signal信號是異步通知task的一種機(jī)制，HISR是不可以接收信號的，但是可以發(fā)送信號。 ? ? TCB中與signal相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)包括active_signal,enable_signal（這是一個掩碼，如果為0則不執(zhí)行signal_handler），（*signal_handler）,主要有兩個函數(shù)，一個是send_signals()和signal_shell()，其中send_signals()函數(shù)主要是區(qū)分發(fā)送信號給自己還是給其他的task，如果發(fā)給自己就直接執(zhí)行signal_shell（）,如果發(fā)送至其他task（處于suspend或ready但沒有占用處理器的狀態(tài)），target task必須要釋放占用的protect，因?yàn)樵趕ignal_handler中可能會去請求protect資源，這樣就會發(fā)生死鎖，當(dāng)前task執(zhí)行TCT_protect_switch()函數(shù)，與請求protect()函數(shù)前半部分一致，調(diào)用schedule_protect()讓target task釋放占用的protect資源。 ? ? 在target stack處建立solicited stack，其中PC = &signal_shell，保存target task的status和tc_statck_ptr，根據(jù)當(dāng)前的狀態(tài)，如果是ready或pure_suspend，則返回，否則就resume_task（）喚醒target task，根據(jù)返回值確定是否進(jìn)入schedule()。 ? ? 在send_signal中應(yīng)用protect來保護(hù)共享數(shù)據(jù)，而到了protect_switch中應(yīng)用關(guān)中斷來保護(hù)，中間有一個數(shù)據(jù)保護(hù)的真空期，因此要兩次確認(rèn)target task沒有再占用protect資源?

suspend/resume 對于task狀態(tài)改變的操作主要有suspend和resume函數(shù)，其中suspend將一個task掛起，當(dāng)掛起自己時會control_to_system，finished和terminated狀態(tài)的轉(zhuǎn)變也是利用suspend函數(shù)，resume函數(shù)用來將task喚醒，并返回一個標(biāo)志是否需要context switch
線程同步 應(yīng)用里可以使用到的線程同步有兩種方式，semaphore和event groups，semaphore與linux中的一直，但是NU中并沒有對優(yōu)先級反轉(zhuǎn)有處理 event groups是一個32bit的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，可以標(biāo)記32個事件，操作包括set和retrieve，set event時會喚醒suspend list上的所有task，最后在對相應(yīng)bit consume，retrieve去請求event，如果失敗則掛起在suspend list上，只有拿到event后才會對consume
線程通信 NU中支持的線程通信方式包括queue,pipe,mailbox，這里queue和pipe的機(jī)制基本相同，只是queue是按32bit操作，pipe是按照字節(jié)訪問，但是代碼里也做了對齊，mailbox是一種信箱機(jī)制，信箱的大小為4*32bit，使用的好處就是執(zhí)行速度快
內(nèi)存管理 NU并沒有使用到虛擬內(nèi)存管理，直接訪問物理地址，有兩種建立內(nèi)存池的方法，動態(tài)內(nèi)存管理和靜態(tài)內(nèi)存管理，動態(tài)內(nèi)存管理采用的分配策略是first-fit和釋放后內(nèi)存融合，靜態(tài)內(nèi)存管理是每次分配固定大小的內(nèi)存塊，這樣可能會引起內(nèi)存的利用率降低，但是不會引起內(nèi)存外部碎片 ? ??
1. 中斷向量表的reset地址為0x0，直接跳轉(zhuǎn)至INT_Initialize()
2. Low_bit_set[256]用來快速計(jì)算優(yōu)先級的表，其中放的是對應(yīng)優(yōu)先級數(shù)值第一個不為0的數(shù)，例如當(dāng)前最高priority=17，則low_bit_set[17] = 0,17 = 0x11第一個不為0的位是第0位
3. HISR不會suspend，沒有time slice即同優(yōu)先級的HISR依次執(zhí)行，不會接收信號，只可以被中斷，如果激活了更高優(yōu)先級的HISR則當(dāng)前HISR被搶占。
4. 當(dāng)中斷發(fā)生時，ARM硬件完成的工作包括： ? ?i. 保存中斷前的CPSR至SPSR_irq_mode ? ?ii.保存中斷時PC值至lr_irq_mode ? ?iii.切換至irq mode,屏蔽irq bit，set arm mode ? ?iv. 將PC指向irq_entry(0x18) 5. time slice只有在被中斷里才會保存下來，即一個task被中斷后執(zhí)行了LISR和HISR后，重新schedule到task，其time slice是之前剩下的時間片，當(dāng)task主動讓出處理器時，比如self-suspend,send_signal,resume高優(yōu)先級的task時，會將time slice重新置為預(yù)設(shè)值
6. 在control_to_system里有clear protect的動作
7. TMD_Timer_Start記錄的是當(dāng)前timer_active_list上頂端timer的remaining_time，當(dāng)發(fā)生start_timer，stop_timer或timer expired時都會去更新這個值
8. 所有的system call都要用system_protect來保護(hù)，因?yàn)槠渲杏袑τ谥匾肿兞康脑L問
