MCU的中斷流程和RTOS的的基本原理知識科普

摘要：操作系統(tǒng)實際上我們接觸的很多，比如說windows，安卓、IOS、linux都是一種操作系統(tǒng)。單片機也有它自己的操作系統(tǒng)，叫做實時操作系統(tǒng)。那么這種實時操作系統(tǒng)和我們用的這些系統(tǒng)有什么區(qū)別呢？

我們經常使用的這些實際上是非實時的操作系統(tǒng)。為什么說它是非實時的，因為它的內核實際上是對任務進行時間片輪轉的調度方式。比如說有3個任務，分別是任務A，任務B和任務C。那么在時間片輪轉的調度機制里，它會讓任務A運行一斷時間，然后切換到任務B，然后切換到任務C，這樣子不斷的輪轉。

兩個任務間通過 Systick 輪轉調度的簡單模式

那么這樣有一個什么缺點呢？如果有一臺自動駕駛的汽車里面任務C，是用來檢測障礙物和躲避障礙物的，如果任務C不能得到及時的執(zhí)行的話，有可能這一臺自動駕駛的汽車就會撞到障礙物上，實際上這樣是非常危險。所以我們就出現了實時的操作系統(tǒng)，它支持搶占式調度機制，也就是說我們可以把任務C的優(yōu)先級提高。這樣當任務C就緒的時候，就先運行任務C，就保證了任務C的實時性。在操作系統(tǒng)中，最基礎的功能就是實現任務調度。

接下來了解一下FreeRTOS，實時操作系統(tǒng)的任務調度。在了解實時操作系統(tǒng)之前，要先了解一下內核，這里用ARM Cortex‐M3內核作為模板。首先我們先來了解一下CPU寄存器，這個是CM3的CPU寄存器的表。CM3 擁有通用寄存器 R0‐R15 以及一些特殊功能寄存器。R0‐R12 是最“通用目的”的，但是絕大多數的 16 位指令只能使用 R0‐R7（低組寄存器），而 32 位的Thumb‐2指令則可以訪問所有通用寄存器。特殊功能寄存器有預定義的功能，而且必須通過專用的指令來訪問。

Cortex‐M3 的寄存器組

可以看得到，前面這里都是通用寄存器。它們分為有低位寄存器(所有指令都能訪問它們)和高位寄存器(只有很少的 16 位 Thumb 指令能訪問它們)。那么它們?yōu)槭裁匆@樣分呢？實際上在ARM內核的早期版本，ARM指令和Thumb指令可以訪問的寄存器不一樣,所以就分有低位寄存器和高位寄存器。還有后面的R13、R14和R15分別是棧指針、連接寄存器和PC程序指針寄存器。

除此之外CM3還有一些特寄存器。

?

大家有沒有想過當CPU進入中斷的時候，實際上是相當于打斷了之前的任務。那么在執(zhí)行完中斷之后，CPU又是如何返回到原來的任務?而保證原來的任務不丟失的呢?
?

?

在進入中斷之前，也就是在左半部分，我們先把CPU寄存器里面的值送入內存中，也稱為壓棧。然后再運行中斷服務函數，在運行中斷服務函數的時候，CPU寄存器會被改寫。但是這并沒有什么關系，因為當中斷結束之后，返回到原來的任務的時候，之前CPU寄存器的值就會被從內存中取出，也叫做彈棧。那么通過這樣一個機制，就保證了原來的進程的數據不丟失。

那么接下來我們來了解一下CM3的壓棧順序？

入棧順序以及入棧后堆棧中的內容 第3列所示

上圖是Cortex-M3進入中斷時，硬件的壓棧順序。也就是說在它進入中斷的時候，硬件會自動把這幾個寄存器壓棧。分別是PC指針、xPSR特殊寄存器、R0到R3通用寄存器、R12通用寄存器，還有LR連接寄存器(保存函數的返回地址)會被壓入棧中。按照下面第三列的標號順序保存到內存中。

那么在壓入棧成功之后，當中斷執(zhí)行完成，返回到原來的進程中時，棧里面的內容就會被彈出到CPU寄存器中它的彈出順序和壓入順序剛好是相反的。也就是說先彈出LR，然后這樣依次往下這樣子彈出，因為棧是先進后出，所以它是這樣一個出棧順序。

前面我們知道CPU一共有R0-R15以及幾個特殊的寄存器。在中斷函數到來時上面幾個寄存器是硬件自動壓入棧中的，那么還有幾個是軟件壓入棧中的，這又如何理解？

舉個例子：

程序在執(zhí)行

?

if(a<=b)
?a=b;

?

