一个嵌入式操作系统的实现过程

在学生时代，操作系统对于我而言是一个很神秘的东西，虽然从书本中了解了一些操作系统的基本原理，但总缺少一些直观的认识。硕士毕业那年，机缘巧合地看到了于渊写的《Orange'S一个操作系统的实现》这本奇书，得以管窥一二。感觉写一个操作系统应该是一件很酷的事情，而且也不是那么难，只要对计算机结构有清晰的认识，就应该没有问题。

但是，X86这个架构对于我而言有点复杂了，我需要花费很多精力去了解各种各样的历史原因，有点麻烦。相比之下，我更喜欢开放的ARM架构，这样我可以自由的把控各个系统外设，必要时可以自定义，是一个很不错的起点。于是，决定在一款ARM芯片上写一个嵌入式的操作系统。

第一部分：Cortex-M4简介
第二部分：进程
第三部分：内存管理
第四部分：外设驱动
第五部分：文件系统

本系列文章是建立在《STM32入门指南》基础之上的，一开始选用的开发板是淘宝上买的银杏科技的iCore3，后来切换到了正点原子的探索者。假设读者对于STM32的单片机有一定的了解。源码托管在了Github上。

原先iCore3开发板的代码托管在这里。

第一部分：Cortex-M4简介

对处理器内核的深入理解，是我们实现上下文切换，进程调度，内核态与用户态权限分离的基础。了解处理器的中断处理机制，内存和外设的访问方式，有助于实现高效的设备驱动，和内存系统。为了查阅方便，也为了本系列文章内容的完整性，在正式开始操作系统之旅之前，我们要先对要用的处理器内核做一个简单的介绍。初次阅读的读者可以先跳过这一部分，在以后需要用到的时候，通过超链接回来查阅。

我们所用的单片机STM32F407的内核是ARM的Cortex-M4处理器。在ARM的信息网站上可以找到各个内核的文档。此外，还有《M3M4权威指南》和《STM32的Cortex-M4编程手册》可供参考。

Cortex-M4内核结构

Cortex-M4处理器是ARMv7-M架构的一种实现，它是一种32位精简指令集(Reduced Instruction Set Computing, RISC)的处理器，有一个三阶的指令流水线，依次对指令进行取指、解码、执行操作。它是一种哈佛架构，可以同时获取指令和数据，使用32位的地址总线，可以访问4G的地址空间。而且它采用的是一种装载存储结构，不能直接操作内存空间里的数据，需要先把内存空间中的数据装载到内核寄存器中，处理完毕之后再存储到内存中。

内核寄存器

如果把处理器的内核看作是一个黑箱，那么内核寄存器就是这个黑箱的接口。我们通过这个接口来获取内核的状态，控制内核的工作方式。
一般我们使用通用寄存器(R0-R12)处理数据。功能寄存器(R13-R15)则是栈指针(SP)、链接器(LR)和程序计数器(PC)。内核还有反应其工作状态的状态寄存器PSR，屏蔽中断用的寄存器(PRIMASK、FAULTMASK、BASEPRI)，以及系统控制寄存器(CONTROL)。

第二部分：进程

早期的计算机只有一个CPU，这就意味着同一时间只能执行一个任务。但我们在使用的时候，仍然会产生一种计算机在同时处理很多任务的错觉。这依赖于“进程”这一概念的提出和实现，对计算机的资源进行分时复用，CPU在多个任务之间不断的切换，当切换的频率足够快就会给用户一种同时处理多个任务的假象。

上下文切换控制三色灯	所谓的上下文切换，是指CPU在进程之间进行切换的这一过程。它涉及到两个动作：保存上文和恢复下文。保存上文是把当前进程的状态保存下来，主要是CPU中的各个寄存器，使得在以后切换回该进程时能够完全恢复其当前的工作状态。恢复下文则是恢复之前保存下来的目标进程的状态，继续执行目标进程。代码下载
具有上下文切换的任务框架	麻雀虽小，五脏俱全。虽然这只是一个简单的上下文切换机制，还算不上一个完整的操作系统，但我们已经可以看到操作系统的影子了。这一功能将在未来被完善成为一个完整的进程机制。代码下载
定时触发的上下文切换	在前两篇文章^{1, 2}中，我们实现了一个简单的上下文切换机制，但要求应用程序主动触发切换。很多时候，人们写应用程序是不会考虑什么时候、以及如何进行上下文切换。但这些应用程序却能很好的工作，这要归功于操作系统中的时间片机制。本文用Cortex-M4内核的SysTick计时器实现一个简单的定时切换的功能，使得任务的实现不需要主动的触发上下文切换。这一功能将在未来被完善为时间片机制。代码下载
进程队列	在先前的框架中，我们只是单纯的在两个进程之间来回切换，并没做过多的进程调度的工作。这个框架下的进程调度需要为每个进程添加一个调用规则，过于繁琐。为了方便管理进程，本文在Linux内核链表的基础上提供了一个队列，称之为进程队列。代码下载
系统时钟	现在实现一个简单的系统时钟，是因为框架中用的延时函数实在是太低效了。实际上，系统时钟对于操作系统而言是一个重要的组件。它存在的意义不仅仅是要提供一个延时功能，还应当能够记录系统的运行时间，甚至是每个进程的运行时间，为我们通过CPU占用率进行优化提供了可能。在我们要实现的时间片机制中，系统时钟的计时功能是必不可少的一个组件。代码下载
临界区	在写系统进程时，需要时刻注意着多个进程对公共资源的并发访问问题。临界区是保护公共资源的一种方式，我们通过关闭系统中断来实现临界区，进而保证了临界区中的代码能够完整的执行，也就是一些参考书中所说的原子性。在本文中，我们分析了μCOS的临界区实现方式，对其作了简单的修改。用汇编写了xtos_lock()和xtos_unlock()两个成对使用的函数，用于进入和退出系统临界区。代码下载
进程的工作状态	上下文切换需要一系列的入栈和出栈操作，这是很耗费计算资源的一个过程。但为了保证系统的"并行"运行效果，我们还需要不断的进行切换。为了提高系统的运行效率，尽量避免不必要的进程切换，需要为进程实现一个状态机。一般操作系统都会定义就绪态、运行态和挂起态三种状态，不同的系统的具体实现可能略有不同。我们这里参考μC/OS和Linux的实现，初步设计了进程的工作状态机。