9. TCB中有一個suspend_protect，用來記錄task在suspend前擁有的是什么樣類型的protect，例如一個請求Dynamic memory的task suspend在dm_suspend_list上，在掛起前將dm_protect保存至suspend_protect中，因?yàn)橐粋€task在suspend前必須釋放所持有的protect，所以只能利用suspend_protect標(biāo)記之前占有的是dm_protect，當(dāng)timeout發(fā)生時，重新獲得dm_protect去執(zhí)行cleanup函數(shù)，做清理工作將task從dm_suspend_list上移除，resume一個task時會將suspend_protect清空。
10. 一個HISR中可以send_signal，suspend其他task，請求protect資源，這些動作都有可能使HISR讓出處理器給低優(yōu)先級的task去執(zhí)行，都是調(diào)用TCC_schedule_protect()，目的是避免deadlock
11. deadlock產(chǎn)生的四個必要條件 （必考） ? ? i.互斥條件：資源同一時間只可以被一個進(jìn)程訪問 ? ? ii.請求與保持條件：當(dāng)進(jìn)程請求新資源阻塞時，不釋放已經(jīng)占有的資源 ? ? iii.不剝奪條件：進(jìn)程在占有資源時，未使用完之前，不可以被強(qiáng)行剝奪 ? ? iv. 循環(huán)等待條件：若干進(jìn)程形成一種頭尾相接的循環(huán)等待資源關(guān)系 ? 12. 優(yōu)先級反轉(zhuǎn)（priority inversion）（必考） 產(chǎn)生原因：三個task,優(yōu)先級關(guān)系是taskA>taskB>taskC，taskC占有互斥sem，當(dāng)taskA執(zhí)行時申請sem，suspend，此時taskB被喚醒，繼續(xù)執(zhí)行，則taskC無法釋放sem,導(dǎo)致高優(yōu)先級的taskA無法執(zhí)行，而低優(yōu)先級的taskB一直執(zhí)行下去 解決方法： ? ? i.disable interrupt （影響OS的實(shí)時性） ? ? ii.disable preemption (影響實(shí)時性) ? ? iii.優(yōu)先級繼承 ? ? 在運(yùn)行時，taskA請求低優(yōu)先級taskC已經(jīng)占有的sem，則將taskC的優(yōu)先級提升至taskA相同 ? ? iv. 優(yōu)先級天花板 ? ? 在未運(yùn)行的情況下，首先估計(jì)會使用到sem的task，然后將所有的task優(yōu)先級升高至這些task中的最高 ? ? 優(yōu)先級。
13. 在TCT_schedule_Protected的代碼中，在control_to_thread前開關(guān)了一次中斷，這樣可以節(jié)省一次上下文切換，讓中斷在當(dāng)前task上發(fā)生，而不是切換至占有protect的task在發(fā)生中斷。
14. 當(dāng)task被中斷后搶占，不會釋放protect資源，因此在LISR中不可以使用與Protect相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用，只可以使用activate_HISR()，它是用中斷來保證原子訪問的。
15. protect的嵌套利用unprotect_specific()和set_current_protect()來實(shí)現(xiàn)，同時system_protect一般作為第二個protect去申請，因?yàn)閟ystem_protect保護(hù)了內(nèi)核中全局的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，粒度較大，因此要盡量減少持有的時間
16. 第一次中斷的上下文保存在task stack，嵌套的中斷上下文保存在system stack，因?yàn)橹袛嗲短装l(fā)生在LISR中，此時sp值已經(jīng)更新為system stack ptr
17. protect() send_signal(), suspend()都有為了防止deadlock讓持有protect的task執(zhí)行，直到釋放protect的機(jī)制
18. 在調(diào)用terminate task時，如果task是suspend要調(diào)用cleanup函數(shù)，要利用suspend_protect保護(hù)，同時不會與system_protect形成死鎖
19. queue和pipe，按照FIFO的模式發(fā)送message，在變長模式下，如果taskA的message較大suspend，則taskB即使有空間也必須suspend在taskA后面。
20.resume返回true的條件 ? ? i.當(dāng)前priority_list上只有target_task一個 ? ? ii.target_task的優(yōu)先級高于TCD_Highest_priority ? ? iii.確定當(dāng)前task是可搶占的 ? ? iv. 當(dāng)前線程是一個task，如果是NULL則是在初始化里面，初始化還未完成不應(yīng)該schedule,如果在 ? ? ? ? ? HISR里，因?yàn)镠ISR的優(yōu)先級總是高于task的，因此也不會發(fā)生搶占
21. Dynamic memory的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)使用雙向鏈表是為了可以進(jìn)行融合操作
22. first-fit策略必須使用相鄰融合的內(nèi)存管理方法，但是仍會造成50%的浪費(fèi)
23. TCD_current_thread == NULL，如果當(dāng)前開著中斷則是schedule，如果是關(guān)中斷則是INT_initialize
24. 如果申請protect,TCD_current_thread == NULL,protect中直接跳過，因?yàn)檫@是在初始化中，初始化使用關(guān)中斷來保護(hù)的
25.如果一個HISR suspend了，則下一次LISR觸發(fā)HISR時，就無法處理了? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ??