作者: brody.zhang@foxmail.com
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1 MCU 简述
MCU 即单片机，适合 IO 密集、高实时要求任务（如控制、低功耗、快启动高响应应用）。
AP (Aplication Processer) 处理器适合做高计算、低 IO 运算。针对不同系统需要设计合理的计算单元。
掌握 MCU 底层基本知识，对于软件优化可以提供很多帮助。
2 MCU 内存映射、链接与跳转
图1：STM32F40x 内存映射
上图为 STM32 内存空间映射，32位芯片最大寻址4GB，FLASH、RAM、外设都在此空间（Linux 高端映射不在本文讨论范围)。
通常工程中描述的地址都指链接地址（ld 文件或 scatter 文件），也是程序运行时所跳转的地址。大部分 ARM 架构芯片上电从 0x0 地址开始运行，例如华大的芯片，Flash地址直接从 0x0 开始，链接脚本 RESET 段也从 0x0 开始。Flash 如果是 NAND 类型（不能 XIP 执行），需要上电后将程序所有内容搬运到 RAM 中，否则无法寻址。
备注：XIP 方式要求 Flash 随机访问读写，Flash 相关知识和链接文件各段意义不在此赘述，推荐阅读《程序员的自我修养》学习。
提问：STM32 从 RAM 和 Flash 启动地址是 0x20000000 和 0x0800000，为什么不是 0x0 地址？
答：根据 memory map 可以看出，STM32 根据 boot pin 配置不同，将 0x0 - 0x000FFFFF 映射到 SRAM 或者 Flash，相当于别名，可以尝试将链接地址改为这个范围，代码执行不会受到任何影响。
3 MCU 启动文件（基于 STM32）
3.1 MDK 版本：
跳转到 Reset 后先初始化系统时钟，再执行 __main() 函数。
__main 为 armcc 库函数，先执行 __scatterload()，装载 RW，清空 ZI。再使用 __rt_entry() 初始化 C 库堆栈。堆栈建立用到了__user_initial_stackheap()
中断向量表
前 16 个为 Cotex-M 内核定义，其余中断号由厂商定义。
在链接文件中，将中断向量表定义为 RESET 段并定义在可执行文件最前面，+First / LAST 可指定段位于最前或者最后，详情可以查阅 ARMCC 手册。
3.2 GCC 版本：
流程相似，不再赘述，请同学自己分析。
提问：0x0 填栈顶指针是必须的吗？
答案：非必须，在 ARM 手册中此地址为保留地址，厂商通常实现为上电自动赋值给 MSP。FreeRTOS 便利用这个值在内核启动后重新初始化 MSP。可以测试将此值定义为0，只要在 ResetHandler 中和内核启动后将 MSP 设置为正确值即可。
4 实时操作系统-SVC 与 PendSV
| Handler mode 中断中 |
Thread mode 非中断中 |
|
| Privileged 可访问全部寄存器 |
中断一定是特权模式，复位后使用 MSP |
可以在特权模式配置为非特权模式 |
| Unprivileged 禁止访问内核寄存器，例如：CONTROL 寄存器、NVIC 寄存器、MPU 寄存器 |
不存在 |
可以通过出发 SVC 进行系统调用，在中断中进入特权模式 |
对于堆栈指针使用：
中断中一定使用 MSP，但是在线程中根据 CONTROL 寄存器的第 1 位确定 MSP 或 PSP
4.1 SVC 软中断
SVC 指令（汇编调用或者函数声明SVC）可以直接出发 SVC 中断。
此指令可以传递一个参数（即 SVC 服务号），在 ARM 模式下 24 位，thumb 模式下 8 位。模式切换根据 BX 指令跳转地址的第 0 位是否为 1 决定。
在 FreeRTOS 中实现了三个 SVC 调用，分别是启动调度器、触发任务调度、进入特权模式。
4.2 PendSV 可挂起中断
RTOS 在 Systick 中断置位 PendSV 标志位，当当前无中断响应时进入 PendSV 进行调度。
调度基本流程：
- 入栈（线程栈）当前任务 TCB
- O(1) 位图算法选择下一个需要执行任务
- 切换 SP 出栈恢复任务现场
5 MPU 任务隔离
MPU 单元为不同的内存区域设置了访问权限，特权级访问、非特权级访问，针对有 cache 的芯片（例如Cotex-M7系列）还可以配置是否使用 cache 避免数据不一致。
STM32F4xx 支持配置 8 个区域，支持背景区域，即不设置 MPU 的区域可配置默认访问权限。
提问：MPU 如何保护任务栈？
答案：FreeRTOS 支持 MPU 接口。MPU 接口针对每个任务设置可访问区域，任务运行在非特权模式，当任务切换时，MPU 寄存器也跟随任务进行切换到该任务可访问区域。这样当任务越过自己的任务栈时便触发内存访问错误中断。使用 MPU 增强了安全性，但是编程复杂度提升，无法通过全局传参，编码限制增加。
