目前STM32芯片都是基于各種ARM Cortex-M內(nèi)核的芯片，支持可編程中斷優(yōu)先級。支持中斷搶占的同時，還中斷響應的晚到和咬尾機制。中斷搶占不難理解，就是某中斷在運行時產(chǎn)生了另外的更高優(yōu)先級的中斷事件，低優(yōu)先級的中斷服務程序被暫停而去執(zhí)行優(yōu)先級更高的中斷服務程序【后面中斷服務程序用ISR表示】。

所謂晚到機制，就是中斷響應還在壓棧階段但沒有正式進入ISR時又來了更高優(yōu)先級的中斷請求，等壓棧操作完成后，則立刻執(zhí)行高優(yōu)先級的ISR，此時高優(yōu)先級中斷省去壓棧操作，它執(zhí)行完后再返回執(zhí)行剛才申請壓棧的低優(yōu)先級ISR。而咬尾機制則是指某ISR正在執(zhí)行過程中產(chǎn)生了新的不高于當前中斷優(yōu)先級的中斷事件，一直等到當前中斷ISR執(zhí)行完畢，在退棧之前立即響應處于等待執(zhí)行的ISR，此時該中斷也無須再做壓棧。不難理解，不論晚到機制還是咬尾機制都是為了提高中斷響應速度，提高芯片性能。

下面是三幅分別代表中斷搶占、中斷晚到、中斷咬尾的示意圖?！咀ⅲ簭臅r間上講，雖然發(fā)生中斷晚到、中斷咬尾可以顯著節(jié)省時間，但也不等于從中斷申請到進入ISR完全不要時間，下面圖中沒有體現(xiàn)出來?！?/p>

對于這幾個中斷響應的概念，我們是否可以比較直觀地感受下呢？

或許有人想過一些諸如時間記錄、波形輸出等方法來感受之。這里，我想從中斷響應先后順序加上棧幀內(nèi)容變化來體會中斷搶占、中斷晚到和中斷咬尾。

對于Cortex M系列芯片【這里暫時將M33除外，我不知這個地方加上Security是否有很大差異。印象中只是有兩套而已】，發(fā)生中斷需要壓棧的話，壓棧內(nèi)容根據(jù)是否啟用浮點存儲來進行。

上圖表述了兩種壓棧格式。這里我們只關注右邊的壓棧格式，后面試驗不使用浮點存儲。

我這里借助Cortex-M4內(nèi)核的STM32G4芯片的TIM1/TIM2的更新中斷來完成試驗。二者建立主從同步啟動關系，TIM1的搶占優(yōu)先級高于TIM2的，均工作在單脈沖模式，即每次啟動后都能且只能產(chǎn)生1次更新中斷。通過給二者設置相應的溢出時間參數(shù)，來模擬實現(xiàn)上面的三種情形。我們從中關注棧幀和個別特定寄存器的內(nèi)容?！咀ⅲ罕驹囼炦^程中僅開啟了TIM1/TIM2更新事件中斷，再無其它?！?/p>

對于發(fā)生搶占情形，我們通過在代碼里設置斷點，一方面可以看到2個中斷的響應先后，另一方面可以看到因搶占動作導致棧幀內(nèi)容的變動。

對于晚到情形和晚到情形，同樣也會通過在代碼里設置斷點查看中斷執(zhí)行先后順序。

對于晚到情形，申請壓棧的是低優(yōu)先級中斷事件，先得到執(zhí)行的則是高優(yōu)先級中斷，同時會發(fā)現(xiàn)雖然響應了2次中斷，卻只看到1次壓棧，兩次ISR運行時維持同一棧內(nèi)容。對于咬尾情形在棧幀內(nèi)容變化上跟晚到情形類似，但實現(xiàn)機理不同，它申請壓棧的是高優(yōu)先級或同級中斷事件，做咬尾操作的是低優(yōu)先級或晚發(fā)生中斷請求的同級中斷。

先介紹兩個跟中斷返回有關的寄存器LR(R14)和EXC_RETURN。糾正下，EXC_RETURN不是寄存器，是微處理器動態(tài)生成的跟中斷返回有關的一個值。這個值有點神秘，也很重要。神秘的就是這個值怎么產(chǎn)生的、放在哪里的，似乎在ARM相關手冊找不到具體說明。另外，這個值本身很特別，大大區(qū)別于通用程序運行地址。如果程序里不啟用浮點存儲，它的值可能是下面三個。

這里我們重點關注圖中的前2個，后面試驗過程中會見到這兩個值。結合圖中信息，如果該值等于0xfffffff1,ISR執(zhí)行完畢后要返回Handle Mode和Main Stack，極大可能地發(fā)生了中斷嵌套；如果該值等于0xfffffff9，ISR執(zhí)行完畢后要返回Thread Mode和Main Stack,意味著當前中斷是在線程中產(chǎn)生的，不用OS的話，即Main程序被打斷。

