【嵌入式八股14】RTOS

一、RT-Thread 内存管理算法

RT-Thread 通过开辟静态数组的方式来管理内存，以下是具体的定义：

#define RT_HEAP_SIZE 6*1024
/* 从内部 SRAM 申请一块静态内存来作为内存堆使用 */
static uint32_t rt_heap[RT_HEAP_SIZE];	// heap default size: 24K(1024 * 4 * 6)

RT-Thread 提供了多种内存管理算法，适用于不同的内存场景，具体如下：

1. mem 小内存管理算法（类似 heap_4）：
   • 数据结构：采用链表组织内存块，每个链表表项包含 {magic（用于判断是否被非法改写）, used（标识是否被使用）, next（指针域，指向下一个表项）, prev（指针域，指向前一个表项）}。
   • 内存分配操作：以分配 64 Byte 内存为例，从链表表头开始遍历，寻找可用的内存空间进行分配（需要注意表头本身占用 3*4 Byte 的空间）。
   • 内存释放操作：释放内存时，更改 used 表项的状态，并检查前后相邻的内存块是否为空闲状态。若有相邻空闲块，则将它们合并为一个大的内存块，以提高内存利用率。
2. slab 大内存管理算法（内存池）：为避免频繁的内存分配和释放操作带来的性能开销，该算法提前将内存划分成固定大小的块，形成内存池。当需要使用内存时，直接从内存池中获取相应的内存块；使用完毕后，将内存块归还到内存池中，从而实现高效的内存管理。
3. memheap 内存管理算法（类似 heap_5）：此算法能够将多个不连续的内存地址进行合并拼接，实现对不同内存区域的统一管理和使用。这对于一些具有分散内存资源的嵌入式系统来说，能够有效地提高内存的使用效率和灵活性。

二、RT-Thread 链表

1. 链表类型对比：
   • 普通双向循环链表：通常针对每一个数据结构固定的节点进行操作，节点的数据类型和结构在链表创建时就已经确定，灵活性相对较低。
   • RTT 中双向循环链表：数据结构不固定，其指针域指向下一个指针域，这使得插入的元素可以为不同类型，大大提高了链表的通用性和灵活性。
2. 链表操作函数：
   • 指定节点前插入：

rt_inline void rt_list_insert_before(rt_list_t *l, rt_list_t *n)
{
    l->prev->next = n;
    n->prev = l->prev;

    l->prev = n;
    n->next = l;
}

- **指定节点后插入**：

rt_inline void rt_list_insert_after(rt_list_t *l, rt_list_t *n)
{
    l->next->prev = n;
    n->next = l->next;

    l->next = n;
    n->prev = l;
}

- **删除节点**：

rt_inline void rt_list_remove(rt_list_t *n)
{
    n->next->prev = n->prev;
    n->prev->next = n->next;

    n->next = n->prev = n;
}

3. 节点元素的访问：由于在 RTT 链表的节点中，指针域的存放位置不确定，因此需要通过一种宏定义来从指针域寻找对应的结构体元素。具体来说，就是通过 rt_list_t 成员的地址来访问节点中的其他元素。虽然不同类型节点中 rt_list_t 成员的位置各不相同，但在确定类型的节点中，rt_list_t 成员的偏移是固定的。在获取 rt_list_t 成员地址的情况下，可以通过计算 (rt_list_t 成员地址) - (rt_list_t 成员偏移）得到节点的起始地址。RT-Thread 中提供了相应的算法和宏定义 rt_container_of 来实现这一功能：

/**
 * Double List structure
 */
struct rt_list_node
{
    struct rt_list_node *next;                          /**< point to next node. */
    struct rt_list_node *prev;                          /**< point to prev node. */
};
typedef struct rt_list_node rt_list_t;                  /**< Type for lists. */

struct rt_thread
{
    char        name[RT_NAME_MAX];                      /**< the name of thread */
    rt_list_t   list;                                   /**< the object list */
    rt_list_t   tlist;                                  /**< the thread list */
    rt_uint8_t  current_priority;                       /**< current priority */
    rt_uint8_t  init_priority;                          /**< initialized priority */
};
typedef struct rt_thread *rt_thread_t;

#define rt_container_of(ptr, type, member) \
    ((type *)((char *)(ptr) - (unsigned long)(&((type *)0)->member)))
//ptr: 成员首地址（指针域地址，例如 rt_thread_priority_table[highest_ready_priority].next）
//type: 结构体类型（例如 struct rt_thread）
//member: 结构体成员名称（例如 tlist）

三、RT-Thread 抢占式调度实现

假设存在两个线程，低优先级的 t2 任务在 while(1) 循环中执行耗时任务，高优先级的 t1 任务则进行抢占式打印操作，随后进入阻塞状态。调度器的具体执行顺序如下：

1. 高优先级任务 t1 首先执行，当执行到 rt_thread_mdelay() 函数时，该函数会调用 rt_thread_sleep() 中的 rt_schedule() 函数，将 t1 任务挂起。
2. 调度器介入，通过特定的算法寻找到当前最高优先级的任务（此时为 t2 任务），并让其运行。
3. 在低优先级任务 t2 的时间片未到期的情况下，由于高优先级任务 t1 的 rt_thread_mdelay() 超时，其定时计数器会发生相应的变化。
4. 当下一个节拍周期到达时，会定时执行 rt_tick_increase() 函数，该函数会调用 rt_timer_check() 中的 timeout_func() 函数。
5. 通过函数指针跳转到 rt_thread_timeout() 函数，在该函数中执行 rt_schedule() 函数，触发任务调度。
6. 进入 PendSV 中断处理函数，在该函数中进行线程的上下文切换，将 CPU 的控制权交给下一个任务。

四、FreeRTOS 内存管理

1. 内存位置：FreeRTOS 的内存位于 .bss 段，而不是传统意义上的 heap（即启动文件中所定义的堆空间大小）。当使用 pvPortMalloc 函数申请内存时，实际上是从这个系统堆（位于 .bss 段）中进行申请的。

#define configTOTAL_HEAP_SIZE                        ( ( size_t ) ( 100 * 1024 )   // 申请 100KB 内存用于 RTOS 系统堆内存

2. 内存管理策略示例：以 heap_4.c 内存管理策略为例，在 map 文件中可以看到 FreeRTOS 使用一个静态数组作为 HEAP，该数组定义在 heap_4.c 文件中。由于这个 HEAP 来自于静态数组，所以它存在于数据段（具体为 .bss 段），而不是通常所认为的系统堆。以下是 map 文件中的相关信息示例：

.bss                  zero     0x2021'7d1c  0x1'9000  heap_4.o [35]  // 实际位于.bss 段

Entry                       Address      Size  Type      Object
-----                       -------      ----  ----      ------
ucHeap                  0x2021'7d1c  0x1'9000  Data  Lc  heap_4.o [35]  // 起始地址与大小

五、FreeRTOS 任务调度

1. 调度依据：系统通过时钟来判断当前最高优先级的任务，并进行相应的调度，确保高优先级的任务能够优先获得 CPU 资源，从而保证系统的实时性和响应速度。
2. 任务让出 CPU 使用权：当前任务可以主动执行 taskYIELD() 或 portYIELD_FROM_ISR() 函数，让出 CPU 的使用权，以便调度器能够切换到其他任务进行执行。

六、FreeRTOS 创建任务

在 FreeRTOS 中创建任务时，会在堆中（实际上是位于 .bss 段的系统堆）通过 pvPortMalloc 函数分配内存给任务控制块（TCB），用于存储任务的相关信息，如任务的状态、优先级、上下文等。

七、任务堆栈

在创建任务时，用户可以选择动态创建或静态创建任务堆栈。静态的任务栈在任务结束后无法被回收，会一直占用内存空间；而动态的任务栈则可以在任务结束后，将分配的内存空间归还给系统，提高内存的使用效率。

八、RTOS 堆栈溢出的检测

1. 方案 1：检查栈指针是否越界：
   • 检测方法：在调度时，利用任务保存的栈顶和栈大小信息，检查栈指针是否越界。即每次任务切换时，对比栈指针的位置与栈顶和栈底的位置关系，判断是否发生了堆栈溢出。
   • 优点：能够快速检测到堆栈溢出的情况，只要栈指针超出了预设的范围，就能立即发现问题。
   • 缺点：对于任务运行时发生堆栈溢出，但在切换任务前又恢复正常的情况，无法进行有效的检测。因为在任务切换时，栈指针可能已经回到了正常范围内，导致检测失败。
2. 方案 2：检查栈末尾字节是否改变：
   • 检测方法：在创建任务时，将栈末尾的 16 个字节初始化为特定的字符。每次任务切换时，判断这些特定字符是否被改写。如果被改写，则说明发生了堆栈溢出。
   • 优点：可检出几乎所有的堆栈溢出情况，因为只要堆栈发生溢出，就很可能会覆盖栈末尾的这些特定字符。
   • 缺点：检测速度相对较慢，因为每次任务切换时都需要对栈末尾的 16 个字节进行比较操作，增加了系统的开销。

九、RT-Thread PendSV 系统调用--上下文切换

1. 省流版总结：OS 调度依赖于 systick，其优先级最低。当有 ISR（中断服务程序）时，ISR 会抢占 OS 调度先执行；在无 ISR 时，OS 调度实际由 PendSV 执行；若在调度过程中 ISR 到来，则 ISR 会插队执行，执行完毕后再继续进行调度。
2. 不同优先级设置下的情况分析：
   • 方法 1 - 无 PendSV - SysTick 最高优先级（Fault 异常）：假如在产生异常时，CPU 正在响应另一个中断 ISR，且 SysTick 的优先级大于 ISR，此时 SysTick 会抢占 ISR 获取 CPU 使用权。然而，在 SysTick 中不能进行上下文切换，因为这会导致中断 ISR 被延迟，在对实时性要求较高的系统中是不可接受的。此外，由于 IRQ（中断请求）未得到及时响应，而执行了线程，会触发 Fault 异常，影响系统的稳定性和实时性能。
   • 方法 2 - 无 PendSV - SysTick 最低优先级（无法满足实时性）：将 SysTick 的优先级设置为最低，然后在 SysTick 中进行上下文切换。一般情况下，OS 在调度任务时会关闭中断，进入临界区。但由于 OS 任务调度需要耗费一定时间，这就可能出现一种情况：在任务调度期间，如果新的外部 IRQ 发生，CPU 将无法快速响应处理，导致系统的实时性受到影响。
   • PendSV - SysTick 最低优先级（实际方案）：将 SysTick 的优先级调低，避免了触发 Fault 的问题，但会影响外部中断 IRQ 的处理速度。为了进一步优化，引入了 PenSV。由于 PendSV 具有【缓期执行】的特点，可将 OS 调度过程拆分为 2 段：
     • 滴答定时器中断，主要进行业务调度前的判断工作，不进行任务切换。
     • 触发 PendSV，PendSV 并不会立即执行，因为其优先级最低。如果此时正好有 IRQ 请求，那么先响应 IRQ，等到所有优先级高于 PendSV 的 IRQ 都执行完毕后，再执行 PendSV 进行任务调度（PendSV 可被打断）。
   • 实际方案的缺陷：
     • SysTick 的优先级最低，如果外部 IRQ 比较频繁，可能会导致 SysTick 经常被挂起，进而滞后，使得 Systick 的节拍延长，导致系统时钟不准确。
     • 由于上述原因，任务的执行调度速度可能会受到影响，无法及时响应任务的切换请求。
3. 实际方案的具体实现流程：
   • 任务 A 请求 SVC（supervisor call，系统调用）进行任务切换。
   • 内核收到请求后，挂起 PendSV 异常。
   • CPU 退出 SVC 后进入 PendSV，执行上下文切换操作。
   • PendSV 执行完毕后返回任务 B。
   • 中断发生，执行 ISR（子中断服务程序）。
   • ISR 执行过程中，心跳到达，SysTick 异常发生，抢占了 ISR。
   • PendSV 准备进行上下文切换。
   • SysTick 退出后，继续执行 ISR。
   • ISR 执行完毕，进入 PendSV 进行上下文切换。
   • 切换至任务 A。

十、SVC 中断

1. SVC 和 PendSV 的作用：SVC（系统服务调用）和 PendSV（可悬挂系统调用）在操作系统之上的软件开发中有着重要的应用。SVC 主要用于产生系统函数的调用请求。例如，在操作系统中，为了保证系统的安全性和稳定性，不让用户程序直接访问硬件，而是通过提供一些系统服务函数来实现对硬件的间接访问。用户程序使用 SVC 发出对系统服务函数的呼叫请求，当用户程序想要控制特定的硬件时，就会产生一个 SVC 异常，然后操作系统提供的 SVC 异常服务例程得到执行，它再调用相关的操作系统函数，完成用户程序请求的服务。
2. SVC 异常的触发和处理：系统调用会处理异常，实现用户与内核之间的交互。当用户想要执行一些与内核相关的功能时，必须通过 SVC 异常，使内核进入异常模式，从而调用执行内核的源码。一旦触发 SVC 异常，会立即执行 SVC 异常代码。
3. SVC 在 FreeRTOS 中的应用：在 FreeRTOS 中，任务调度器触发了 SVC 中断来启动第一个任务，之后的工作主要依靠 PendSV 和 SysTick 中断触发来实现。SVC 是系统服务调用，由 SVC 指令触发调用，在 FreeRTOS 中用于在任务调度中开启第一个任务，触发指令为 svc 0。SVC 中断本质上是软中断，为用户提供了一个访问硬件的接口；而 PendSV 中断相对 SVC 来说，可以被延迟执行，主要用于任务切换，确保系统在合适的时机进行任务的切换，提高系统的性能和稳定性。

十一、FreeRTOS 中 _FROM_ISR

1. 作用：在 FreeRTOS 中，带有 _FROM_ISR 后缀的 API 是专门用于在中断中调用的。这些 API 会禁用调度器，以避免在中断处理期间发生任务调度，从而保证对临界区资源的快速访问，防止出现资源竞争等问题。同时，它们不包含延时等阻塞操作，确保中断处理能够尽快完成，符合中断处理快进快出的原则，保证系统的实时性和稳定性。
2. 与 RT-Thread 的对比：RT-Thread 中没有完全类似的 API 设计。在 RT-Thread 中，对于中断处理相关的操作，没有专门以这种形式来区分的 API，仅有延时参数选项等其他方式来控制中断处理过程中的一些行为。

十二、RT-Thread 同步互斥与通信

RT-Thread 提供了多种内核对象用于实现任务之间的同步、互斥与通信，它们各自具有不同的特点和适用场景，具体如下：

十三、RT-Thread 消息队列、邮箱、信号量区别

1. 全局变量通信的局限性：使用全局变量进行通信虽然可以承载通信的内容，但存在明显的缺陷。因为全局变量无法主动告知接收方数据的到达，接收方需要不断地轮询全局变量来检查数据是否更新，这会占用大量的 CPU 资源，降低系统的效率。
2. 信号量的特点：信号量主要的作用是告知接收方信息已经到达，但它并不携带具体的数据内容。例如，当一个任务完成了某个操作后，可以释放一个信号量来通知其他任务，但其他任务并不知道具体发生了什么，还需要通过其他方式获取详细信息。
3. 消息队列的优势：消息队列不仅能够承载信息内容，还能有效地告知接收方信息的到达。任务可以将数据以结构体等形式发送到消息队列中，接收方任务可以从消息队列中接收消息，从而获取具体的数据内容，实现了数据的可靠传递和共享。
4. 邮箱的特点：邮箱主要用于 4 Byte 的通信，它通过传递指针而不是使用 memcpy() 函数来复制数据，因此开销较小。这种方式适用于需要快速传递少量数据（如指针）的场景，能够提高通信的效率。

