cortex-M3 異常-- SVC、PendSV介紹
以下出自–《cortex-M3權(quán)威指南》
特殊功能寄存器組:程序狀態(tài)寄存器組(PSRs 或曰xPSR)
中斷屏蔽寄存器組(PRIMASK, FAULTMASK,以及BASEPRI)
控制寄存器(CONTROL)
xPSR:
記錄ALU算數(shù)邏輯單元(Arithmetic Logic Unit) 標(biāo)志(0 標(biāo)志,進位標(biāo)志,負數(shù)標(biāo)志,溢出標(biāo)志),執(zhí)行狀態(tài),以及當(dāng)前正服務(wù)的中斷號。
應(yīng)用程序 PSR(APSR)
中斷號 PSR(IPSR)
執(zhí)行 PSR(EPSR)
這里嘮叨下,只因不熟悉。。。。
通過MRS/MSR 指令,這3 個PSRs 即可以單獨訪問,也可以組合訪問(2 個組合,3 個組合都可以)。當(dāng)使用三合一的方式訪問時,應(yīng)使用名字“xPSR”或者“PSR”。
關(guān)于ICI/IT、T:
ICI:在中斷延遲中有提到,與LDM/STM的處理機制有關(guān)。LDM/STM是一串LDR/STR的速度優(yōu)化版。于是,為了加速中斷的響應(yīng),CM3支持LDM/STM指令的中止和繼續(xù),就好像它們只是普通的一串LDR/STR一樣。為了實現(xiàn)“指令撕裂與粘合”的目的,需要記錄中斷時數(shù)據(jù)傳送的進程。為此,CM3在xPSR中開出若干個“ICI位”,記錄下一個即將傳送的寄存器是哪一個(LDM/STM在匯編時,都把寄存器號升序排序)。在服務(wù)例程返回后,xPSR被彈出,CM3再從ICI bits中獲取當(dāng)時LDM/STM執(zhí)行的進度,從而可以繼續(xù)傳送。
這個辦法聽起來是個好主意,只是在個別情況下還有一點限制:IF‐THEN(IT)指令的執(zhí)行也需要在xPSR中使用幾個位,可它需要的位剛好與ICI位重合(類似C中的union)——both ICI bits和IT條件都記錄在EPSR中。所以,如果在IF‐THEN中使用了LDM/STM,則不再記錄LDM/STM
的執(zhí)行進度。但盡管如此,及時響應(yīng)中斷依然是首要任務(wù)。此時只好把LDM/STM取消,待中斷返回后繼續(xù)執(zhí)行。–這里待續(xù)++
中斷屏蔽寄存器組:
PRIMASK:除能所有的中斷——當(dāng)然了,不可屏蔽中斷(NMI)才不甩它呢。
FAULTMASK:除能所有的fault——NMI 依然不受影響,而且被除能的faults 會“上訪”。
BASEPRI:除能所有優(yōu)先級不高于某個具體數(shù)值的中斷。
控制寄存器:
CONTROL:定義特權(quán)狀態(tài)(見后續(xù)章節(jié)對特權(quán)的敘述),并且決定使用哪一個堆棧指針
只有在特權(quán)級下,才允許訪問這3 個寄存器。
一個指定PSP 進行更新的例子:
LDRR0,=0x20008000MSRPSP,R0BXLR;如果是從異常返回到線程狀態(tài),則使用新的PSP的值作為棧頂指針123123
cortex-M3權(quán)威指南,有這樣一段:
為了快速地開關(guān)中斷,CM3 還專門設(shè)置了一條CPS 指令,有4 種用法
CPSIDI;PRIMASK=1;關(guān)中斷CPSIEI;PRIMASK=0;開中斷CPSIDF;FAULTMASK=1;關(guān)異常CPSIEF;FAULTMASK=0;開異常12341234
?CPS指令是?==改變處理器狀態(tài)==change processor state
這款內(nèi)核也許就這兩個CPS指令
