Giáo án - Bài giảng: Công nghệ thông tin: Tài liệu T kernel trong hệ thống T engine phần 2

T-KERNEL - TỔNG QUAN
102
Chương 1
TỔNG QUAN VỀ T-KERNEL

1.1 Vị trí của T-Kernel

Vị trí của T-Kernel trong hệ thống T-Engine được mô tả như hình 1.1 phía dưới


Hình 1.1: Vị trí của T-Kernel

T-Kernel một cách tổng quát thì gồm có T-Kernel Operating System(T-Kernel/OS) , T-Kernel
System Manager(T-Kernel/SM) và T-Kernel Debugger Suppor (T-Kernel/DS). Nhưng trong
một số trường hợp(theo nghĩa hẹp) thì T-Kernel được hiểu là T-Kernel/OS.

T-Kernel Operating System (T-Kernel/OS) cung cấp một số hàm chức năng sau:

• Hàm điều khiển task
• Hàm giao tiếp giữa các task
• Hàm quản lý bộ nhớ
• Hàm quản lý các Exception/interrupt
• Hàm quản lý thời gian
• Hàm quản lý Subsystem

T-Kernel System Manager ( T-Kernel/SM) cung cấp một số hàm chức năng sau:

• Hàm quản lý bộ nhớ của hệ thống
• Hàm quản lý không gian địa chỉ
• Hàm quản lý các thiết bị
• Hàm quản lý các Interrupt

• Hàm hỗ trợ truy xuất I/O
• Hàm quản lý nguồn
• Hàm quản lý các thông tin cấu hình của hệ thống

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
Vu
Tuan
Thanh
Digitally signed by Vu
Tuan Thanh
DN: cn=Vu Tuan Thanh,
c=VN,
email=thanhvt@cse.
hcmut.edu.vn
Reason: I am the author
of this document
Date: 2007.06.14
15:10:01 +07'00'
T-KERNEL - TỔNG QUAN
103
T-Kernel Debugger Support (T-Kernel/DS) cung cấp các hàm chức năng được sử dụng cho quá
trình debugging:
• Hàm tham khảo các trạng thái bên trong của Kernel
• Trace

1.2 Scalability

T-Kernel là một real-time kernel được sử dụng bởi các hệ thống nhúng , và có phạm vi ứng
dụng rộng rãi từ các hệ thống lớn đến các hệ thống nhỏ. Mục tiêu nhắm tới của T-Kernel là nâng

cao khả năng “khả chuyển” của các phần mềm như device driver và middleware.

T-Kernel được thiết kế để có thể áp dụng được trên các hệ thống có qui mô lớn. Cách tiếp cận
với những hệ thống được chỉ ra trước không còn được áp dụng nữa và việc định ra các hàm cụ
thể cho các hệ thống như vậy sẽ gây ra nhiều khó khăn cho tính “khả chuyển” của device driver ,
middleware và các phần mềm khác.T-Kernel thì không đi theo cách tiếp cận như vậy và về mặt
nguyên lý thì các hệ điều hành tương thích với T-Kernel thì phải hiện thực tất cả các đặc tả kĩ
thuật của T-Kernel . Tuy nhiên, ở một hệ thống nào đó mà nó không cần tất cả các hàm của hệ
điều hành thì các hàm đó có thể không cấn phải được hiện thực. Điều quan trọng ở đây là người
sử dụng sẽ quyết định hàm nào sẽ không cần được hiện thực chứ không phải nhà cung cấp.
- Đối với nhà cung cấp T-Kernel :
• Tất cả những đặc tả kĩ thuật phải được hiện thực nhưng việc hiện thực “Scale-
down” cho một hệ thống đích cụ thể thì được phép. “Scale-down” có nghĩa là nó không cung
cấp tổng thể các hàm đặc tả của T-Kernel nhưng nó vẫn không có cách cư xử bất thường (return
error , …) khi một hàm nào đó không được hiện thực mà được gọi .
• Cung cấp cho người sử dụng các phương tiện cho phép người sử dụng có thể bỏ
qua sự hiện thực các hàm không cần thiết
- Đối với nhà cung cấp Middleware:
• Middleware phải thiết kế để thỏa mãn tất cả các yêu cầu của T-Kernel . Nó không
thể bị giới hạn bởi sự đặc tả của hệ thống đích nhưng nó phải có khả năng thích hợp với các hệ
thống khác biệt nhau.
• Cung cấp cho người sử dụng các phương tiện cho phép người sử dụng
có thể bỏ qua sự hiện thực các hàm không cần thiết.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
104
Chương 2
NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN CỦA T-KERNEL

2.1 Ý nghĩa của một số thuật ngữ cơ bản

2.1.1 Task, invoking task

Đơn vị luận lí cơ bản của một chương trình đang thực thi được gọi là “task”. Những chương
trình mà gán cho 1 task thì được thực thi một cách tuần tự còn những chương trình mà gán cho
nhiều task thì được thực thi một cách song song. Khái niệm xử lý đồng thời chỉ tồn tại ở góc nhìn
của người dùng , và thực sự thì các task này được thực hiện theo cơ chế time-sharing dưới sự
điều khiển của kernel.
Một task mà triệu gọi một hàm “system call” thì được gọi là “invoking task”

2.1.2 Dispatch, dispatcher

Chuyển đổi sự thực thi giữa các task được thực thi bởi processor được gọi là “dispatching”. Cơ

chế của kernel mà nó thực hiện quá trình dispatching được gọi là “dispatcher”.

2.1.3 Scheduling , scheduler

Quá trình xử lý để xác định task nào sẽ được thực thi kế tiếp được gọi là “scheduling” (định
thời) .Cơ chế của kernel để xác định quá trình scheduling được gọi là “scheduler”. Nhìn chung ,
một “scheduler” được hiện thực bên trong quá trình xử lý của các hàm “system call” hay một
“dispatcher”.

2.1.4 Context

Môi trường mà trong đó một chương trình thực thi được gọi chung là “context” (hay ngữ cảnh).
Trong một ngữ cảnh thì phải đồng nhất , ít nhất là chế độ hoạt động của processor và vùng stack
phải giống nhau. Chú ý rằng , ngữ cảnh là một khái niệm quan trọng từ cách nhìn của ứng dụng ,
ngay cả khi quá trình xử lý được thực thi độc lập với ngữ cảnh. Trong thực tế thì sự hiện thực
của cả 2 loại ngữ cảnh trên thì đôi lúc lại xử dụng cùng chế độ hoạt động của processor và cùng
stack.

2.1.5 Precedence

Mối liên hệ giữa các yêu cầu xử lý khác nhau mà nó xác định thứ tự thực thi thì được gọi là
“precedence” (độ ưu tiên ). Khi một process có độ ưu tiên cao hơn chuyển sang trạng thái ready
trong khi task có độ ưu tiên thấp hơn đang thực thi thì như một qui luật chung task có độ ưu tiên
cao hơn sẽ chuyển sang trạng thái thực thi còn task đang thực thi phải chuyển sang trạng thái
ready.
Độ ưu tiên là một thông số được gán cho các task bởi 1 ứng dụng để điều khiển thứ tự thực thi
giữa các task hay để xử lý các quá trình gởi thông điệp. Nói cách khác thì độ ưu tiên là một khái
niệm được dùng để làm rõ thứ tự mà trong đó các task thực thi.
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN

T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
105

2.2 Trạng thái của task và các qui luật về định thời

2.2.1 Trạng thái của task

Trạng thái của task được phân làm 5 loại chính được liệt kê bên dưới. Trong đó thì trạng thái
WAIT được phân làm 3 loại nhỏ hơn.

