摘要：操作系統(tǒng)實(shí)際上我們接觸的很多，比如說(shuō)windows，安卓、IOS、linux都是一種操作系統(tǒng)。單片機(jī)也有它自己的操作系統(tǒng)，叫做實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)。那么這種實(shí)時(shí)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(jīng)常使用的這些實(shí)際上是非實(shí)時(shí)的操作系統(tǒng)。為什么說(shuō)它是非實(shí)時(shí)的，因?yàn)樗?strong>內(nèi)核實(shí)際上是對(duì)任務(wù)進(jìn)行時(shí)間片輪轉(zhuǎn)的調(diào)度方式。比如說(shuō)有3個(gè)任務(wù)，分別是任務(wù)A，任務(wù)B和任務(wù)C。那么在時(shí)間片輪轉(zhuǎn)的調(diào)度機(jī)制里，它會(huì)讓任務(wù)A運(yùn)行一斷時(shí)間，然后切換到任務(wù)B，然后切換到任務(wù)C，這樣子不斷的輪轉(zhuǎn)。

兩個(gè)任務(wù)間通過 Systick 輪轉(zhuǎn)調(diào)度的簡(jiǎn)單模式

那么這樣有一個(gè)什么缺點(diǎn)呢？如果有一臺(tái)自動(dòng)駕駛的汽車?yán)锩嫒蝿?wù)C，是用來(lái)檢測(cè)障礙物和躲避障礙物的，如果任務(wù)C不能得到及時(shí)的執(zhí)行的話，有可能這一臺(tái)自動(dòng)駕駛的汽車就會(huì)撞到障礙物上，實(shí)際上這樣是非常危險(xiǎn)。所以我們就出現(xiàn)了實(shí)時(shí)的操作系統(tǒng)，它支持搶占式調(diào)度機(jī)制，也就是說(shuō)我們可以把任務(wù)C的優(yōu)先級(jí)提高。這樣當(dāng)任務(wù)C就緒的時(shí)候，就先運(yùn)行任務(wù)C，就保證了任務(wù)C的實(shí)時(shí)性。在操作系統(tǒng)中，最基礎(chǔ)的功能就是實(shí)現(xiàn)任務(wù)調(diào)度。

接下來(lái)了解一下FreeRTOS，實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)的任務(wù)調(diào)度。在了解實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)之前，要先了解一下內(nèi)核，這里用ARM Cortex‐M3內(nèi)核作為模板。首先我們先來(lái)了解一下CPU寄存器，這個(gè)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(shù)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(yù)定義的功能，而且必須通過專用的指令來(lái)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(shí)際上在ARM內(nèi)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(dāng)CPU進(jìn)入中斷的時(shí)候，實(shí)際上是相當(dāng)于打斷了之前的任務(wù)。那么在執(zhí)行完中斷之后，CPU又是如何返回到原來(lái)的任務(wù)?而保證原來(lái)的任務(wù)不丟失的呢?
?

?

在進(jìn)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(nèi)存中，也稱為壓棧。然后再運(yùn)行中斷服務(wù)函數(shù)，在運(yùn)行中斷服務(wù)函數(shù)的時(shí)候，CPU寄存器會(huì)被改寫。但是這并沒有什么關(guān)系，因?yàn)楫?dāng)中斷結(jié)束之后，返回到原來(lái)的任務(wù)的時(shí)候，之前CPU寄存器的值就會(huì)被從內(nèi)存中取出，也叫做彈棧。那么通過這樣一個(gè)機(jī)制，就保證了原來(lái)的進(jìn)程的數(shù)據(jù)不丟失。

那么接下來(lái)我們來(lái)了解一下CM3的壓棧順序？

入棧順序以及入棧后堆棧中的內(nèi)容 第3列所示

上圖是Cortex-M3進(jìn)入中斷時(shí)，硬件的壓棧順序。也就是說(shuō)在它進(jìn)入中斷的時(shí)候，硬件會(huì)自動(dòng)把這幾個(gè)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(shù)的返回地址)會(huì)被壓入棧中。按照下面第三列的標(biāo)號(hào)順序保存到內(nèi)存中。