提问：不带 MPU 接口的 FreeRTOS 堆栈检测机制是怎样的？
答案：任务切换时检测堆栈指针是否越过栈底。缺点是无法检测越过后在调度前又回来的情况。常见的栈检测做法还有栈染色法，预先给任务栈刷固定魔数，通过检查魔数是否改变统计使用率。
6 MMU、页表、进程实现与地址隔离（以32位 rt-smart 为例讲解）
ARM 架构目前有三个系列，Cotex-M、Cotex-A、Cortex-R。分别用于低成本嵌入式设备（物联网、工控等），高端消费品（手机、无人机、显示设备），高实时高安全场景。其中 Cotex-M 和 Cotex-R (除最新的Cortex-R82)不带MMU，Cotex-A 系列基本都带 MMU 组件。MMU 实质上是一种用硬件实现保证内存管理安全的方法，隔离了各个进程的运行空间。
本节以 rt-smart 在 Cotex-A 的移植分享下个人理解。
代码可以参考：https://www.100ask.net/detail/p_5fdec53ce4b0231ba88dc8d1/8
页表：页表是虚拟地址和物理地址的映射，在具体的实现上，就是一个数组。按照 1M 大小划分页表，则 32 位系统 4G 地址空间需要 4K 个页表项。数组成员则代表数组下标 * 1M的虚拟地址所对应的物理地址。
ARM 通过 CP15 协处理器进行 MMU 控制，支持二级页表。当设置页表基地址（实现上是传入页表数组指针）使能后，CPU 寻址可通过硬件级别自动转换。同时 MMU 支持对内存区域权限配置，例如是否可以使用 cache、writebuffer。
ARM 一级页表和二级页表定义：
- 一级页表按照 1M 划分，每个页表项代表 1M 物理地址的基地址。32位系统需要 4K 个一级页表项，需要 16K 的空间存储。
- 二级页表按照 4K 划分，每个页表项代表 4K 物理地址的基地址。4G 地址空间需要 1M 个二级页表项，需要 4M 空间。
CPU典型寻址过程：
6.1 以 rt-smart 为例详解 MMU 操作
需要搞明白的几个关键点：
- 物理内存地址都映射在内核空间，创建进程从内核空间管理的 page 映射为用户空间。
- 创建进程页表时候，需要将内核页表复制到进程页表内核空间位置。
- 内核没有用户空间，rt-smart 只支持内核空间直接映射 0xC0000000 - 0xF0000000，即最大支持 768M 物理内存（Linux 中无法直接映射的内存空间使用高端映射访问）
- 用户进程通过 SVC 中断进行内核服务调用
rt-smart 内存空间映射（全局视角）：
用户进程空间映射：
rt-smart 内核启动流程：
1. 拷贝内核代码到 RAM 中运行，此时使用物理地址，从 0x0 地址开始运行。
2. 初始化页表，将物理地址同时映射到 0x0 和 0xC0000000，防止 CPU 使能 MMU 瞬间寻址错误（这里可以仔细思考下原因）。
3. 映射内核页表到 0xC0000000，此时 CPU 访问的都是虚拟地址，内核代码链接地址在 0xC0000000 空间。当没有进程创建时 CPU 不会访问 0~3G 地址空间。
物理角度看进程内存映射：
如上图，用户程序装载后物理上都位于页表管理区，由 MMU 硬件保证不会访问别的进程内存空间。当 CPU 需要访问硬件寄存器时则通过动态映射到绿色区域寻址。
创建进程和调度分为以下几步：
- 内核装载用户进程 elf：申请内存进行进程页表映射（0~3G）（先创建一级页表，每个页表项都是二级页表，装载用到时再创建二级页表），复制内核页表到3~4G空间。
- 传参进程入口函数，创建进程内核任务。rt-smart 创建进程及进程中线程时等效创建内核线程，进程创建几个线程则对应创建几个内核线程。同一进程创建的线程地址空间相同，不同进程地址空间不同，所有内核线程统一进行调度。
- 任务调度，若前后线程不属于同一个进程，则触发页表切换操作
- 进程中用户若想访问硬件资源，需要通过 SVC 调用陷入内核，由内核进行真正的硬件操作，用户无法直接寻址访问内核资源。
- 进程间通信采用共享内存、管道等方式
提问：为什么需要二级页表？
答：节省内存。直觉上一级页表二级页表全空间映射每个进程需要 16K+4M 内存，更加浪费内存，实际并非如此。
- 页表每项需要物理上连续，1M大小的页过大使用很不方便，当内存碎片化时很难分配。即使只使用1字节内存，也必须分配1M空间，造成内存浪费。
- 实际上根据 用户进程空间映射 一节描述，用户程序内存使用并不连续，大多数程序很多地址空间都不需要访问，如果全使用 4K 大小页表，则很多页表项都是无用的，造成很大内存开销。
- 通常进程无法用完0~3G的用户空间，当用户进程内存使用远小于0~3G，装载时先创建一级页表，用不到的空间则不映射二级页表，则既满足了使用小页表，也避免了用不到的空间页表映射开销，代价就是多一次寻址。