(a) RUN state
Một task đang ở trạng thái RUN state có nghĩa là task đó hiện thời đang được thực thi.
Khi mà một task độc lập với ngữ cảnh (Task-independent portion) được thực thi thì task mà thực
thi ngay trước khi bắt đầu sự thực thi của Task-independent portion được nói là đang ở trong
trạng thái Run state.
(b) READY state
Task mà đã hoàn tất quá trình chuẩn bị cho sự thực thi nhưng chưa chuyển sang trạng thái
RUN được vì task có độ ưu tiên cao hơn đang thực thi. Trong trường hợp này , thì task sẽ được
thực thi bất cứ khi nào nó trở thành task có độ ưu tiên cao nhất giữa các task trong trạng thái
READY
(c) WAIT states
Task không thể được thực thi bởi vì những điều kiện cho sự thực thi chưa có sẵn. Nói
cách khác là task đang chờ đợi những điều kiện cho sự thực thi được thỏa mãn. Trong khi một
task đang ở trạng thái WAIT thì các giá trị trong các thanh ghi và của program counter cũng như
một số thông tin khác của chương trình đang đươc thực thi sẽ được lưu lại. Khi task được đánh
thức để tiếp tục thực thi từ trạng thái này thì các thông tin được lưu lại sẽ được phục hồi như
trước khi task đi vào trạng thái WAIT. Trạng thái này được chia làm 3 trạng thái nhỏ hơn.
(c.1) WAIT state
Sự thực thi sẽ bị ngừng lại bởi vì task đang thực thi vừa mới triệu gọi một hàm
system call . Và sự thực thi chỉ có thể tiếp tục khi hàm system call này hoàn thành.

(c.2) SUSPEND state
Sự thực thi buộc phải ngưng lại bởi vì một task khác.
(c.3) WAIT-SUSPEND state
Task cùng lúc vừa ở trong trạng thái WAIT vừa ở trạng thái Suspend. WAIT-
SUSPEND là kết quả khi một task nào đó yêu cầu Suspend một task đã ở trong trạng thái WAIT
.T-Kernel phân biệt rõ ràng giữa 2 trạng thái WAIT và SUSPEND. Một task thì không thể tự nó
đi vào trạng thái SUSPEND.

(d) DORMANT state
Task mà chưa được bắt đầu sự thực thi hay đã hoàn thành sự thực thi rồi. Trong khi một
task đang ở trạng thái DORMANT thì tất cả thông tin thể hiện sự thực thi của nó sẽ không được
lưu lại. Khi một task bắt đầu sự thực thi của nó từ trạng thái DORMANT thì sự thực thi của nó sẽ
bắt đầu tại địa chỉ bắt đầu của task. Ngoại trừ những đặc tả khác thì giá trị của thanh ghi sẽ
không được lưu lại.
(e) NON-EXISTENT state
Đây là một trạng thái ảo trước khi task được tạo ra , hoặc sau khi nó bị deleted hoặc chưa
được đăng kí với hệ thống.
Phụ thuộc vào sự hiện thực mà ở đây có thể có thêm 1 số trạng thái tạm thời khác mà
không thuộc vào bất kì trạng thái nào trong 5 trạng thái được liệt kê ở trên.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
106
Khi một task chuyển sang trạng thái READY mà có độ ưu tiên cao hơn task đang thực thi hiện
tại thì quá trình “dispatching” có thể xảy ra ngay khi task chuyển sang trạng thái READY và sau
đó nó sẽ chuyển sang trạng thái RUN. Trong trường hợp này thì task mà đang thực thi cho tới
thời điểm “dispatching” xảy ra được nói là nó đã bị tước đoạt quyền thực thi bởi task mới.
Một task được nói là bắt đầu sự thực thi có nghĩa là nó chuyển từ trạng thái DORMANT sang
trạng thái READY. Do đó mà khi nói một task đã thực thi có nghĩa là task đang ở trong một

trạng thái bất kì nào đó ngoài trạng thái DORMANT hay NON-EXISTENT . Và một task được
nói là thoát khỏi sự thực thi có nghĩa là task đã đi đến trạng thái DORMANT.

Một task được nói là đã được giải phóng khỏi trạng thái “wait” có nghĩa là nếu task đang ở trạng
thái WAIT thì sẽ chuyển sang trạng thái READY , còn nếu task đang ở trạng thái WAIT-
SUSPEND thì sẽ chuyển sang trạng thái SUSPEND. Sự tiếp tục thực thi của một task ở trạng
thái “suspend” có nghĩa là nếu task đang ở trạng thái SUSPEND thì sẽ chuyển sang trạng thái
READY, và nếu như task đang ở trạng thái WAIT-SUSPEND thì sẽ chuyển sang trạng thái
WAIT.
Sự chuyển trạng thái giữa cac task được mô tả như trên hình 2.1

Hình 2.1 : Sơ đồ chuyển trạng thái

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
107
Phụ thuộc vào sự hiện thực mà ở đây có thể có thêm một số trạng thái khác ngoài những trạng
thái được chỉ ra ở đây. Một đặc điểm của T-Kernel đó là nó có sự phân biệt rất rõ ràng giữa sự
tác động của các hàm system call lên task đã triệu gọi nó và các task khác (bảng 2.1 ). Lí do cho
sự phân biệt này là nó sẽ làm cho sơ đồ chuyển trạng thái của task trở nên rõ ràng hơn cũng như
tạo thuận lợi cho việc hiểu rõ hơn về các hàm system call. Sự phân biệt sự tác động của các hàm
system call lên các task đã triệu gọi nó và các task khác cũng được xem như là sự phân biệt giữa
sự chuyển trạng thái từ trạng thái RUN và sự chuyển trạng thái từ các trạng thái khác.


Bảng 2.1 : Phân biệt sự chuyển trạng thái giữa “invoking task” và các task khác


Trạng thái WAIT và SUSPEND có mối quan hệ trực giao , trong đó bất kì những yêu cầu nào

cho sự chuyển tới trạng thái SUSPEND cũng không gây ảnh hưởng tới điều kiện cho sự giải
phóng task khỏi trạng thái WAIT. Điều đó cũng có nghĩa là những điều kiện để giải phóng task
khỏi trạng thái WAIT thì giống nhau khi task đang ở trạng thái WAIT hay WAIT-SUSPEND.
Do đó, ngay cả khi một yêu cầu chuyển sang trạng thái SUSPEND được đưa ra đối với 1 task
mà nó đang ở trong trạng thái chờ đợi tài nguyên (semaphore , memory block ,….) thì nó sẽ
chuyển sang trạng thái WAIT-SUSPEND và điều kiện để cấp phát tài nguyên cho nó vẫn không
có gì thay đổi so với khi nó bị yêu cầu chuyển sang trạng thái SUSPEND.

Lí do để T-Kernel làm sự phân biệt rõ ràng giữa trạng thái WAIT (gây ra bởi sự triệu gọi một
hàm system call) và trạng thái SUSPEND ( gây ra bởi 1 task khác) là những trạng thái này đôi
khi lại có sự trùng lắp lên nhau. Bằng sự phân biệt rõ ràng trạng thái mà chúng trùng lắp lên nhau
WAIT-SUSPEND, sơ đồ chuyển trạng thái sẽ rõ ràng hơn và các hàm system call sẽ trở nên dễ
hiểu hơn.

2.2.2 Các qui luật định thời

T-Kernel định thời dựa trên độ ưu tiên giữa các task và theo cơ chế “preemptive”. Nếu có nhiều
task mà chúng có thể thực thi được thì chỉ task có độ ưu tiên cao nhất được chuyển sang trạng
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
108
thái RUN , các task còn lại phải chuyển sang trạng thái READY. Những task có cùng độ ưu tiên
sẽ được định thời theo qui tắc FCFS (First Come First Served).
Theo cơ chế định thời của T-Kernel thì task có độ ưu tiên cao nhất sẽ được thực thi , các task còn
lại thì đơn giản là sẽ không được thực thi. Và nếu như task có độ ưu tiên cao nhất không đi vào
trạng thái WAIT , hay vì những lí do nào đó mà nó không được thực thi thì các task khác cũng
không được thực thi.Đây chính là sự khác nhau cơ bản so với cách định thời trong hệ thống chia
sẽ thời gian (Time Sharing System - TSS) , trong hệ thống TSS thì các task được đối xử một
cách bình đẳng với nhau. Tuy nhiên chúng ta cũng có thể dùng các hàm system call để thay đổi

thứ tự thực thi giữa các task có cùng độ ưu tiên .Do đó một ứng dụng có thể dùng các hàm
system call để định thời theo cơ chế round-robin , đó cũng là một kiểu định thời của TSS.


Hình 2.2 : Thứ tự thực thi ở trạng thái khởi tạo

Hình 2.2 và các hình bên dưới sẽ minh họa rõ cho chúng ta thấy cách mà các task được thưc thi
khi mà chúng có độ ưu tỉên giống nhau cũng như những task có độ ưu tiên khác biệt nhau. Ở
hình 2.2 chỉ ra thứ tự thực thi giữa các task sau khi task A có độ ưu tiên là 1, task E có độ ưu
tiên là 3 và task B, C , D có cùng độ ưu tiên là 2 được bắt đầu. Task với độ ưu tiên cao nhất A sẽ
được chuyển sang trạng thái RUN. Sau khi task A kết thúc thì task B với độ ưu tiên cao nhất sẽ
chuyển sang trạng thái RUN (hình 2.3)


Hình 2.3 : Thứ tự thực thi sau khi task B chuyển sang trạng thái RUN

Khi task A lại bắt đầu sự thực thi của mình lần nữa thì task B sẽ bị tước quyền thực thi và sẽ
chuyển sang trạng thái READY. Nhưng bởi vì task B là task chuyển sang trạng thái RUN sớm
hơn task C, D nên nó vẫn còn có quyền thực thi cao nhất giữa các task có cùng độ ưu tiên và thứ
tự thực thi giữa các task vẫn giống hình 2.2.
Bây giờ chúng ta hãy xem điều gì sẽ xảy ra nếu như task B chuyển sang trạng thái WAIT khi mà
các task đang ở trong trạng thái đụơc miêu tả trong hình 2.3. Vì là thứ tự thực thi giữa các task
được định nghĩa cho các task mà nó có thể được thực thi nên thứ tự thực thi giữa các task bây giờ
giống như sự mô tả của hình 2.4.
GVHD : Phạm Tường Hải

Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
109

Hình 2.4 : Thứ tự thực thi sau khi task B chuyển sang trạng thái WAIT

Do đó sau khi mà task B được giải phóng khỏi trạng thái WAIT thì nó sẽ chuyển sang trạng thái
RUN sau task C và D . Ở đây task B đã nhận quyền thực thi thấp nhất giữa các task có cùng độ
ưu tiên (hình 2.5).


Hình 2.5 : Thứ tự thực thi khi task B được giải phóng khỏi trạng thái WAIT

Tóm lại khi mà một task chuyển từ trạng thái READY sang RUN rồi quay về trạng thái READY
thì nó có quyền thực thi cao nhất giữa các task có cùng độ ưu tiên nhưng sau khi task chuyển từ
RUN sang WAIT , và khi mà trạng thái WAIT được giải phóng thì nó sẽ có quyền thực thi thấp
nhất giữa các task có cùng độ ưu tiên.
Chú ý rằng khi một task chuyển từ trạng thái SUSPEND sang trạng thái READY thì nó phải có
quyền thực thi thấp nhất giữa các task có cùng độ ưu tiên. Trong một hệ thống có sử dụng bộ nhớ
ảo thì khi mà một task phải chờ đợi sự thay trang thì nó bị chuyển sang trạng thái SUSPEND và
trong những hệ thống như vậy thì sự thay đổi thứ tự thực thi giữa các task như là một kết quả của
quá trình chờ đợi sự thay trang.

2.3 Xử lý các interrupt

Interrupt trong T-Engine bao gồm cả interrupt bên ngoài do các thiết bị gây ra hay những
interrupt bên trong do CPU gây ra. Một trình xử lý interrupt có thể được định nghĩa cho một số
interrupt. Mỗi chương trình quản lý interrupt có thể được gán cho một địa chỉ thực thi trực tiếp
mà không cần có sự can thiệp của hệ điều hành hoặc được gán cho một địa chỉ thực thi của một
chương trình con được viết bằng ngôn ngữ cấp cao.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
110
2.4 Xử lý các ngoại lệ của task

T-Kernel cho phép định nghĩa hàm xử lý những ngoại lệ của task. Cần chú ý là ngoại lệ là những
gì mà không được CPU xem như interrupt.
Khi một task đang thực thi mà có một ngoại lệ nào đó xảy ra thì sẽ kích khởi sự thực thi của trình
xử lý những ngoại lệ của task đó và khi đó thì task đang thực thi buộc phải ngưng lại. Khi mà
trình xử lý ngoại lệ thực thi xong thì task sẽ tiếp tục sự thực thi của mình. Một trình xử lý ngoại
lệ của task cho mỗi task có thể được đăng kí cho một ứng dụng nào đó.


2.5 Các trạng thái của hệ thống

2.5.1 Các trạng thái của hệ thống khi một Nontask-portion thực thi

Khi mà một task được lập trình để chạy trên T-Engine thì các trạng thái của task có thể được
theo dõi bằng cách quan sát lược đồ chuyển trạng thái của task. Tuy nhiên , trong trường hợp nó
là các chương trình xử lý interrupt hay các hàm quản lý các dịch vụ mở rộng ( extended SVC
handler) thì người sử dụng phải thực hiện quá trình lập trình ở mức độ gần với kernel hơn là với
task Và trong trường hợp này thì điều mà chúng ta cần quan tâm đó là trạng thái của hệ thống
trong khi Nontask-portion thực thi, đó là lí do mà tại sao mà các trạng thái của hệ thống sẽ được
làm rõ ở đây.

Hình 2.6 : Phân loại các trạng thái của hệ thống

Các trạng thái của hệ thống được phân loại như trên hình 2.6. Trong đó trạng thái “transient

state” là trạng thái mà hệ điều hành đang thực thi ( ví dụ như các hàm system call) . Điều này rất
quan trọng vì từ quan điểm của người dùng thì khi mà các hàm system call được triệu gọi thì quá
trình thực thi của chúng sẽ không chia nhỏ và các trạng thái bên trong sẽ không được thấy bời
người sử dụng. Bời vì lí do này mà khi OS thực thi thì được xem như là “trasient state” và
những gì bên trong nó sẽ được xem như là một hộp đen. Tuy nhiên , những trường hợp dưói đây
thì khi thực thi các “transient state” có thể bị chia nhỏ:
-Khi bộ nhớ được cấp phát hay được giải phóng trong trường hợp các hàm system call
thực hiện quá trình “get” hay “release” bộ nhớ ( trong khi một hàm quản lý bộ nhớ của T-
Kernel/SM được gọi).
-Trong các hệ thống sử dụng bộ nhớ ảo, khi mà bộ nhớ không thường trú bị truy xuất
trong quá trình thực thi của các hàm system call
Khi mà một task ở trong trạng thái “transient state”giống như trên thì hoạt động của hàm system
call tk_ter_tsk dùng để kết thúc sự thực thi của một task thì không được bảo đảm. Ngoài ra ,hàm
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
111
dùng để suspend một task tk_sus_tsk có thể gây ra deadlock hay những vấn đề khác do khi
ngừng sự thực thi của một task mà không xóa khỏi trạng thái trasient state. Do đó , mà như một
qui luật các hàm tk_sus_tsk và tk_ter_tsk sẽ không được sử dụng trong những chương trình như
vậy. Những hàm system call này chỉ được sử dụng trong những hệ thống con như hệ thống có bộ
nhớ ảo hay trong chương trình debug mà sự thực thi của nó thì gần với hệ điều hành và đôi lúc
được xem như một phần của hệ điều hành.
Task-independent portion và quasi-task portion là những trạng thái của hệ thống trong khi một
trình xử lý các interrupt hay những ngoại lệ của task thực thi . Phần của trình xử lý mà nó thực
thi trong ngữ cảnh của task thì được gọi là quasi-task portion , còn phần mà thực thi độc lập với
ngữ cảnh của task thì được gọi là Task-independent portion. Một trình xử lý các hàm system call
mở rộng của hệ thống do người dùng định nghĩa là một quasi-task portion, ngược lại thì trình xử
lý các interrupt hay các hàm xử lý các sự kiện về thời gian được kích khởi bởi các interrupt bên
ngoài là một Task-independent portion. Trong quasi-task portion, những task này có sự chuyển

trạng thái giống như một task bình thường và các hàm system call có thể được gọi ngay cả khi
nó đang ở trạng thái WAIT. Trasient state , Task-independent portion và quasi-task portion được
gọi chung là nontask-portion . Trong một chương trình đang thực thi thì các task ngoài những
trạng thái được liệt kê ở trên thì được gọi là task-portion.

2.5.2 Task-independent portion và quasi-task portion

Một đặc điểm của Task-independent portion (interrupt handler, time event handler,…) đó là việc
xác định task nào đã thực thi ngay trước khi nó đi vào vùng task-independent là điều vô nghĩa và
khái niệm “invoking task” là không tồn tại. Do đó mà khi một hàm system call đi vào trạng thái
WAIT state hay một hàm system call được thiết kế cho “invoking task” sẽ không được gọi từ
Task-independent portion. Ngoài ra, vì không thể định ra được task nào đang thực thi trước khi
đi vào Task-independent portion do đó mà sẽ không có quá trình “dispatching”. Nếu như quá
trình “dispatching” cần thiết phải thực hiện thì nó sẽ bị trì hoãn lại cho đến khi task-independent
thực thi xong. Quá trình này được gọi là “delay dispatching”.
Nếu như quá trình “dispatching” xảy ra trong lúc trình xử lý interrupt đang thực thi ( Task-
independent portion) thì phần còn lại của trình xử lý phải bị hoãn lại cho đến khi một task nào đó
được bắt đầu bởi quá trình “dispatching” này ,điều này sẽ gây ra sự lồng nhau giữa các interrupt
và được minh họa trên hình 2.7.Trong ví dụ bên dưới thì interrupt X xảy ra khi mà task A đang
thực thi và trong khi trình xử lý interrupt của nó đang thực thi thì có một interrupt Y có độ ưu
tiên cao hơn đến. Trong trường hợp này thì nếu như interrupt Y kích khởi sự hoạt động của task
B và task B sẽ bắt đầu sự thực thi của mình khi mà trình xử lý interrupt Y kết thúc và như vậy thì
phần còn lại của quá trình xử lý interrupt X từ (2) đến (3) chỉ có thể được tiếp tục thực thi khi
task A chuyển sang trạng thái RUN. Điều nguy hiểm ở đây là trình xử lý interrupt của A bị tước
quyền thực thi không chỉ bởi trình xử lý interrupt của Y mà còn cả task B nữa. Điều này làm cho
trình xử lý interrupt không còn độ ưu tiên cao nhất so với các task thông thường đó là lí do vì sao
phải giới thiệu về quá trình trì hoãn dispatching.
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN

112

Hình 2.7: Interrupt lồng nhau và trì hoãn quá trình dispatching

Khác với Task-independent portion thì quasi-task portion có thể định ra task nào đã thực thi ngay
trước khi trạng thái của hệ thống đi vào quasi-task portion và do đó nó sẽ định ra được trạng thái
của task ngay trước khi đi vào trạng thái này. Ngoài ra thì một task nằm trong quasi-task-portion
thì có thể đi vào trạng thái WAIT. Do đó mà quá trình dispatching xảy ra bên trong quasi-task
portion cũng giống như quá trình dispatching đối với các task bình thường khác. Và kết quả là
mặc dù những phần mở rộng của hệ điều hành cũng như các quasi-task portion là các nontask
portion nhưng sự thực thi của nó thì không cần có độ ưu tiên cao hơn tất cả các task thông
thường . Điều này thì trái ngược với các trình xử lý interrupt, nó luôn có độ ưu tiên cao hơn so
với tất cả các task thông thường khác. Hai ví dụ sau sẽ làm rõ sự khác biệt giữa Task-
independent portion và quasi-task portion
-Trong khi task A đang thực thi ( có độ ưu tiên là 8) thì có một intẹrrupt xảy ra , do đó sẽ
kích hoạt trình xử lý interrupt của nó (Task-independent portion) thực thi. Và bên trong hàm xử
lý interrupt lại gọi hàm tk_wup_tsk để đánh thức sự thực thi của task B (có độ ưu tiên là 2 cao
hơn task A). Theo nguyên lý của việc trì hoãn quá trình dispatching thì quá trình dispatching sẽ
không xảy ra ở thời điểm này mà thay vì vậy sau khi hàm tk_wup_tsk thực thi xong thì phần còn
lại của trình xử lý interrupt sẽ được thực thi kế tiếp. Chỉ khi tk_ret_int được thực thi xong tại
phần cuối của trình xử lý interrupt thì quá trình dispatching xảy ra làm cho task B chuyển sang
trạng thái thực thi.
-Một hàm mở rộng của system call được triệu gọi trong khi task A đang thực thi (có độ
ưu tiên là 8 ) và trong trình xử lý của nó (quasi-task portion) có kích khởi sự thực thi của task B (
có đô ưu tiên là 2) bằng hàm tk_wup_tsk. Trong trường hợp này thì nguyên lý trì hoãn quá trình
dispatching không được áp dụng và ngay sau khi tk_wup_tsk thực thi xong thì quá trình
dispatching sẽ được xảy ra và task B sẽ chuyển sang trạng thái RUN còn task A phải chuyển
sang trạng thái READY. Do đó mà phần còn lại của trình xử lý của hàm mở rộng của system call
chỉ có thể được thực thi sau khi task A chuyển sang trạng thái RUN một lần nữa.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
113


2.6 Đối tượng

Đối tượng (object) là một thuật ngữ chung dùng để chỉ những tài nguyên được quản lý bởi T-
Kernel. Bên cạnh task thì đối tượng còn bao gồm memory pool , semaphores, các sự kiện , các
cờ, mailbox và các cơ chế dùng để đồng bộ hay để giao tiếp cũng như là các trình xử lý các sự
kiện về thời gian.
Thuộc tính thì thường được thiết kế mỗi khi đối tượng được tạo ra. Thuộc tính sẽ xác định sự
khác biệt cụ thể trong cách cư xử của đối tượng cũng như trạng thái khởi tạo của nó. Khi mà
TA_XXXXX đựơc thiết kế cho 1 đối tương nào đó thì nó được gọi là đối tượng có thuộc tính
TA_XXXXX. Nếu không có thuộc tính cụ thể nào được định nghĩa cho đối tượng thì TA_NULL
(= 0) sẽ được tạo ra cho đối tượng đó. Một cách tổng quát thì T-Kernel không có cung cấp cách
giao tiếp cho phép đọc các thuộc tính của đối tượng sau khi nó đã được đăng kí.
Trong giá trị thuộc tính của một đối tượng hay của một trình xử lý thì các bit thấp chỉ ra các
thuộc tính của hệ thống còn các bit cao chỉ ra các thuộc tính mà nó phụ thuộc vào cách hiện thực
(implementation-dependent). Tuy nhiên, T-Kernel không chỉ rõ vị trí của bit nào được cho là cao
hay thấp, mà như là một nguyên tắc thì các thuộc tính của hệ thống sẽ được bố trí từ bit ít có ý
nghĩa nhất (least significant bit) đến bit có nhiều ý nghĩa nhất (most significant bit) còn các thuộc
tính phụ thuộc vào cách hiện thực sẽ được bố trí theo chiều ngược lại. Những bit nào không được
định nghĩa thuộc tính cho nó thì được xoá về 0.
Trong một số trường hợp thì đối tượng có thể chứa thêm những thông tin mở rộng. Phần thông
tin mở rộng này sẽ được thiết kế khi đối tượng được đăng kí. Những thông tin mà truyền cho đối

tượng như những thông số khi đối tượng bắt đầu sự thực thi sẽ không ảnh hưởng tới các hoạt
động của T-Kernel. Những phần thông tin mở rộng có thể được đọc bằng cách gọi hàm system
call để tham khảo đến trạng thái của đối tượng đó.

2.7 Memory

2.7.1 Không gian địa chỉ

Không gian bộ nhớ khả định địa chỉ được phân làm 2 loại đó là không gian bộ nhớ hệ thống và
không gian bộ nhớ của các task. Không gian bộ nhớ của hệ thống có thể được truy xuất như nhau
giữa tất cả các task, còn không gian địa chỉ của task thì chỉ được truy xuất bởi những task mà nó
thuộc không gian bộ nhớ này. Trong một số trường hợp thì các task khác nhau có thể cùng thuộc
về một không gian địa chỉ.


