# 期末考筆記:

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## 中斷 Interrupt

當周邊(peripheral)或是硬體需要處理器(processor)做某些特殊處理時，會發現以下事件:

- 周邊觸發一個中斷請求給處理器
- 處理器把目前處理的`task `停滯起來
- 處理器執行中斷的ISR並且將中斷請求清空
- 處理器回復成之前的`Task`

在任何的Cortex M上面都有`NVIC ` Nested Vectored Interrupt Controller ，其目的是為了對中斷進行管理。
以下圖來說:

- `NVIC ` 會接受來自周邊的中斷請求。
- 為了回復到被中斷的程式碼中，`the exception sequence `中斷程序會把進入目前階段的程式碼儲存起來，以便用來在完成中斷服務程序後，系統可以回復到執行中斷程序前。
- 在Cortex M的處理器中某些暫存器會把目前的資料存到`stack `裡面，當`exception `發生時，處理器會根據`exception return sequence `的訊息回到相對應的程式碼中。
## exception return
+ 為了在中斷後 return 回原先的 function 必須有儲存原先執行狀態的機制
+ 當中斷發生時系統會備份caller saved register:
+ `r0`~`r3`, `r12`, `LR`, `PSR`，還有目前程式備份的address，此稱作stack frame。stack pointer便會開始更新

- 功能：
EXC_RETURN的功能是，他要記錄你在發生exception前你的sp是位在psp還是msp，且你是在handler mode 還是 thread mode，以便得知exception return時應該有的行為。

exception return的條件：
- 在Handler mode發生，且要使PC被設為EXC_RETURN。

將PC設為EXC_RETURN是為了要讓exception得的機制知道exception完成了， 藉由偵測31~4bits， 當全為 f 時，processor會detect到他不是一個一般的branch，並且會開始執行exception return的部分。

這張圖很清楚的說明exception return做了甚麼事：


- ****List of System Exceptions****


- List of Interrupts

# Vector table :
[中斷向量表](https://blog.xuite.net/embeddedsystem_book/twblog/174144583-%E4%B8%AD%E6%96%B7%E5%90%91%E9%87%8F%E8%A1%A8%E6%B7%BA%E8%AB%87)


CPU(或中斷控制器)會為每一個中斷編一個序列號，而中斷可以分為兩個種類，一種是CPU自行產生的內部中斷(又稱例外 - exception)，以及由周邊設備產生的外部中斷。而vector table便是紀錄在發生不同的中斷時，所要執行的函式位址。

**基本上中斷向量表的實作就是一個C的陣列，當然也可以用組合語言寫，但意義是一樣的。實際上CPU只有記憶體位址的觀念，當然不知道C的陣列是什麼；但說穿了所謂的中斷向量表，就是從某個位址開始，每4個byte為一個單位(entry)，每一個entry記錄一個函數的位址**

- 當`exceptions `發生時，處理器必須將開始發生的位址記錄在相對應`exception handler `
- 以一個ARM處理器來說，ARM7TDMI是負責中斷主要的部份

- 簡單來說，每個中斷(16~255)或者外部事件(exception: 1~15)都對應一個中斷號碼(exception numbers)
- 而系統程式(program)必須告訴嵌入式系統的CPU，Vector table在哪裡(位於哪個位址)。
- 系統程式必須maintain一個中斷向量表，這是一個很單純的表格，每一個entry紀錄一個位址，這個位址指到一段程式(或說一個函數)，稱為中斷處理程式(或ISR，Interrupt Service Routine)
- 如下圖所示
- 
- 當外部事件或exception產生時，CPU或中斷處理器會知道第幾號中斷產生了，並參考中斷向量表，再將CPU“跳”到中斷向量表相對entry裡紀錄的位址
- 中斷處理程式執行完畢後，會返回被中斷的程式


#### Fault Handling(dummy)
當系統在執行中斷服務時，出現bug或者是未定義的行為時，便會return到一個錯誤的中斷服務函式裡，例如(除以0)

- 除了`hard fault`是總是啟動的以外，其他都是事件發生才觸發啟動。

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## Exception handling in details :