那么在壓入棧成功之后，當(dāng)中斷執(zhí)行完成，返回到原來(lái)的進(jìn)程中時(shí)，棧里面的內(nèi)容就會(huì)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(shuō)先彈出LR，然后這樣依次往下這樣子彈出，因?yàn)闂Ｊ窍冗M(jìn)后出，所以它是這樣一個(gè)出棧順序。

前面我們知道CPU一共有R0-R15以及幾個(gè)特殊的寄存器。在中斷函數(shù)到來(lái)時(shí)上面幾個(gè)寄存器是硬件自動(dòng)壓入棧中的，那么還有幾個(gè)是軟件壓入棧中的，這又如何理解？

舉個(gè)例子：

程序在執(zhí)行

?

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

?

時(shí)候，突然來(lái)了中斷。任何程序，最終都會(huì)轉(zhuǎn)換為機(jī)器碼，上述C代碼可以轉(zhuǎn)換為右邊的匯編指令。

對(duì)于這4條指令，它們可能隨時(shí)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(yùn)行？

這4條指令涉及R0、R1寄存器，程序被打斷時(shí)、恢復(fù)運(yùn)行時(shí)，R0、R1要保持不變，執(zhí)行完第3條指令時(shí)，比較結(jié)果保存在程序狀態(tài)寄存器PSR里，程序被打斷時(shí)、恢復(fù)運(yùn)行時(shí)，程序狀態(tài)寄存器保持不變。這4條指令，讀取a、b內(nèi)存，程序被打斷時(shí)、恢復(fù)運(yùn)行時(shí)，a、b內(nèi)存保持不變。內(nèi)存保持不變，這很容易實(shí)現(xiàn)，程序不越界就可以。所以，關(guān)鍵在于R0、R1、程序狀態(tài)寄存器要保持不變(當(dāng)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(xiàn)場(chǎng)，也就是壓棧。

在處理完異常后，從棧中恢復(fù)這些寄存器，這稱為恢復(fù)現(xiàn)場(chǎng)，也就是彈棧。

再舉一個(gè)例子：

?

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

?

比如函數(shù)A調(diào)用函數(shù)B，函數(shù)A應(yīng)該知道：R0-R3是用來(lái)傳參數(shù)給函數(shù)B的；函數(shù)B可以肆意修改R0-R3；函數(shù)A不要指望函數(shù)B幫你保存R0-R3；保存R0-R3，是函數(shù)A的事情；對(duì)于LR、PSR也是同樣的道理，保存它們是函數(shù)A的責(zé)任。由硬件幫我們完成。

對(duì)于函數(shù)B：我用到R4-R11中的某一個(gè)，我都會(huì)在函數(shù)入口保存、在函數(shù)返回前恢復(fù)，從內(nèi)存中彈棧到CPU的寄存器中；保證在B函數(shù)調(diào)用前后，函數(shù)A看到的R4-R11保存不變。

假設(shè)函數(shù)B就是異常/中斷處理函數(shù)，函數(shù)B本身能保證R4-R11不變，那么保存現(xiàn)場(chǎng)時(shí)，硬件只需要保存R0-R3,R12,LR,PSR和PC這8個(gè)寄存器。

那么接下來(lái)我們來(lái)了解一下CM3的兩種特殊中斷機(jī)制。當(dāng)CM3開始響應(yīng)一個(gè)中斷時(shí)，會(huì)在它看不見的體內(nèi)奔涌起三股暗流：

入棧：把8個(gè)寄存器的值壓入棧。

取向量：從向量表中找出對(duì)應(yīng)的服務(wù)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(jì)數(shù)器PC。