Hình 2.8 : Không gian địa chỉ

Không gian địa chỉ luận lý của task và của hệ thống phụ thuộc vào những giới hạn của CPU (hay
MMU) do đó nó phụ thuộc vào sự hiện thực nhưng về nguyên tắc thì không gian của task nên
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
114
được gán cho không gian địa chỉ thấp còn không gian địa chỉ của hệ thống là không gian địa chỉ
cao.
Vì các trình xử lý interrupt và những phần mềm Task-independent portion không là các task nên
chúng cũng sẽ không có không gian địa chỉ của task. Thay vì vậy, Task-independent portion sẽ
có không gian địa chỉ task chính là không gian địa chỉ của task mà trước khi nó đi vào Task-
independent portion. Điều này có thể được thực hiện bởi kết quả trả về của hàm system call
tk_get_tid. Nếu như không có task nào đang ở trạng thái RUN thì không gian địa chỉ của task sẽ

không được xác định. T-Kernel sẽ không tạo và cũng không quản lý không gian địa chỉ mà thông
thường thì T-Kernel sẽ được sử dụng cùng với một hệ thống con nào đó để quản lý các không
gian địa chỉ . Trong một hệ thống mà không có MMU hay không sử dụng MMU thì không gian
địa chỉ của các task về bản chất là không tồn tại.

2.7.2 Bộ nhớ không thường trú

Bộ nhớ thì có thể là thường trú hay không thường trú.
Khi mà bộ nhớ không thường trú được truy xuất thì T-Kernel sẽ chép dữ liệu từ đĩa cũng như các
thiết bị lưu trữ vào trong bộ nhớ chính của nó. Do đó mà nó yêu cầu một quá trình xử lý phức tạp
giống như quá trình truy xuất đĩa bằng một đevice driver. Do đó mà khi truy xuất bộ nhớ không
thường trú thì device driver, cũng như những thiết bị có liên quan phải ở trạng thái sẵn sàng hoạt
động.

Quá trình truy xuất sẽ không thể được thực hiện trong những trạng thái mà ở đó khộng cho phép
quá trình “dispatch” hay “interrupt” hoặc trong Task-independent portion.
Cũng tương tự như vậy thì bên trong quá trình xử lý của OS , điều cần thiết là phải nên né tránh
việc truy xuất vào các vùng nhớ không thường trú khi mà quá trình xử lý đang nằm trong vùng
tranh chấp (critical section). Một trường hợp cụ thể cho vấn đề này là khi truyền thông số cho
các hàm system call mà thông số này lại trỏ đến một vùng nhớ không thường trú Việc cho phép
hay không cho phép truyền các thông số kiểu như vậy thì còn phụ thuộc vào cách hiện thực cụ
thể.

Dữ liệu được chuyển từ đĩa hay các thiết bị khác tương tự như vậy và gây ra quá trình truy xuất
các bộ nhớ không thường trú thì không được thực hiện bời T-Kernel. Mà thông thường T-Kernel
được xử dụng cùng với một số hệ thống con mà các hệ thống này sẽ quản lý các vùng bộ nhớ ảo
cũng như các quá trình xử lỳ khác. Trong một hệ thống mà không sử dụng bộ nhớ ảo thì thông số
của các hàm system call cũng như các hàm khác tương tự như vậy mà trỏ đến các vùng nhớ
không thường trú thì sẽ được bỏ qua, hoặc hệ thống đó sẽ xem tất cả các vùng nhớ đều là ở dạng
thường trú.

2.7.3 Các mức độ bảo vệ

T-Kernel cung cấp 4 mức độ bảo vệ bộ nhớ từ 0 đến 3:
• Mức 0 có đặc quyền cao nhất còn mức 3 có đặc quyền thấp nhất.
• Việc truy xuất vùng nhớ chỉ có thể được thực hiện ở vùng nhớ mà có mức độ bảo
vệ hiện tại bằng hoặc tháp hơn.
• Vịêc thay đổi mức độ bảo vệ sang một mức độ bảo vệ khác có thể được thực hiện
bằng cách gọi hàm system call hoậc các hàm dịch vụ mở rộng (được định nghĩa thêm bởi người
sử dụng) hoặc do interrupt hoặc các ngoại lệ của CPU.
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG KHÁI NIỆM CƠ BẢN
115

Hình 2.9 : Các mức độ bảo vệ bộ nhớ.

Một Nontask portion ( Task-independent portion ,quasi-task portion , ) thì được thực thi ở mức
độ bảo vệ là 0 . Chỉ duy nhất một task có thể chạy ở mức độ bảo vệ là từ 1 đến 3. Một task của
người sử dụng cũng có thể được chạy ở mức độ bảo vệ là 0. Có một số MMU chỉ hỗ trợ có 2
mức bảo vệ là mức đặc quyền và mức độ người sử dụng. Và trong trường hợp này thì mức độ từ
0 đến 2 được gán cho chế độ đặc quyền còn mức độ 3 được gán cho chế độ người sử dụng. Còn
trong những hệ thống mà không có MMU thì tất cả các mức độ bảo vệ từ 0 đến 3 đều được đối
xử như nhau.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
116

Chương 3
NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG CỦA T-KERNEL




3.1 Kiểu dữ liệu

3.1.1 Các kiểu dữ liệu chung

typedef char B ; /* số nguyên 8-bit có dấu */
typedef short H ; /* số nguyên 16-bit có dấu */
typedef int W ; /* số nguyên 32-bit có dấu */
typedef unsigned char UB ; /* số nguyên 8-bit không dấu */
typedef unsigned short UH ; /* số nguyên 16-bit không dấu */
typedef unsigned int UW ; /* số nguyên 32-bit không dấu */

typedef char VB ; /* 8-bit dữ liệu mà không có kiểu cố định */
typedef char VH ; /*16-bit dữ liệu mà không có kiểu cố định */
typedef char VW ; /*16-bit dữ liệu mà không có kiểu cố định */
typedef char *VP ; /*con trỏ dữ liệu mà không có kiểu cố định */

typedef volatile B _B ; /* đặc tả kiểu không ổn định*/
typedef volatile H _H ;
typedef volatile W _W ;
typedef volatile UB _UB ;
typedef volatile UH _UH ;
typedef volatile UW _UW ;

typedef int INT;

typedef unsigned int UINT;

typedef int ID;/* ID tổng quát */
typedef int MSEC;/*thời gian tổng quát (milisecond) */

typedef void (*FP) ();/*địa chỉ hàm tổng quát */
typedef void (*FUNCP) ();/*địa chỉ hàm tổng quát */

#define LOCAL static /* đánh dấu sự định nghĩa cục bộ */
#define EXPORT /* đánh dấu sự định nghĩa toàn cục */
#define IMPORT extern /* đánh dấu sự tham khảo toàn cục */




/*
* Những giá trị của kiểu Boolean
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
117
* Theo định nghĩa thì TRUE =1 nhưng bất kì giá trị nào khác 0 cũng được xem là
TRUE. Do đó mà nên né tránh những câu lệnh như bool == TRUE mà thay vào đó ta sẽ dùng
câu lệnh bool != FALSE.
*/
typedef INT BOOL;
#define TRUE 1 /* True */
#define FALSE 0 /* False */

/*

* Mã kí tự TRON
*/
typedef UH TC; /* mã kí tự TRON */
typedef TNULL ((TC)0); /* kí tự kết thúc chuỗi kí tự trong TRON*/

• VB, VH và VW cho ta biết được độ rộng của bit dùng để biểu diễn nhưng không
cho ta biết được kiểu dữ liệu còn B,H,W thì chỉ rõ cho ta biết đó là kiểu số nguyên
• Vì bộ xủ lý là 32 bit hoặc hơn nên kiểu INT và UINT cũng có độ rộng bit ít nhất
là 32 bit

Các thông số như stksz, wupcnt, và chiều dài của 1 message thì rõ ràng là các giá trị không âm
nhưng về nguyên tắc thì nó được gán cho kiểu dữ liệu là kiểu số nguyên có dấu. Điều này cũng
thể hiện như một qui tắc chung của TRON đó là các số nguyên nên được xem như là các số
nguyên có dấu để có thể mở rộng khi cần thiết. Ví dụ như thông số thời gian timeout (TMO
tmout ) thì được gán cho giá trị nguyên có dấu để có thể sử dụng TMO_FEVR ( = -1 ) để thể
hiện 1 ý nghĩa đặc biệt của nó. Các thông số mà có kiểu dữ liệu là kiểu số nguyên không dấu thì
được xem như các mẫu bit ( như các đối tượng, các thuộc tính , các cờ sự kiện, v.v )

3.1.2 Các kiểu dữ liệu được định nghĩa khác

Các tên được liệt kê bên dưới thì được sử dụng cho các kiểu dữ liệu khác mà nó xuất hiện thường
xuyên hoặc có một ý nghĩa đặc biệt hoặc để làm rõ ý nghĩa của các thông số.

typedef INT FN; /* Function code */
typedef INT RNO; /* Rendezvous number */
typedef INT ATR; /* Thuộc tính của đối tượng hoặc của các trình xử lý */
typedef INT ER; /* Mã lỗi */
typedef INT PRI; /* Độ ưu tiên */
typedef INT TMO; /*Thời gian timeout */
typedef UINT RELTIM; /* Thời gian tương đối */

typedef struct systim { /* Thời gian của hệ thống */
W hi; /* 32 bit cao */
UW lo; /* 32 bit thấp */
} SYSTIM;

/* Các hằng chung */
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
118

#define NULL 0 /* Con trỏ NULL */
#define TA_NULL 0 /* Cho biết không có thuộc tính đặc biệt */
#define TMO_POL 0 /* Polling */
#define TMO_FEVR (-1) /* Chờ đợi mãi mãi */

Kiểu dữ liệu có được bởi sự kết hợp của 2 hay nhiều kiểu dữ liệu khác thì được thể hiện bằng
kiểu dữ liệu chính. Ví dụ như giá trị trả về của hàm tk_cre_tsk có thể là task ID hoặc mã lỗi
nhưng vì giá trị chính của nó là task ID nên kiểu dữ liệu là task ID.

3.2 Các hàm system call

3.2.1 Định dạng của các hàm system call

T-Kernel lấy C làm ngôn ngữ chuẩn cấp cao và T-Kernel cũng thực hiện chuẩn hóa sự giao tiếp
với các hàm system call được viết bằng ngôn ngữ C. Cách thức thực hiện việc giao tiếp với các

hàm system call ở mức độ ngôn ngữ Assembly là phụ thuộc vào sự hiện thực và không chuẩn
hóa.Việc gọi các hàm system call thông qua cách thức của C thì được khuyến khích ngay cả với
một chương trình được viết bằng Assembly. Bằng cách này thì sẽ bảo đảm được tính khả
chuyển của các chương trình được viết bằng Assembly ngay cả khi hệ điểu hành thay đổi , miễn
là CPU giống nhau.
Những qui luật chung sau đây đươc thiết lập cho tất cả các hàm system call :
• Tất cả các hàm system call được định nghĩa như những hàm của C.
• Mã giá trị trả về của một hàm là 0 hay một số dương chỉ ra sự kết thúc bình
thường , trong khi đó thì số âm được sử dụng cho các mã lỗi của hàm.
Tất cả giao tiếp của các hàm system call được cung cấp như những hàm thư viện. Các macro
được viết bằng C , inline functions, và inline assembly code thì không được phép sử dụng. Lí do
của việc này đó là vì C macro và inline function chỉ có thể được sử dụng từ các chương trình C.
Ngoài ra thì inline function và inline assembly không là đặc tính chuẩn của C, những chức năng
này là phụ thuộc vào sự hiện thực của trình biên dịch và do đó sẽ hạn chế tính khả chuyển của
các hàm system call.

3.2.2 Các hàm system call có thể được gọi từ Task-independent portion

Các hàm system call liệt kê bên dưới thì được phép gọi từ một Task-independent portion hoặc từ
một trạng thái không cho phép quá trình dispatch. Các hàm system call còn lại có được phép gọi
từ Task-independent portion hay từ các trạng thái mà không cho phép quá trình dispatch hay
không là phụ thuộc vào sự hiện thực.

tk_sta_tsk Start task
tk_wup_tsk Wakeup task
tk_rel_wai Release wait
tk_sus_tsk Suspend task
tk_sig_sem Signal semaphore
tk_set_flg Set event flag
tk_sig_tev Send event to task

tk_rot_rdq Rotate task queue
tk_get_tid Get task ID
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
119
tk_sta_cyc Start cyclic handler
tk_stp_cyc Stop cyclic handler
tk_sta_alm Start alarm handler
tk_stp_alm Stop alarm handler
tk_ref_tsk Reference task status
tk_ref_cyc Reference cyclic handler status
tk_ref_alm Reference alarm hanlder status
tk_ref_sys Reference system status
tk_ret_int Return from interrupt handler

3.2.3 Giới hạn việc triệu gọi các hàm system call

Mức độ bảo vệ mà tại đó hàm system call được triệu gọi có thể bị giới hạn. Trong trường hợp
này nếu như một hàm system call được triệu gọi từ một task (task portion ) có mức độ bảo vệ
thấp hơn mức độ bảo vệ được thiết kế cho hàm system call đó thì mã lỗi E_OACV sẽ được trả
về.
Các hàm dịch vụ mở rộng thì không có bất kì một giới hạn nào.

Một hàm system call được triệu gọi ở mức độ bảo vệ thấp hơn 1 thì bị cấm do đó các task đang
thực thi ở mức độ bảo vệ là 2 và 3 sẽ không được phép gọi các hàm system call. Các task này chỉ
có thể triệu gọi các hàm dịch vụ mở rộng và được lập trình để sử dụng các hàm của hệ thống con.
Việc giới hạn này được sử dụng khi T-Kernel được kết hợp với các hệ điều hành cao hơn, nhằm
ngăn chặn việc gọi trực tiếp các hàm system call từ các task thuộc hệ điều hành cao hơn đó. Điều
này cho phép T-Kernel được sử dụng như 1 microkernel.

Việc giới hạn mức độ bảo vệ cho các hàm system call thì được thiết lập bằng cách sử dụng các
hàm quản lý các thông tin cấu hình của hệ thống.

3.2.4 Chỉnh sửa một gói thông số

Một số loại tham số khi truyền cho các hàm system call thì sử dụng định dạng kiểu gói. Những
thông số mà có định dạng kiểu gói thì có 2 loại , hoặc là những thông tin đầu vào được truyền
cho các hàm system call ( T_CTSK, …) hoặc là những giá trị trả về của các hàm system call
(T_RTSK,…).
Những thông tin phụ có thể được thêm vào gói thông số nhưng đó là tùy thuộc vào cách hiện
thực. Tuy nhiên, những thông tin phụ này sẽ không được phép thay đổi kiểu dữ liệu hoặc thứ tự
những thông số mà đã được đặc tả theo 1 dạng chuẩn trước đó hoặc xóa bất kì thông tin nào đã
có. Khi một thông tin phụ nào đó được thêm vào gói thông số thì nó phải ở vị trí sau những
thông số đã được chuẩn hóa trước đó.

Khi những hàm system call được gọi mà các thông tin được thêm vào gói thông số đầu vào của
các hàm này chưa được khởi tạo giá trị cho nó ( nội dung ô nhớ của các thông tin này không
được xác định ) thì các hàm system call này vẫn còn hoạt động bình thường giống như lúc chưa
có những thông tin thêm vào này.

Thông thường thì giá trị thuộc tính của cờ mà nó cho ta biết giá trị của các thông tin được thêm
vào đã được thiết lập hay chưa thì phụ thuộc vào cách hiện thực. Khi mà giá trị của cờ được thiết
lập (1) thì các thông tin được thêm vào được sử dụng , còn ngược lại thì các thông tin được thêm
vào chưa được khởi tạo và những giá trị mặc định sẽ được sử dụng. Lí do của việc đăc tả này là
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
120
để bảo đảm khi một chương trình được phát triển trong sự đăc tả chuẩn thì sẽ có thể thực thi trên
một hệ điều hành với một số hàm mở rộng bằng cách dịch lại chương trình đó mà thôi.

3.2.5 Function codes

Function codes là những con số được gán cho các hàm system call và được sử dụng để định ra
các hàm này. Function codes của các hàm system call sẽ không được đặc tả chi tiết ở đây nhưng
sẽ được làm rõ ở phần hiện thực. Tham khảo thêm ở hàm tk_def_ssy trong các hàm dịch vụ mở
rộng.

3.2.6 Mã lỗi

Mã trả về của các hàm system call về nguyên tắc là các số nguyên có dấu. Khi một lỗi xảy ra thì
một giá trị âm sẽ được trả về và nếu như sự thực thi kết thúc bình thường thì E_OK (= 0 ) hoặc
một giá trị dương được trả về. Ý nghĩa giá trị trả về của việc kết thúc bình thường thì được đặc tả
riêng cho từng hàm system call. Ở đây có một ngoại lệ đó là có 1 số hàm system call không có
giá trị trả về khi đựơc gọi. Một hàm system call mà không có giá trị trả về thì được đặc tả trong
C như những hàm không có giá trị trả về như hàm có kiểu void.

Một mã lỗi thì bao gồm mã lỗi chính và mã lỗi phụ. 16 bit thấp của mã lỗi là giá trị của mã lỗi
phụ và phần còn lại là giá trị của mã lỗi chính. Mã lỗi chính thì được phân thành các lớp lỗi khác
nhau dựa trên sự cần thiết của việc phát hiện lỗi cũng như hoàn cảnh mà lỗi xảy ra hay những
yếu tố khác Vì T-Kernel không sử dụng mã lỗi phụ nên những bit này sẽ được thiết lập giá trị là
0.
#define MERCD(er) ( (ER)(er) >> 16) /* Mã lỗi chính */
#define SERCD(er) ( (H)(er) ) /* Mã lỗi phụ */
#defing ERCD(mer, ser) ( (ER)(mer ) << 16 | (ER) (UH) (ser) )

3.2.7 Timeout

Một hàm system call mà có thể đi vào trạng thái WAIT thì có nó một hàm timeout. Nếu quá trình
xử lý chưa hoàn tất trong thời gian được thiết kế cho hàm timeout thì quá trình xử lý sẽ bị huỷ

và hàm system call sẽ trả về mã lỗi là E_TMOUT.

Theo nguyên lý trên thì một hàm system call sẽ không nên gây ra bất kì hiệu ứng lề nào nếu như
hàm system call trả về một mã lỗi, và việc gọi hàm system call mà gây ra timeout thì về mặt
nguyên tắc thì không nên thay đổi trạng thái của hệ thống. Một ngoại lệ xảy ra ở đây là khi một
hàm system call giống như trên sẽ không thể trở về trạng thái ban đầu của nó nếu như quá trình
thực thi bị huỷ. Điều này sẽ được chỉ rõ trong phần mô tả các hàm system call.

Nếu khoảng thời gian timeout được thiết lập là 0 thì hàm system call sẽ không thể đi vào trạng
thái WAIT ngay cả khi đó về mặt nguyên tắc thì nó phải đi vào trạng thái WAIT. Việc triệu gọi
một hàm system call mà có thời gian timeout được thiết lập là 0 thì được gọi là polling và như
vậy thì nếu một hàm system call thực hiện quá trình polling thì sẽ không bao giờ đi vào trạng
thái WAIT.

Như một qui luật thì khi mô tả hành vi của các hàm system call thì mặc định là không có thời
gian timeout (có nghĩa là có thể đi vào trạng thái WAIT mãi mãi ). Do đó mà ngay cả khi các
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
121
hàm system call được nói là có thể đi vào trạng thái WAIT , nhưng nếu thời gian timeout được
thiết lập và thời gian thực thi vượt qua thời gian timeout thì trạng thái WAIT sẽ được giải phóng
và hàm system call sẽ trả về mã lỗi là E_TMOUT. Trong trường hợp polling thì hàm system call
sẽ trả về giá trị E_TMOUT mà không đi vào trạng thái WAIT.

Giá trị timeout ( có kiểu là TMO ) được thiết lập là một số dương hoặc TMO_POL (= 0) cho
polling hoặc TMO_FEVER (= -1 ) cho vịêc chờ đợi mãi mãi. Nếu thời gian timeout được thiết
lập thì quá trình xử lý timeout phải được bảo đảm thực hiện ngay sau khi hàm sysstem call được
gọi.
Vì một hàm system call thực hiện quá trình polling thì không thể đi vào trạng thái WAIT do đó

mà không có bất kì sự thay đồi nào về độ ưu tiên đối với task gọi nó.

Trong cách hiện thực tổng quát thì nếu thời gian timeout được thiết lập là 1 thì quá trình xử lý sẽ
diễn ra trong thời gian 1giây kể từ khi hàm system call được gọi. Do thời gian timeout là 0 thì
không được thiết kế (vì 0 được gán cho TMO_POL ) , vì vậy mà theo cách thiết lập thời gian
timeout này thì timeout không thể xảy ra ngay lúc khởi tạo thời gian sau khi hàm system call
được gọi.

3.2.8 Thời gian tương đối và thời gian hệ thống

Khi thời gian xảy ra của một sự kiện được thiết lập liên quan tới thời gian của một sự kiện khác
giống như thời gian timeout khi mà một hàm system call được gọi thì thời gian tương đối (có
kiểu là RELTIM) được sử dụng đến. Nếu thời gian tương đối được sử dụng để chỉ ra thời gian
xảy ra sự thực thi của một sự kiện thì nó phải đảm bảo là quá trình xử lý sự kiện đó phải được
diễn ra sau khi khoảng thời gian được thiết kế trôi qua kể từ một mốc thời gian nào đó. Thời gian
tương đối cũng được sử dụng trong trường hợp một sự kiện lặp lại quá trình xử lý sau 1 khoảng
thời gian hay có những thiết kế khác cùng với thời gian xảy ra sự thực thi của sự kiện đó. Và
trong mỗi trường hợp trên thì sẽ có một cách xác định thời gian tương đối riêng.

Khi thời gian được thiết kế như thời gian tuyệt đối thì thời gian của hệ thống ( có kiểu là
SYSTIM ) sẽ được sử dụng. T-Kernel có cung cấp một hàm dùng để thiết lập thời gian của hệ
thống, nhưng ngay cả khi thời gian của hệ thống được thay đổi bằng chính hàm này thì không có
bất kì sự thay đổi nào đối với thời gian của thế giới thực mà tại đó thời gian để xảy ra một sự
kiện mà nó được thiết kế để sử dụng thời gian tương đối.
• SYSTIM : thời gian của hệ thống
Thời gian dựa trên 1 mili giây, có kiểu là số nguyên có dấu 64 bit

typedef struct systim {
W hi; /*32 bit cao */
UW lo; /*32 bit thấp */

}SYSTIM ;

• RELTIM: thời gian tương đối
Thời gian dựa trên 1 mili giây, có kiểu là số nguyên không dấu 32 bit hoặc nhiều hơn.

typedef UINT RELTIM;

• TMO : thời gian timeout
GVHD : Phạm Tường Hải
Thời gian dựa trên 1 mili giây, có kiểu là số nguyên có dấu 32 bit hoặc nhiều hơn.
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL - NHỮNG ĐẶC TẢ CHUNG
122
typedef INT TMO;
Quá trình chờ mãi mãi có thể được thiết kế với TMO_FEVR (= -1 )





3.3 Thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao

T-Kernel cũng cung cấp các thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao nhằm tách rời quá trình xử lý
gắn với hạt nhân và quá trình xử lý gắn với môi trường của ngôn ngữ trong quá trình xử lý một
task hay một trình xử lý được viết bằng ngôn ngữ cấp cao.