- AAPCS：　Procedure Call Standard for ARM Architecture
- a C function can modify R0 to R3, R12, R14 (LR), and PSR
- R0~R3, R12, LR, and PSR : caller saved registers在執行function call之前需要將這些暫存器裡的資料搬移到stack(內存)中
- R4~R11 are called “callee-saved registers” 這幾個暫存器內存的位址或是資料是不能改變的。若真的需要改變的話，就需要將R4~R11裡的資料暫存到stack裡面然後等中斷服務執行完後把這些值搬移回去。

## stack frame :
上述需要被push到stack的資料會被放到一個資料表裡面，這個資料表我們就稱為`stack frame `
without float point unit:


with float point unit :

#### Exception Sequences Example

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# Usart :

## USART Configuration
- Enable the USART by writing the UE bit in USART_CR1 register to 1.
- Select the desired baud rate using the USART_BRR register.
- Set the TE bit in USART_CR1 to enable the transmitter
- Set the RE bit in USART_CR1 to enable the receiver

## character transmission :
1. the USART_DR register consists of Transmit data register (TDR).
2. The TXE flag generates an interrupt if the TXEIE bit is set

## Character Reception
1. When a character is received, the RXNE bit is set.
2. Read to the USART_DR register (this clears the RXNE bit)

### RXNE :
1. 由硬體設備控制
2. 當RXNE設定為1的時候，表示資料已被傳送完成而且已經可以讀取到
3. 一旦RXNE被設定為1，則中斷程序便會產生
4. RXNE可以藉由軟體重設為0
5. RXNE在完成接收後且在接收下一段資料之前一定要清空，否則會出現Overrun error

## Baud rate :

# Porting Newlib: `malloc ` & `printf `
自己找重點XD

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# OS: User Mode and Kernel Mode
[Cortex M4 暫存器介紹](https://www.itread01.com/content/1541967072.html)
## Privileged and Non-privileged Operation Modes
- 在Cortex M4/M3中，其權限可以分為兩種=> privileged and non-privileged operation modes
- 在一般的情況下coding，我們是處於`user mode `並且操作在unprivileged 的操作模式。
- 在non-privileged operation modes的情況下是不能使用一些`NVIC`的暫存器的
- MPU也可以用來防止在non-privileged operation modes下不會assess到不該assess的記憶體，而這種分為兩種模式的系統可以防止即使在non-privileged的執行權限下失敗了，系統也不會崩潰。
- 多數運行的模式只需要在non-privileged mode
- 

- Operation states and modes:
- processor在thread mode中有兩個LEVEL的權限下運行(privileged access level or unprivileged access level)
- thread mode可以透過SP()在彼此之間互換
- Non-privileged operation mode restrictions
- Limited access to the MSR and MRS instructions
- Cannot access the system timer, NVIC, or system control block
- Might have restricted access to memory or peripherals

## MSP和PSP的差別
- MSP :在handler mode下進行時是使用MSP，當然在thread mode下也可以使用PSP但這就需要特殊呼叫，在邏輯位址上為R13的暫存器
- PSP :在thread mode下進行時是使用PSP，在邏輯上的位址是R13的暫存器
- MSP和PSP的概念就像USART中的BUFF概念是相通的，在USART中我們傳送訊息時是用TXBUFF而接收訊息時是用RXBUFF，但實際上MCU的的UART就只有一個，而TXBUFF和RXBUFF都是在同一個位址。
- 目的: 是為了在進行模式轉換間，減少Stack的占用，同時也可以為不同權限的工作模式設置不同的stack

## Switch Between Privileged and Non-privileged Operation Modes
- 透過SVC可以從Non-privileged 轉換到 Privileged
- 透過software設定可以從Privileged 轉換到 Non-privileged

## Special register(特殊功能暫存器組):
- 程式狀態暫存器組(PSRs/xPSR) 3個
- 中斷遮蔽暫存器組(PRIMASK, FAULTMASK,以及BASEPRI)
- 控制暫存器(CONTROL)
這7個暫存器只能被專用的MSR和MRS指令訪問，而且它們也沒有儲存器地址。