第一種叫做咬尾中斷

我們知道，在進(jìn)入中斷的時(shí)候需要執(zhí)行入棧，而退出中斷的時(shí)候需要執(zhí)行出棧。那么當(dāng)兩個(gè)中斷來(lái)臨的時(shí)候，像這樣在第一個(gè)中斷執(zhí)行完成之后，要執(zhí)行第二個(gè)中斷。在CM3 處理器內(nèi)核中是不會(huì)再執(zhí)行出棧和入棧的。也就是說(shuō)這里節(jié)省了出棧和入棧的時(shí)間，實(shí)際上相當(dāng)于第2個(gè)中斷把第一個(gè)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(jī)制叫做晚到中斷

晚到中斷就是說(shuō)，當(dāng)有一個(gè)高優(yōu)限級(jí)的任務(wù)來(lái)臨時(shí)，之前低優(yōu)先級(jí)的任務(wù)取向量還沒有完成的時(shí)候(之前低優(yōu)先級(jí)的任務(wù)還沒有從向量表中找出對(duì)應(yīng)的服務(wù)程序入口地址)，那么這一次壓棧就是為高優(yōu)先級(jí)任務(wù)做的。也就是說(shuō)就算高優(yōu)先級(jí)的中斷晚到了，它仍然可以用低優(yōu)先級(jí)中斷壓入的棧。

CM3 處理器內(nèi)核中斷表

在實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)中，經(jīng)常用到的是這三個(gè)中斷 PendSV、Systick、SVC。

那么在FreeRTOS中Systick這個(gè)中斷是用來(lái)提供實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)的時(shí)鐘周期的。而PendSV這個(gè)是可懸掛中斷，是用來(lái)切換進(jìn)程的。SVC在FreeRTOS中只用了一次，也就是啟動(dòng)第一個(gè)進(jìn)程的時(shí)候用到了它。

?

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

????ldr?r3,?=?pxCurrentTCB???//取出當(dāng)前的任務(wù)控制塊
????ldr?r1,?[?r3?]?//使用?pxCurrentTCBConst?獲取?pxCurrentTCB?地址
????ldr?r0,?[?r1?]?//pxCurrentTCB?中的第一項(xiàng)是棧頂任務(wù)
????ldmia?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動(dòng)將R4-R11,R14寄存器壓棧
????msr?psp,?r0????//恢復(fù)任務(wù)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(huì)問了，為什么我不直接在Systick中切換任務(wù)呢？而是要在PendSV中切換任務(wù)呢？那我們就可以來(lái)看一下：

發(fā)生 IRQ 時(shí)上下文切換的問題

如果在Systick中斷到來(lái)時(shí)，前面有一個(gè)中斷正在執(zhí)行，也就是這里的IRQ正在執(zhí)行。那它就會(huì)被打斷，然后Systick執(zhí)行上下文來(lái)切換，這時(shí)候切換到任務(wù)b，它要等待一斷時(shí)間直到下一次上下文切換，切換回原來(lái)IRQ這個(gè)中斷執(zhí)行的內(nèi)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(yán)重的耽誤了，所以這樣做實(shí)際上是不方便。而且容易出錯(cuò)的。

這時(shí)候它們就想出一種辦法，說(shuō)我在Systick中我判斷這個(gè)時(shí)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(shí)際上也會(huì)造成一個(gè)問題，就是如果這個(gè)中斷函數(shù)的中斷時(shí)間和Systick差不多，比如說(shuō)如果這是一個(gè)定時(shí)器中斷，這是Systick系統(tǒng)時(shí)鐘中斷。它們的中斷周期都是1毫秒，那么它們經(jīng)常就會(huì)面臨著兩個(gè)同時(shí)到來(lái)的情況。這樣就有可能導(dǎo)致進(jìn)程遲遲無(wú)法切換，導(dǎo)致了延誤的產(chǎn)生，所以這樣做也不是很好。

所以就出現(xiàn)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(shuō)，它不執(zhí)行經(jīng)常切換的這個(gè)操作。而是等到后面，當(dāng)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(wù)的及時(shí)切換，也保證了中斷的及時(shí)執(zhí)行。PendSV異常會(huì)自動(dòng)延遲上下文切換的請(qǐng)求，直到其它的ISR都完成了處理后才放行。為實(shí)現(xiàn)這個(gè)機(jī)制，需要把PendSV編程為最低優(yōu)先級(jí)的異常。如果 OS 檢測(cè)到某 IRQ正在活動(dòng)并且被Systick搶占，它將懸起一個(gè)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(jìn)行進(jìn)程切換?在這里用的是匯編語(yǔ)言寫的。

?