時候，突然來了中斷。任何程序，最終都會轉換為機器碼，上述C代碼可以轉換為右邊的匯編指令。

對于這4條指令，它們可能隨時被異常打斷，怎么保證異常處理完后，被打斷的程序還能正確運行？

這4條指令涉及R0、R1寄存器，程序被打斷時、恢復運行時，R0、R1要保持不變，執(zhí)行完第3條指令時，比較結果保存在程序狀態(tài)寄存器PSR里，程序被打斷時、恢復運行時，程序狀態(tài)寄存器保持不變。這4條指令，讀取a、b內存，程序被打斷時、恢復運行時，a、b內存保持不變。內存保持不變，這很容易實現，程序不越界就可以。所以，關鍵在于R0、R1、程序狀態(tài)寄存器要保持不變(當然不止這些寄存器)：

在處理異常前，把這些寄存器保存在棧中，這稱為保存現場，也就是壓棧。

在處理完異常后，從棧中恢復這些寄存器，這稱為恢復現場，也就是彈棧。

再舉一個例子：

?

void?A()
{
????B();
}

?

比如函數A調用函數B，函數A應該知道：R0-R3是用來傳參數給函數B的；函數B可以肆意修改R0-R3；函數A不要指望函數B幫你保存R0-R3；保存R0-R3，是函數A的事情；對于LR、PSR也是同樣的道理，保存它們是函數A的責任。由硬件幫我們完成。

對于函數B：我用到R4-R11中的某一個，我都會在函數入口保存、在函數返回前恢復，從內存中彈棧到CPU的寄存器中；保證在B函數調用前后，函數A看到的R4-R11保存不變。

假設函數B就是異常/中斷處理函數，函數B本身能保證R4-R11不變，那么保存現場時，硬件只需要保存R0-R3,R12,LR,PSR和PC這8個寄存器。

那么接下來我們來了解一下CM3的兩種特殊中斷機制。當CM3開始響應一個中斷時，會在它看不見的體內奔涌起三股暗流：

入棧：把8個寄存器的值壓入棧。

取向量：從向量表中找出對應的服務程序入口地址。

選擇堆棧指針MSP/PSP，更新堆棧指針SP，更新連接寄存器LR，更新程序計數器PC。

第一種叫做咬尾中斷

我們知道，在進入中斷的時候需要執(zhí)行入棧，而退出中斷的時候需要執(zhí)行出棧。那么當兩個中斷來臨的時候，像這樣在第一個中斷執(zhí)行完成之后，要執(zhí)行第二個中斷。在CM3 處理器內核中是不會再執(zhí)行出棧和入棧的。也就是說這里節(jié)省了出棧和入棧的時間，實際上相當于第2個中斷把第一個中斷的尾巴咬掉。也就是沒有讓它再出棧，所以這就被稱為咬尾中斷。

第二種中斷機制叫做晚到中斷

晚到中斷就是說，當有一個高優(yōu)限級的任務來臨時，之前低優(yōu)先級的任務取向量還沒有完成的時候(之前低優(yōu)先級的任務還沒有從向量表中找出對應的服務程序入口地址)，那么這一次壓棧就是為高優(yōu)先級任務做的。也就是說就算高優(yōu)先級的中斷晚到了，它仍然可以用低優(yōu)先級中斷壓入的棧。

CM3 處理器內核中斷表

在實時操作系統(tǒng)中，經常用到的是這三個中斷 PendSV、Systick、SVC。

那么在FreeRTOS中Systick這個中斷是用來提供實時操作系統(tǒng)的時鐘周期的。而PendSV這個是可懸掛中斷，是用來切換進程的。SVC在FreeRTOS中只用了一次，也就是啟動第一個進程的時候用到了它。

?