### 程式狀態暫存器
[詳細狀態暫存器說明](http://b8807053.pixnet.net/blog/post/3612679-arm%E5%9F%BA%E7%A4%8E%E7%9F%A5%E8%AD%98%E6%95%99%E7%A8%8B%E4%BA%8C)

### 中斷遮蔽暫存器:
- PRIMASK : 這個暫存器只有一位，當該位為1時，就遮蔽所有可遮蔽的異常，除NMI和硬體fault可以響應。預設是0；
- FAULTMASK: 這個暫存器也只有一位，置1時，只有NMI才能響應，所有其他異常均遮蔽。預設為0
- BASEPRI: 這個暫存器的有效位由表達優先順序的位數決定,最多9位。它定義了被遮蔽優先順序的閾值，當優先順序號大於等於此值的中斷均被關閉。預設為0，則不關閉任何中斷
- **簡單來說: 想要暫時關閉中斷 : 要處理PRIMASK和BASEPRI。**
- **FAULTMASK: 被OS用於暫時關閉fault處理機能。**
:::info

PRIMASK=1；關中斷

PRIMASK=0； 開中斷

FAULTMASK=1; 關異常

FAULTMASK=0; 開異常
:::
### 控制暫存器:

- **用於定義特權級別和堆疊指標的使用(MSP/PSP)**
- M4: 特有，當處理異常時是否儲存浮點環境
- 只能在 privileged access level 才是可讀可寫，而 unprivileged access levels則是可以讀取不能修改
**對映下圖:**

- 在嵌入式系統被執行時，控制暫存器可以控制不同的Task運行在privileged或是unprivileged的情況下。
:::info

### 切換access level
**處理器一開始一定是在優先級的執行緒模式**，這時候可以將其切換到非優先級(Control[0]=1)。 但是在執行緒模式下，非優先級不能直接變成優先級。 非優先級的執行緒模式要是想回到優先級，必須使用例外處理(exception handler)，當處理器處在處理模式時會變成優先級(Control[0]=0)。 然後再跳回執行緒模式即可。
RTOS或嵌入式作業系統可以用這個技巧去設計更安全的應用程式。

[Kernel] Control: 0x0 
[Kernel] SP: 0x2001ffc8 
[Kernel] MSP: 0x2001ffc8 
[Kernel] PSP: 0x0 

[Kernel] Switch to unprivileged thread mode & start user task (psp_init = 0x20018000).

[User] Start in unprivileged thread mode.

[User] Control: 0x3 
[User] SP: 0x20017ff8 
[User] MSP: 0x0 
[User] PSP: 0x0 

[User] Switch to privileged thread mode by writing the control register directly. (forbidden)

[User] Control: 0x3 
[User] SP: 0x20017ff8 
[User] MSP: 0x0 
[User] PSP: 0x0 

:::
#### 結論:
- 在Handler mode中執行必定是Privileged的權限
- 無法直接從unprivilege轉換成Privileged的權限，其用意是在保護系統和核心。

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## 11 - OS: System Call

### SVC (Supervisor Call) Exception
SVC的機制可以當作是一個API負責處理:是否允許Tasks可以assess到系統資源。
透過SVC-instruction我們可以產生SVC-中斷，根據其給的參數 決定要做什麼事(SVC numbers)
共有8個位元，也就是256個api

SVC #0x3 ; Call SVC function 3

## 為什麼要多花8bits給SVC來做儲存？
因為我們可能在執行程式時，會有需要不一樣的權限，若是使用register可能會造成值不正確。

## 例外處理程序的實例:
:::success

## 背這張圖:
有沒有發現, 當進入 user thread mode 狀態時, 並沒有一條路直接到 privileged thread ,

而是要透過 exception 進到 privileged handler. 且 user thread 並沒有權限直接去改

program CONTROL register. ( user thread mode 是 unprivileged 的 )

那怎麼去進到 所謂的 privileged kernel mode 去管理資源呢.