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

????PRESERVE8

????mrs?r0,?psp//將當(dāng)前進(jìn)程棧指針保存在R0寄存器中
????isb

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

????stmdb?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動(dòng)將R4-R11,R14寄存器壓棧
????str?r0,?[?r2?]?//將當(dāng)前的棧頂?shù)刂穼懭肟刂茐K

????stmdb?sp?!,?{?r3,?r14?}
????mov?r0,?#configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY//將這個(gè)宏所代表的立即數(shù)寫入R0寄存器，而這個(gè)宏是用戶想要屏蔽的最高優(yōu)先級(jí)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(gè)寄存器可以對(duì)中斷進(jìn)行細(xì)膩的控制它可以將高于這個(gè)優(yōu)先級(jí)的中斷不屏蔽，而低于這個(gè)優(yōu)先級(jí)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(dāng)前的棧指針從R3寄存器中恢復(fù)，這個(gè)時(shí)候R3寄存器存的值是剛剛從下一任務(wù)控制塊取

????ldr?r1,?[?r3?]
????ldr?r0,?[?r1?]?//將新任務(wù)的棧頂保存到R0寄存器中
????ldmia?r0?!,?{?r4?-?r11?}?//手動(dòng)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(dòng)恢復(fù)其余寄存器，并且使用進(jìn)程棧指針。
????nop
/*?*INDENT-ON*?*/
}

?

那么我們剛剛已經(jīng)了解到了，F(xiàn)reeRTOS實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)的最基本的功能任務(wù)切換。但是如果想做一個(gè)完善的實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)，還需要非常多的其它的東西，比如說(shuō)列表和列表項(xiàng)、任務(wù)通知、低功耗模式任務(wù)控制塊及對(duì)堆棧處理內(nèi)存管理、空閑任務(wù)、對(duì)信號(hào)量、軟件定時(shí)器、事件標(biāo)志組等等這些內(nèi)容。

看看程序中具體是怎么實(shí)現(xiàn)中斷的

下面這張表來(lái)自《ARM Cortex-M3權(quán)威指南》

在Cortex-M3中有15個(gè)異常中斷，對(duì)應(yīng)在stm32中如下圖

在啟動(dòng)文件中不僅有異常，還有中斷，其實(shí)中斷也是屬于一種異常。我們說(shuō)中斷的時(shí)候，更多的說(shuō)的是某一種設(shè)備發(fā)出的信號(hào)比如GPIO模塊：發(fā)信號(hào)給CPU比如12C控制器發(fā)送完數(shù)據(jù)，發(fā)出信號(hào)給CPU比如UART接收到一個(gè)數(shù)據(jù)之后也會(huì)產(chǎn)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(fù)位：也是一種異常，發(fā)生了各種錯(cuò)誤：屬于異常。

當(dāng)我們板子復(fù)位的時(shí)候CPU會(huì)執(zhí)行中斷向量表中的Reset_Handler執(zhí)行這個(gè)函數(shù)。

當(dāng)我們板子看門狗中斷時(shí)的時(shí)候CPU會(huì)執(zhí)行中斷向量表中的WWDG_IRQHandler執(zhí)行這個(gè)函數(shù)。

你肯定有這樣一個(gè)疑問？CPU怎么知道跳轉(zhuǎn)到中斷向量表中的執(zhí)行哪一個(gè)函數(shù)呢？

這肯定是硬件確定，因?yàn)檫@時(shí)候軟件還沒有開始執(zhí)行，硬件確定當(dāng)前發(fā)生的是哪一個(gè)異常，哪一個(gè)中斷，當(dāng)恢復(fù)的時(shí)候由軟件觸發(fā)、硬件恢復(fù)。

?

/**
??*?@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(xiàn)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