十四、RTOS 优先级的分配原则

在 RTOS 中，任务优先级的分配需要综合考虑多个因素，以确保系统的高效运行和实时性要求，具体原则如下：

1. 任务对响应的敏感性：对于那些对响应时间要求极高的任务，如串口接收中断等任务，由于它们需要及时处理外部输入的数据，否则可能会导致数据丢失或系统错误，因此应将其优先级设置为最高。
2. 执行时长：考虑到 RTOS 通常采用抢占式调度策略，如果高优先级任务执行时间过长，可能会导致低优先级任务长时间得不到调度，从而出现饥饿现象。因此，对于像电机 PID 计算以及控制这类需要固定控制周期的任务，虽然它们对实时性也有较高要求，但为了避免影响其他任务的执行，其优先级应设置得较高，但不是最高。
3. 任务的重要性和实时性需求：看门狗任务用于监控系统的运行状态，确保系统的稳定性；按键处理任务用于响应用户的输入操作。这两类任务的实时性要求相对中等，因此它们的优先级可设置为中等。
4. APP 层任务的优先级：最低优先级通常分配给 APP 层的心跳和信息显示任务等。这些任务对实时性要求较低，即使稍微延迟执行也不会对系统的核心功能产生严重影响。

十五、FreeRTOS 优先级

在 FreeRTOS 中，优先级的设定规则与一些其他 RTOS 不同，其高优先级对应的数字较大。这意味着在任务调度时，数字较大的优先级任务会优先于数字较小的优先级任务得到执行。

十六、优先级反转

1. 定义：当使用信号量进行任务同步和互斥时，可能会出现优先级反转的情况。具体表现为高优先级任务被低优先级任务阻塞，导致高优先级任务迟迟得不到调度。然而，其他中等优先级的任务却能够抢到 CPU 资源。从现象上看，就好像是中优先级的任务比高优先级任务具有更高的优先权。
2. 示例：假设有三个任务，高优先级任务 H、中等优先级任务 M 和低优先级任务 L。低优先级任务 L 获得了某个信号量，正在访问共享资源。此时高优先级任务 H 也需要访问该共享资源，由于信号量被占用，高优先级任务 H 被阻塞。而在这个过程中，中等优先级任务 M 可以正常运行，抢占了 CPU 资源，使得高优先级任务 H 无法及时执行，从而出现了优先级反转的现象。

十七、RT-Thread 内核移植

1. CPU 架构移植：为了使 RT-Thread 能够在不同的 CPU 架构，如 RISC-V、Cortex-M 等上运行，需要进行 CPU 架构移植。这涉及到对上下文切换、时钟配置以及中断操作等方面的适配。例如，不同架构的 CPU 在上下文切换时保存和恢复的寄存器可能不同，需要根据具体架构进行相应的调整；时钟配置也需要根据不同架构的时钟源和时钟控制寄存器进行设置，以确保系统时钟的准确性；中断操作则需要适配不同架构的中断控制器和中断处理机制。
2. BSP 移植：对于相同架构的 CPU，但不同的外设配置，需要进行 BSP（Board Support Package，板级支持包）移植。BSP 移植主要包括对不同外设的驱动适配，确保 RT-Thread 能够正确地访问和控制这些外设。同时，还涉及到动态内存管理的适配，根据硬件平台的内存布局和需求，合理地管理内存资源，提高内存的使用效率。

十八、RT-Thread POSIX 标准

POSIX（Portable operating system interface，可移植操作系统接口）标准在 RT-Thread 中的应用，旨在保证应用程序在不同操作系统下的可移植性。通过遵循 POSIX 标准，开发者可以编写具有较高可移植性的代码，使得应用程序能够在支持 POSIX 标准的不同操作系统之间轻松迁移，减少了因操作系统差异带来的开发和维护成本，提高了软件开发的效率和可维护性。

十九、RT-Thread 单元测试

1. 定义：RT-Thread 中的单元测试是指对软件中的最小可测试单元，如函数、方法、类、功能模块等进行检查和验证的过程。通过单元测试，可以确保每个单元的功能正确性，及时发现和修复潜在的错误，提高软件的质量和可靠性。
2. utest 框架（unit test）：RT-Thread 提供了 utest 框架来支持单元测试。该框架提供了一系列的工具和接口，方便开发者编写、运行和管理单元测试用例。开发者可以使用 utest 框架定义测试用例、设置测试环境、执行测试并查看测试结果，从而有效地进行单元测试工作。