进程间通信

守护进程

第三部分：内存管理

暂无介绍。

第四部分：外设驱动

暂无介绍。

第五部分：文件系统

所有的计算机应用都需要存储一些信息。一个进程在运行的过程中，它可以在自己的地址空间中存储有限的信息。但是，存储空间大小受限于虚拟地址空间(virtual address space)。对于很多应用这个地址空间是很小的。把信息存储在进程空间中的另一个问题就是，当进程结束或者系统掉电以后，这些信息就会丢失。另外，很多时候会有多个进程需要访问相同的信息，因此有必要对这些信息进程抽象，使其与进程无关。

为了防止掉电丢失，人们通常会把数据保存在硬盘、FLASH等掉电不会丢失的设备上，这里我们用的是SD存储卡保存信息。这类设备的容量通常都很大，就是速度慢。为了提高性能和访问速度，这些存储设备通常是按照数据块的形式进行访问的。也就是说一次读写操作会处理很多字节的数据，一个数据块的字节数通常是固定的。

文件系统就是对存储数据的抽象，各个进程都以文件的形式访问各种不同的信息。进程通过文件系统打开文件、读写文件，根本不需要考虑文件存储在什么设备上。这样就把数据和进程之间独立开来了。主要解决了三个问题：

数据存储在哪里，是怎么组织的？
新数据应该以什么形式、写在哪个地方？
一个进程能够访问什么样的数据？

文件系统原理	在本文中，我们将对文件系统的功能和实现做简单的原理介绍。文件系统的设计和使用是有着很高深的学问的，我们会在以后的文章中逐渐深入。
FAT文件系统	最早FAT文件系统是上个世纪七八十年代微软为了驱动软盘(Floppy Disk)在MS-DOS操作系统上开发的文件系统，现在的Windows操作系统主要用NTFS格式的文件系统。不过在MP3/MP4还很火的时候，貌似FAT又得到了广泛的应用，现如今的一些嵌入式系统上仍然能够看到FAT的身影。相比于其它文件系统，它还是比较简单直白的一种，所以我们以FAT为例进行分析，对上一篇文章中介绍的原理进行一些补充。
FatFs —— 一个FAT文件系统的开源实现	暂未写介绍

附录

参考资源

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用间第十三

孙子曰：凡兴师十万，出征千里，百姓之费，公家之奉，日费千金，内外骚动，怠于道路，不得操事者，七十万家。相守数年，以争一日之胜，而爱爵禄百金，不知敌之情者，不仁之至也，非民之将也，非主之佐也，非胜之主也。故明君贤将所以动而胜人，成功出于众者，先知也。先知者，不可取于鬼神，不可象于事，不可验于度，必取于人，知敌之情者也。

故用间有五：有乡间，有内间，有反间，有死间，有生间。五间俱起，莫知其道，是谓神纪，人均之宝也。乡间者，因其乡人而用之；内间者，因其官人而用之；反间者，因其敌间而用之；死间者，为诳事于外，令吾间知之而传于敌间也；生间者，反报也。故三军之事，莫亲于间，赏莫厚于间，事莫密于间，非圣贤不能用间，非仁义不能使间，非微妙不得得间之实。微哉微哉！无所不用间也。间事未发而先闻者，间与所告者皆死。凡军之所欲击，城之所欲攻，人之所欲杀，必先知其守将、左右、谒者、门者、舍人之姓名，令吾间必索知之。敌间之来间我者，因而利之，导而舍之，故反间可得而用也；因是而知之，故乡间、内间可得而使也；因是而知之，故死间为诳事，可使告敌；因是而知之，故生间可使如期。无间之事，主必知之，知之必在于反间，故反间不可不厚也。

昔殷之兴也，伊挚在夏；周之兴也，吕牙在殷。故明君贤将，能以上智为间者，必成大功。此兵之要，三军所恃而动也。