SVC(系統(tǒng)服務(wù)調(diào)用,亦簡稱系統(tǒng)調(diào)用)和PendSV(可懸起系統(tǒng)調(diào)用),它們多用于在操作系統(tǒng)之上的軟件開發(fā)中。SVC 用于產(chǎn)生系統(tǒng)函數(shù)的調(diào)用請求。例如,操作系統(tǒng)不讓用戶程序直接訪問硬件,而是通過提供一些系統(tǒng)服務(wù)函數(shù),用戶程序使用SVC 發(fā)出對系統(tǒng)服務(wù)函數(shù)的呼叫請求,以這種方法調(diào)用它們來間接訪問硬件。因此,當(dāng)用戶程序想要控制特定的硬件時,它就會產(chǎn)生一個SVC 異常,然后操作系統(tǒng)提供的SVC 異常服務(wù)例程得到執(zhí)行,它再調(diào)用相關(guān)的操作系統(tǒng)函數(shù),后者完成用戶程序請求的服務(wù)。
這種“提出要求——得到滿足”的方式,很好、很強大、很方便、很靈活、很能可持續(xù)發(fā)展。首先,它使用戶程序從控制硬件的繁文縟節(jié)中解脫出來,而是由OS 負責(zé)控制具體的硬件。第二,OS 的代碼可以經(jīng)過充分的測試,從而能使系統(tǒng)更加健壯和可靠。第三,它使用戶程序無需在特權(quán)級下執(zhí)行,用戶程序無需承擔(dān)因誤操作而癱瘓整個系統(tǒng)的風(fēng)險。第四,通過SVC 的機制,還讓用戶程序變得與硬件無關(guān),因此在開發(fā)應(yīng)用程序時無需了解硬件的操作細節(jié),從而簡化了開發(fā)的難度和繁瑣度,并且使應(yīng)用程序跨硬件平臺移植成為可能。開發(fā)應(yīng)用程序唯一需要知道的就是操作系統(tǒng)提供的應(yīng)用編程接口(API),并且了解各個請求代號和參數(shù)表,然后就可以使用SVC 來提出要求了(事實上,為使用方便,操作系統(tǒng)往往會提供
一層封皮,以使系統(tǒng)調(diào)用的形式看起來和普通的函數(shù)調(diào)用一致。各封皮函數(shù)會正確使用SVC指令來執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用——譯者注)。其實,嚴(yán)格地講,操作硬件的工作是由設(shè)備驅(qū)動程序完成的,只是對應(yīng)用程序來說,它們也是操作系統(tǒng)的一部分。如圖7.14 所示
SVC 異常通過執(zhí)行”SVC”指令來產(chǎn)生。該指令需要一個立即數(shù),充當(dāng)系統(tǒng)調(diào)用代號。SVC異常服務(wù)例程稍后會提取出此代號,從而解釋本次調(diào)用的具體要求,再調(diào)用相應(yīng)的服務(wù)函數(shù)。例如,
SVC0x3;調(diào)用3號系統(tǒng)服務(wù)11
在SVC 服務(wù)例程執(zhí)行后,上次執(zhí)行的SVC 指令地址可以根據(jù)自動入棧的返回地址計算出。找到了SVC 指令后,就可以讀取該SVC 指令的機器碼,從機器碼中萃取出立即數(shù),就獲知了請求執(zhí)行的功能代號。如果用戶程序使用的是PSP,服務(wù)例程還需要先執(zhí)行
MRSRn,PSP11
指令來獲取應(yīng)用程序的堆棧指針。通過分析LR 的值,可以獲知在SVC 指令執(zhí)行時,正在使用哪個堆棧。
由CM3 的中斷優(yōu)先級模型可知,你不能在SVC 服務(wù)例程中嵌套使用SVC 指令(事實上這樣做也沒意義),因為同優(yōu)先級的異常不能搶占自身。這種作法會產(chǎn)生一個用法fault。同理,在NMI 服務(wù)例程中也不得使用SVC,否則將觸發(fā)硬fault。
PendSV:
另一個相關(guān)的異常是PendSV(可懸起的系統(tǒng)調(diào)用),它和SVC 協(xié)同使用。一方面,SVC異常是必須立即得到響應(yīng)的(若因優(yōu)先級不比當(dāng)前正處理的高,或是其它原因使之無法立即響應(yīng),將上訪成硬fault——譯者注),應(yīng)用程序執(zhí)行SVC 時都是希望所需的請求立即得到響應(yīng)。另一方面,PendSV 則不同,它是可以像普通的中斷一樣被懸起的(不像SVC 那樣會上訪)。OS 可以利用它“緩期執(zhí)行”一個異?!钡狡渌匾娜蝿?wù)完成后才執(zhí)行動作。懸起PendSV 的方法是:手工往NVIC 的PendSV 懸起寄存器中寫1。懸起后,如果優(yōu)先級不夠高,則將緩期等待執(zhí)行。
PendSV 的典型使用場合是在上下文切換時(在不同任務(wù)之間切換)。例如,一個系統(tǒng)中有兩個就緒的任務(wù),上下文切換被觸發(fā)的場合可以是:
執(zhí)行一個系統(tǒng)調(diào)用
系統(tǒng)滴答定時器(SYSTICK)中斷,(輪轉(zhuǎn)調(diào)度中需要)
舉個簡單的例子來輔助理解。假設(shè)有這么一個系統(tǒng),里面有兩個就緒的任務(wù),并且通過SysTick 異常啟動上下文切換。如圖7.15 所示。
上圖是兩個任務(wù)輪轉(zhuǎn)調(diào)度的示意圖。但若在產(chǎn)生SysTick 異常時正在響應(yīng)一個中斷,則SysTick 異常會搶占其ISR。在這種情況下,OS 不得執(zhí)行上下文切換,否則將使中斷請求被延遲,而且在真實系統(tǒng)中延遲時間還往往不可預(yù)知——任何有一丁點實時要求的系統(tǒng)都決不能容忍這種事。因此,在CM3 中也是嚴(yán)禁沒商量——如果OS 在某中斷活躍時嘗試切入線程模式,將觸犯用法fault 異常。
為解決此問題,早期的OS 大多會檢測當(dāng)前是否有中斷在活躍中,只有沒有任何中斷需要響應(yīng)時,才執(zhí)行上下文切換(切換期間無法響應(yīng)中斷)。然而,這種方法的弊端在于,它可以把任務(wù)切換動作拖延很久(因為如果搶占了IRQ,則本次SysTick 在執(zhí)行后不得作上下文切換,只能等待下一次SysTick 異常),尤其是當(dāng)某中斷源的頻率和SysTick 異常的頻率比較接近時,會發(fā)生“共振”。
現(xiàn)在好了,PendSV 來完美解決這個問題了。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(xiàn)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。如圖7.17 所示
個中事件的流水賬記錄如下:
任務(wù) A 呼叫SVC 來請求任務(wù)切換(例如,等待某些工作完成)
OS 接收到請求,做好上下文切換的準(zhǔn)備,并且pend 一個PendSV 異常。
當(dāng) CPU 退出SVC 后,它立即進入PendSV,從而執(zhí)行上下文切換。
當(dāng) PendSV 執(zhí)行完畢后,將返回到任務(wù)B,同時進入線程模式。
發(fā)生了一個中斷,并且中斷服務(wù)程序開始執(zhí)行
在 ISR 執(zhí)行過程中,發(fā)生SysTick 異常,并且搶占了該ISR。
OS 執(zhí)行必要的操作,然后pend 起PendSV 異常以作好上下文切換的準(zhǔn)備。
當(dāng) SysTick 退出后,回到先前被搶占的ISR 中,ISR 繼續(xù)執(zhí)行
ISR 執(zhí)行完畢并退出后,PendSV 服務(wù)例程開始執(zhí)行,并且在里面執(zhí)行上下文切換
當(dāng) PendSV 執(zhí)行完畢后,回到任務(wù)A,同時系統(tǒng)再次進入線程模式。