__asm?void?vPortSVCHandler(?void?)
{
/*?*INDENT-OFF*?*/
????PRESERVE8

????ldr?r3,?=?pxCurrentTCB???//取出當前的任務控制塊
????ldr?r1,?[?r3?]?//使用?pxCurrentTCBConst?獲取?pxCurrentTCB?地址
????ldr?r0,?[?r1?]?//pxCurrentTCB?中的第一項是棧頂任務
????ldmia?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動將R4-R11,R14寄存器壓棧
????msr?psp,?r0????//恢復任務棧指針
????isb
????mov?r0,?#?0
????msr?basepri,?r0?//打開所有的中斷
????orr?r14,?#?0xd
????bx?r14
/*?*INDENT-ON*?*/
}

那么有些人可能就會問了，為什么我不直接在Systick中切換任務呢？而是要在PendSV中切換任務呢？那我們就可以來看一下：

發(fā)生 IRQ 時上下文切換的問題

如果在Systick中斷到來時，前面有一個中斷正在執(zhí)行，也就是這里的IRQ正在執(zhí)行。那它就會被打斷，然后Systick執(zhí)行上下文來切換，這時候切換到任務b，它要等待一斷時間直到下一次上下文切換，切換回原來IRQ這個中斷執(zhí)行的內容。這樣中斷才能被執(zhí)行完成，但是這樣我們可以看得到，中斷被嚴重的耽誤了，所以這樣做實際上是不方便。而且容易出錯的。

這時候它們就想出一種辦法，說我在Systick中我判斷這個時候有沒有中斷在執(zhí)行，如果有那么我們就不切換，如果沒有我們就切換。這樣呢實際上也會造成一個問題，就是如果這個中斷函數的中斷時間和Systick差不多，比如說如果這是一個定時器中斷，這是Systick系統(tǒng)時鐘中斷。它們的中斷周期都是1毫秒，那么它們經常就會面臨著兩個同時到來的情況。這樣就有可能導致進程遲遲無法切換，導致了延誤的產生，所以這樣做也不是很好。

所以就出現了PendSV可懸掛中斷

使用PendSV控制上下文切換

在這種中斷中有什么好處呢？我們可以看得到，在Systick中它只將PendSV的中斷位掛起，也就是說，它不執(zhí)行經常切換的這個操作。而是等到后面，當所有的中斷執(zhí)行完成之后在PendSV中執(zhí)行上下文切換，這樣既保證了任務的及時切換，也保證了中斷的及時執(zhí)行。PendSV異常會自動延遲上下文切換的請求，直到其它的ISR都完成了處理后才放行。為實現這個機制，需要把PendSV編程為最低優(yōu)先級的異常。如果 OS 檢測到某 IRQ正在活動并且被Systick搶占，它將懸起一個PendSV異常，以便緩期執(zhí)行上下文切換。

那么在PendSV中到底是怎么樣進行進程切換?在這里用的是匯編語言寫的。

?

__asm?void?xPortPendSVHandler(?void?)
{
????extern?uxCriticalNesting;
????extern?pxCurrentTCB;
????extern?vTaskSwitchContext;

????PRESERVE8

????mrs?r0,?psp//將當前進程棧指針保存在R0寄存器中
????isb

????ldr?r3,?=pxCurrentTCB?//取出當前的任務控制塊
????ldr?r2,?[?r3?]?//將任務控制塊地址保存在R2寄存器中

????stmdb?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動將R4-R11,R14寄存器壓棧
????str?r0,?[?r2?]?//將當前的棧頂地址寫入控制塊