Có hay không việc sử dụng chương trình con hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao được thực hiện bằng cách
thiết lập biến thuộc tính TA_HLNG của các đối tượng hoặc của các trình xử lý. Khi mà
TA_HLNG không được thiết lập thì task hay trình xử lý sẽ bắt đầu sự thực thi trực tiếp của nó tại
địa chỉ mà nó truyền cho hàm tk_cre_tsk hoặc tk_def_??? và ngược lại nếu như TA_HLNG đã

được thiết lập thì thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao sẽ được thực thi trước tiên , và sau đó từ
chương trình con này nó sẽ thực hiện nhảy giáng tiếp tới địa chỉ đã được truyền cho hàm
tk_cre_tsk hoặc tk_def_???. Từ quan điểm của hệ điều hành thì địa chỉ bắt đầu sự thực thi của
task hay của trình xử lý chính là các thông số trỏ tới thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao này.
Việc tách rời giữa quá trình xử lý gắn liền với hạt nhân và quá trình xử lý gắn với môi trường của
ngôn ngữ làm cho T-Kernel có khả năng hỗ trợ nhiều ngôn ngữ khác nhau. Một lợi ích nữa của
việc xử dụng thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao đó là khi ta viết các task hay các trình xử lý
bằng ngôn ngữ C thì hàm system call để thoát khỏi task hoặc trở về từ trình xử lý sẽ được thực
thi một cách tự động bằng câu lệnh return hoặc ‘}’ trong C.
Cách thức làm việc của thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao sẽ được minh họa cụ thể
trong hình 3.1


Hình 3.1 : Cách thức hoạt động của thường trình hỗ trợ ngôn ngữ cấp cao



GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL / OS FUNTIONS
123
Chương 4
T-KERNEL / OS FUNTIONS

Chương này mô tả chi tiết các hàm system call do T-kernel Operating System cung cấp (T-
kernel/OS)

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL / OS FUNTIONS - QUẢN LÝ TASK
124
4.1 Quản lý Task

Đây là các hàm system call cho phép ta thao tác hay tham khảo trực tiếp các trạng thái của Task.
Những hàm được cung cấp để tạo và xoá một Task, khởi động và thoát, huỷ bỏ một yêu cầu khởi
động Task, thay đổi độ ưu tiên, và tham khảo trạng thái của một Task. Mỗi Task được định danh
bởi một số ID gọi là Task ID .
Mỗi Task có một độ ưu tiên cơ bản và độ ưu tiên hiện tại để system kiểm soát thứ tự thực thi của
các Task. Thông thường khi ta chỉ nói đến độ ưu tiên của Task mà không đề cập loại ưu tiên nào
thì ta ngầm hiểu là độ ưu tiên hiện tại. Độ ưu tiên cơ bản của một Task được khởi tạo là độ ưu
tiên khởi động khi khởi động một Task. Khi ta không sử dụng mutex thì độ ưu tiên hiện tại cũng
chính là độ ưu tiên cơ bản, do vậy độ ưu tiên hiện tại được khởi tạo trực tiếp là độ ưu tiên khởi
động của Task.
Kernel không thực hiện công việc giải phóng các tài nguyên do Task yêu cầu (semaphore
resources, memory blocks…) khi thoát Task, công việc này là nhiệm vụ của ứng dụng.

GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL / OS FUNTIONS - QUẢN LÝ TASK
125

tk_cre_tsk
Create Task

[C Language Interface]

ID tskid = tk_cre_tsk ( T_CTSK * pk_ctsk ) ;

[Parameters]

T_CTSK * pk_ctsk Thông tin về Task được tạo

Chi tiết của pk_ctsk :
VP exinf Thông tin phụ được thêm vào
ATR tskatr Các thuộc tính của Task
FP Task Địa chỉ của Task
PRI itskpri Độ ưu tiên khởi động của Task
INT stksz Kích thước của stack (bytes)
INT sstksz Kích thước của stack hệ thống (bytes)
VP stkptr Pointer chỉ tới stack của người dùng
VP uatb Bảng không gian trang của Task
INT lsid ID không gian luận lý
ID resid ID tài nguyên

[Return Parameters]

ID tskid Task ID
hoặc Mã lỗi ( Error codes )

[Error Codes]

E_NOMEM Thiếu bộ nhớ ( không thể định vị vùng nhớ cho khối điều khiển hay user
stack)
E_LIMIT Số lượng Task vượt quá giới hạn của hệ thống
E_RSATR Lỗi thuộc tính
E_NOSPT Chức năng không được cung cấp(khi TA_USERSTACK hay
TA_TASKSPACE không được hỗ trợ)
E_PAR Lỗi tham số
E_ID ID tài nguyên (resid) không hợp lệ
E_NOCOP Coprocessor được chỉ định không sử dụng được

[Description]

- Khởi tạo một Task và gán một số ID cho nó. Hàm này định vị một TCB (Task Control
Block) để khởi tạo Task dựa theo các tham số itskpri, task, stksz …Trạng thái của Task sau
khi khởi tạo là DORMANT.
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN
T-KERNEL / OS FUNTIONS - QUẢN LÝ TASK
126
- itskpri chỉ định độ ưu tiên khởi tạo tại thời điểm tạo Task. Itskpri có giá trị từ 1 đến 140,
theo thứ tự độ ưu tiên giảm dần.
- exinf có thể được sử dụng tự do bởi người dùng để chèn thêm thông tin về Task, và được
tham khảo bằng hàm tk_ref_tsk. Nếu thông tin của Task là một vùng lớn, ứng dụng phải

xin cấp phát vùng nhớ riêng biệc và đặt địa chỉ vào exinf.
- tskatr cho biết các thuộc tính hệ thống trong các bit thấp của nó và thông tin hiện thực
trong các bit cao.
tskatr := (TA_ASM || TA_HLNG)
| [TA_SSTKSZ] | [TA_USERSTACK] | [TA_TASKSPACE] | [TA_RESID]
| (TA_RNG0 || TA_RNG1 || TA_RNG2 || TA_RNG3)
| [TA_COP0] | [TA_COP1] | [TA_COP2] | [TA_COP3] | [TA_FPU]

TA_ASM Cho biết chương trình được viết bằng hợp ngữ
TA_HLNG Cho biết chương trình được viết bằng ngôn ngữ cấp cao
TA_SSTKSZ Cho biết thuộc tính sstksz được sử dụng, nếu TA_SSTKSZ không
được chỉ định thì sstksz sẽ bị bỏ qua và kích thước mặc dịnh sẽ
được thiết đặt.
TA_USERSTACK Khi thuộc tính này được chỉ định thì sstkptr sẽ hợp lệ. Trong
trường hợp này OS không cung cấp stack người dùng nhưng người
dùng phải xin cấp phát, và sstksz phải được thiết lập là 0. Nếu
TA_USERSTACK không được chỉ định, sstkptr sẽ bị bỏ qua. Nếu
TA_RNG0 được thiết lập thì TA_USERSTACK không thể được
chỉ định.
TA_TASKSPACE Khi thuộc tính này được chỉ định thì uatb và lisd sẽ hợp lệ và được
thiết lập như là không gian của Task.Nếu TA_TASKSPACE
không được chỉ định, uatb và lisd sẽ bị bỏ qua, không gian của
Task sẽ không được định nghĩa. Trong suốt thời gian này, ta chỉ
truy cập được không gian hệ thống. Cho dù TA_TASKSPACE
được hay không được chỉ định, không gian Task vẫn có thể được
thay đổi sau khi tạo Task
TA_RESID Khi thuộc tính này được chỉ định thì resid sẽ hợp lệ, và chỉ ra
nhóm resources nào mà Task sẽ phụ thuộc.
TA_RNGn Cho biết Task chạy ở cấp bảo vệ cấp n.
TA_COPn Cho biết có sử dụng Coprocessor thứ n(bao gồm floating point

Coprocessor hay DSP).
TA_FPU Cho biết có sử dụng FPU.

#define TA_ASM 0x00000000 /* Assembly program */
#define TA_HLNG 0x00000001 /* High-level language program */
#define TA_SSTKSZ 0x00000002 /* System stack size */
#define TA_USERSTACK 0x00000004 /* User stack pointer */
#define TA_TASKSPACE 0x00000008 /* Task space pointer */
#define TA_RESID 0x00000010 /* Task resource group */
#define TA_RNG0 0x00000000 /* Run at protection level 0 */
#define TA_RNG1 0x00000100 /* Run at protection level 1 */
#define TA_RNG2 0x00000200 /* Run at protection level 2 */
#define TA_RNG3 0x00000300 /* Run at protection level 3 */
#define TA_COP0 0x00001000 /* Use ID=0 Coprocessor */
GVHD : Phạm Tường Hải
Sinh viên : Nguyễn Hoàng Anh - Nguyễn Phạm Anh Khoa – Vũ Tuấn Thanh – MT01KSTN