
 * 	task gets to run.
 */
void task_yield()
{
	/* trigger a machine-level software interrupt */
	int id = r_mhartid();
	//打开当前hart的软件中断使能位
	*(uint32_t*)CLINT_MSIP(id) = 1;
}
  • 新增对软件中断的处理
reg_t trap_handler(reg_t epc, reg_t cause)
{
	reg_t return_pc = epc;
	reg_t cause_code = cause & 0xfff;
	
	if (cause & 0x80000000) {
		/* Asynchronous trap - interrupt */
		switch (cause_code) {
		//处理软件中断
		case 3:
			uart_puts("software interruption!\n");
			/*
			 * acknowledge the software interrupt by clearing
    			 * the MSIP bit in mip.
			 */
			 //清空MSIP寄存器的值,作为中断应答,否则会重复触发
			int id = r_mhartid();
    			*(uint32_t*)CLINT_MSIP(id) = 0;
            //执行任务调度
			schedule();

			break;
		case 7:
			uart_puts("timer interruption!\n");
			timer_handler();
			break;
		case 11:
			uart_puts("external interruption!\n");
			external_interrupt_handler();
			break;
		default:
			uart_puts("unknown async exception!\n");
			break;
		}
	} else {
		/* Synchronous trap - exception */
		printf("Sync exceptions!, code = %d\n", cause_code);
		panic("OOPS! What can I do!");
		//return_pc += 4;
	}

	return return_pc;
}

这里是引用

switch_to函数实现复用抢占式多任务更改后的版本。

测试

#include "os.h"

#define DELAY 1000

void user_task0(void)
{
	uart_puts("Task 0: Created!\n");
    //测试主动让出cpu是否会触发软件中断
	task_yield();
	uart_puts("Task 0: I'm back!\n");
	while (1) {
		uart_puts("Task 0: Running...\n");
		task_delay(DELAY);
	}
}

void user_task1(void)
{
	uart_puts("Task 1: Created!\n");
	while (1) {
		uart_puts("Task 1: Running...\n");
		task_delay(DELAY);
	}
}

/* NOTICE: DON'T LOOP INFINITELY IN main() */
void os_main(void)
{
	task_create(user_task0);
	task_create(user_task1);
}
  • 系统启动函数
void start_kernel(void)
{
	uart_init();
	uart_puts("Hello, RVOS!\n");

	page_init();

	trap_init();

	plic_init();

	timer_init();

	sched_init();

	os_main();

	schedule();

	uart_puts("Would not go here!\n");
	while (1) {}; // stop here!
}

在这里插入图片描述

注意点

在这里插入图片描述
对于通过中断调用schedule函数间接实现进程调度的程序而言，上面紫色部分下面是不会调回来继续执行的，因为switch_to函数中后半部分做了和trap_vector后半部分一样的事情

注意: 是任务A由于发生了中断，切换到任务B执行，但是即使下次再切换为任务A继续执行，上面紫色部分下半段代码也是不会执行下去的。

对于其他类型中断而言，trap_vector后半部分逻辑还是有必要的，因为需要依靠这段逻辑完成中断返回，继续执行源程序。

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