????stmdb?sp?!,?{?r3,?r14?}
????mov?r0,?#configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY//將這個宏所代表的立即數寫入R0寄存器，而這個宏是用戶想要屏蔽的最高優(yōu)先級中斷
????msr?basepri,?r0?//將剛剛R0寄存器的值寫入特殊寄存器basepriority中，這個寄存器可以對中斷進行細膩的控制它可以將高于這個優(yōu)先級的中斷不屏蔽，而低于這個優(yōu)先級的中斷屏蔽
????dsb
????isb
????bl?vTaskSwitchContext
????mov?r0,?#0
????msr?basepri,?r0?//取消中斷屏蔽
????ldmia?sp?!,?{?r3,?r14?}?//將當前的棧指針從R3寄存器中恢復，這個時候R3寄存器存的值是剛剛從下一任務控制塊取

????ldr?r1,?[?r3?]
????ldr?r0,?[?r1?]?//將新任務的棧頂保存到R0寄存器中
????ldmia?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動將R4-R11以及R14寄存器彈棧
????msr?psp,?r0
????isb
????bx?r14??//異常返回，返回后硬件將自動恢復其余寄存器，并且使用進程棧指針。
????nop
/*?*INDENT-ON*?*/
}

?

那么我們剛剛已經了解到了，FreeRTOS實時操作系統(tǒng)的最基本的功能任務切換。但是如果想做一個完善的實時操作系統(tǒng)，還需要非常多的其它的東西，比如說列表和列表項、任務通知、低功耗模式任務控制塊及對堆棧處理內存管理、空閑任務、對信號量、軟件定時器、事件標志組等等這些內容。

看看程序中具體是怎么實現中斷的

下面這張表來自《ARM Cortex-M3權威指南》

在Cortex-M3中有15個異常中斷，對應在stm32中如下圖

在啟動文件中不僅有異常，還有中斷，其實中斷也是屬于一種異常。我們說中斷的時候，更多的說的是某一種設備發(fā)出的信號比如GPIO模塊：發(fā)信號給CPU比如12C控制器發(fā)送完數據，發(fā)出信號給CPU比如UART接收到一個數據之后也會產生中斷注意了：中斷屬于異常。除了中斷外其他異常一般有哪些呢：復位：也是一種異常，發(fā)生了各種錯誤：屬于異常。

當我們板子復位的時候CPU會執(zhí)行中斷向量表中的Reset_Handler執(zhí)行這個函數。

當我們板子看門狗中斷時的時候CPU會執(zhí)行中斷向量表中的WWDG_IRQHandler執(zhí)行這個函數。

你肯定有這樣一個疑問？CPU怎么知道跳轉到中斷向量表中的執(zhí)行哪一個函數呢？

這肯定是硬件確定，因為這時候軟件還沒有開始執(zhí)行，硬件確定當前發(fā)生的是哪一個異常，哪一個中斷，當恢復的時候由軟件觸發(fā)、硬件恢復。

?

/**
??*?@brief??This?function?handles?NMI?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?NMI_Handler(void)
{
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?Hard?Fault?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?HardFault_Handler(void)
{
??/*?Go?to?infinite?loop?when?Hard?Fault?exception?occurs?*/
??while?(1)
??{
??}
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?Memory?Manage?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?MemManage_Handler(void)
{
??/*?Go?to?infinite?loop?when?Memory?Manage?exception?occurs?*/
??while?(1)
??{
??}
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?Bus?Fault?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?BusFault_Handler(void)
{
??/*?Go?to?infinite?loop?when?Bus?Fault?exception?occurs?*/
??while?(1)
??{
??}
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?Usage?Fault?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?UsageFault_Handler(void)
{
??/*?Go?to?infinite?loop?when?Usage?Fault?exception?occurs?*/
??while?(1)
??{
??}
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?SVCall?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?SVC_Handler(void)
{
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?Debug?Monitor?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?DebugMon_Handler(void)
{
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?PendSVC?exception.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?PendSV_Handler(void)
{
}

/**
??*?@brief??This?function?handles?SysTick?Handler.
??*?@param??None
??*?@retval?None
??*/
void?SysTick_Handler(void)
{
}

?

好了，現在你知道MCU的中斷流程和RTOS的的基本原理了吧？

審核編輯：劉清