二十、RT-Thread 崩溃调试

在 RT-Thread 中，CmBacktrace 函数在系统崩溃调试中发挥着重要作用。当系统发生崩溃时，该函数能够保存线程栈和寄存器的值。通过这些保存的信息，开发人员可以逆向分析函数的调用关系，追溯系统崩溃的原因。例如，可以查看在崩溃前执行了哪些函数，函数之间的参数传递情况等，从而快速定位问题所在，进行修复。

二十一、RTOS 中多线程看门狗

1. 方案 1：在 RTOS 中，可以将喂狗操作放在最低优先级线程中。这样，如果高优先级线程长时间抢占 CPU 资源，导致最低优先级线程无法及时执行喂狗操作，看门狗就会超时。这种方式可以检测到高优先级任务长时间占用 CPU 而导致系统无法正常运行的情况。
2. 方案 2：另一种方案是监控各线程的调度情况，在每个线程中放置定时任务进行喂狗操作。如果某个线程的定时任务超时未执行喂狗操作，就说明该线程可能出现了阻塞或其他异常情况。通过这种方式，可以更精确地检测到单个线程的运行状态，及时发现和处理线程级别的问题。
3. 初始化时的操作：
   • 系统复位时，从 0x00000000 处读出 MSP（主堆栈指针）的初始值，为系统的堆栈操作提供基础。
   • 在 OS 初始化时，对 PSP（进程堆栈指针）进行初始化，确保每个任务都有独立的堆栈空间，用于保存任务的上下文信息。
4. 任务调度时的操作：
   • 当进行任务切换时，首先用任务 A 的 SP（堆栈指针）执行入栈操作，将任务 A 的当前上下文信息保存到堆栈中，并保存任务 A 的 SP 值。
   • 然后设置 PSP 指向任务 B 的栈空间，用任务 B 的 SP 执行出栈操作，将任务 B 的上下文信息从堆栈中恢复出来，随后开始执行任务 B，实现任务的切换和上下文的恢复。

二十二、用户级和特权级

在 Cortex-M 架构中，分为两个运行级别：

1. 处理模式：当系统发生异常与中断时，CPU 进入处理模式，此时工作在特权级。在特权级下，CPU 可以访问所有的系统资源，包括一些受保护的寄存器和内存区域，以便进行异常和中断的处理。
2. 线程模式：在其他情况下，CPU 处于线程模式。线程模式可以工作在用户级和特权级，通过配置可以选择线程模式下的运行级别。在用户级下，CPU 的操作受到一定的限制，不能访问一些敏感的系统资源，从而提高系统的安全性；而在特权级下，线程模式可以访问更多的系统资源，适用于一些需要更高权限的操作。

二十三、NVIC（嵌套向量中断控制器）

NVIC 是 Cortex-M 架构中的一个重要组件，它支持中断嵌套功能。当一个中断触发并且系统进行响应时，处理器硬件会自动将当前运行位置的上下文寄存器压入中断栈中。这些上下文寄存器包括 PSR（程序状态寄存器）、PC（程序计数器）、LR（链接寄存器）、R12、R3 - R0 寄存器等。通过保存这些寄存器的值，当处理完中断后，系统可以准确地恢复到中断前的状态，继续执行被中断的程序，保证了系统的连续性和稳定性。

二十四、M3 M4 对比

1. FPU 浮点功能：相较于 Cortex-M3，Cortex-M4 新增了 FPU（浮点运算单元）。在 Cortex-M3 中，计算浮点数据通常需要使用软件方式，这会消耗较多的 CPU 时间和资源，计算速度相对较慢。
2. 计算速度优势：而 Cortex-M4 的硬件浮点计算功能使得浮点运算可以直接由 FPU 进行处理，大大提高了浮点计算的速度。这对于一些对浮点计算性能要求较高的应用，如数字信号处理、科学计算等领域，具有明显的优势，能够更高效地处理相关任务。