這時候靠的就是 SVC exception.

- SVC Sequence:


## LAB11-2 SVC Handler: Extract the SVC Parameter
1.
透過SVC來幫我們做事情，程式透過`sys_call()`中的svc instruction進入到SVC_Hanler中，而在進入`handler`之前，硬體機制幫我們作了以下的事情:
- 把r0~r3 LR PSR和return address push 到stack裡
- 把exc_return 讀取到LR中
- 讀取Handler_entry中的exception number給PC，已進入所對應的例外處理

### SVC_handler :
2.
- 組語:

.type svc_handler, %function
.global svc_handler
svc_handler:
	mov r0, lr //把exc_return(在lr裡面)給r0
    
	mrs r1, msp //把MSP(Main stack pointer)給r1 (main_back_up)因為在handler中或許會用到MSP，所以要先把之前的值處理起來
	b svc_handler_c // 回到svc_handler_c函式裡

3.
- c語言:

if (handler&0b100) //Test bit 2 of EXC_RETURN
	{
		stack_frame_ptr = (uint32_t* )read_psp(); //if 1, stacking used PSP
		printf("[SVC Handler] Stacking used PSP: 0x%X \r\n\n", (unsigned int)stack_frame_ptr);
	}
	else
	{
		stack_frame_ptr =  (uint32_t* )main_backup;//if 0, stacking used MSP
		printf("[SVC Handler] Stacking used MSP: 0x%X \r\n\n", (unsigned int)stack_frame_ptr);
	}

透過暫存起來的exc_return判斷是用PSP還是MSP，並且把該Pointer給stack_frame_ptr，再透過`stack_frame_ptr `去找到`RETURN_ADDRESS`(stack_frame_ptr+6)即為return_address(LR)。

uint32_t stacked_r0 =(*(stack_frame_ptr));// (*(stack_frame_ptr));
	uint32_t stacked_r1 =(*(stack_frame_ptr+1));;
	uint32_t stacked_return_addr = (*(stack_frame_ptr+6));

	uint16_t svc_instruction = *((uint16_t *)stacked_return_addr - 1); //透過找到return_address 我們也可以找到SVC_instruction的值: 如下圖
	uint8_t svc_num =(uint8_t)svc_instruction;


找到`SVC_instruction`後我們就可以找到對應的instruction number。

## 為甚麼要找到SVC parameter?
The SVC exception handler needs to extract the SVC parameter and determine what action it needs to perform.
以本例子來說，我們根據SVC parameter判斷為需要將r0和r1做相加，於是我們就做相加的動作:

if (svc_num == 0xA)
		//return r0 + r1
		*stack_frame_ptr = stacked_r0 + stacked_r1;
	else
		*stack_frame_ptr = 0;//return 0
		

:::
## 12 - OS: Context Switch
+ 簡單的 context switch 可使用 systick 產生 exception 達成
+ 流程如圖所示
1. 當前的 task 被 sytick exception 中斷後，**進入 systick handler**
+ 此時，caller saved register 會被 push 至當前 task 的 user stack 中
2. 在 systick handler 中，是使用 msp
+ 先把 LR 存好
+ 把 callee saved register 存好到 stack
+ 再 branch 至 sw_task (以 c 實作) 以切換成新的 psp
+ 最後把存好的 LR 取回
3. **離開 systick handler**後，因為 psp 已更新，就會到下一個 user stack 中


+ 每個 user stack 結構如下圖


`systick`倒數，時間到了就進入到`systick handler`裡面先存取`r4~r11`還有`LR(excreturn )`，接著`branch`到`scheduler`裡面，`scheduler`再`return`下一個task的`psp`給`systick handler`，`systick-hanlder`回復`r4~r11`還有`lr(exc_return)`後就結束中斷，再回到task裡面時，硬體會回復`stack-frame`，就會發現所有的register變成下一個task。 這樣子就變成一個context switch

## Ivan, Joe ICB