它很重要，中斷返回得仰仗它。沒有它，中斷返回可能就亂套了。

每當中斷壓棧申請完成后，這個EXC_RETURN值就被硬件根據(jù)中斷發(fā)生時CPU運行狀態(tài)、運行模式、所用棧幀模式給生成好了，并在開始運行ISR之前將該值主動賦給LR寄存器。硬件在ISR執(zhí)行完畢即將退棧返回時又自動將LR的內(nèi)容提供給PC寄存器。當PC寄存器發(fā)現(xiàn)這個特殊的值后會不會一臉懵逼，啥玩意？地址不像地址。我們可以把這個值理解成中斷返回告知書，并非程序地址。EXC_RETURN值通過LR寄存器做中間人傳達給PC，主要傳達下面幾個信息：

1、恭喜我們完美地處理了剛才的突發(fā)事件，要歸隊返回了；

2、我們清楚剛才處理事情時的狀態(tài)和待遇，但更要清楚返回后的狀態(tài)、模式，不得以剛才的模式或狀態(tài)來套返回后的模式或狀態(tài)，不能因出了趟差就不知回家后的姿態(tài)和責任；

3、記住上面提到的，具體返回路線會專人提供【即之前壓棧的PC值經(jīng)出棧提供】；

戲說下，知道大意即可，更多細節(jié)可以查看相關手冊。退一步講，個中細節(jié)我們旁人也真的難以知曉。

鋪墊性的話題就聊到這里。下面具體看看針對中斷搶占、中斷晚到、中斷咬尾的試驗。

先看中斷搶占的情形。下面截圖是有關TIM1/TIM2時基參數(shù)的配置。

在前面提到的固定配置前提下，我將TIM2溢出周期比TIM1少21個脈沖【這個地方不是固定的，14~24應該都可以，具體自行驗證】，二者同步啟動。這樣配置的目的就是確保TIM2一定是先進中斷但又不至于它執(zhí)行完畢了TIM1中斷還沒來，否則就沒法看到搶占情形了。下圖是TIM2首先進入中斷時的情形：

從上圖可以看出，TIM2首先進入中斷，棧幀有新內(nèi)容放入。LR寄存器為0xfffffff9，表示當前中斷ISR是從線程模式下發(fā)生的，這里就是main程序被打斷了。

下圖是TIM1中斷搶占TIM2中斷的情形。

從上圖中，明顯看到棧幀內(nèi)容再次被添加了8個字的內(nèi)容，內(nèi)容變多。我們還可以從LR寄存器的內(nèi)容看出，結尾是F1，說明當前中斷是搶占了其它低優(yōu)先級中斷，即發(fā)生了中斷嵌套，它執(zhí)行完后返回的還是handle模式，這跟它搶占了TIM2 ISR相吻合。

下圖是TIM1 ISR執(zhí)行完畢CPU再回來執(zhí)行剛才被打斷的TIM2ISR情形。

從上圖可以看出，TIM1中斷搶占TIM2中斷并完成ISR后，在返回TIM2 ISR之前還做了出棧操作。在當前TIM2 ISR里可以看到棧幀恢復到TIM2中斷剛被響應時的情形，內(nèi)容變少了。同樣，我們可以發(fā)現(xiàn)LR寄存器內(nèi)容也恢復到剛被響應時的值。

顯然，發(fā)生搶占時除了看到ISR執(zhí)行的順序外，明顯地看到棧幀內(nèi)容的變化。

接著看看中斷晚到的情形。先看TIM1/TIM2基本時基配置。

這樣配置的目的，就是讓優(yōu)先級低的TIM2提前一點點發(fā)生中斷，讓它在申請壓棧完成附近發(fā)生TIM1中斷，TIM2 ISR并不能立即執(zhí)行反而是TIM1搶先【不是搶占】執(zhí)行ISR，之后再來運行TIM2 ISR。整個過程，只發(fā)生1次壓棧、出棧操作。TIM1中斷事件雖然晚發(fā)生，由于其高優(yōu)先級和卡著點發(fā)生而搶先執(zhí)行其ISR。

開始運行程序后，TIM1 ISR首先得到響應?！緟⒓訄D中備注說明】

下圖是TIM2 ISR得到執(zhí)行的情形：

TIM1中斷執(zhí)行完畢后，回頭來繼續(xù)執(zhí)行TIM2 ISR時,棧幀內(nèi)容無變化。兩次中斷得到執(zhí)行，只看到1次壓棧操作。執(zhí)行順序靠TIMER時間參數(shù)保證TIM2的中斷事件先發(fā)生并由其申請壓棧, TIM1事件雖晚到卻因高優(yōu)先級而被優(yōu)先執(zhí)行其ISR。

最后來看看中斷咬尾的情形。TIM1/TIM2時基參數(shù)配置如下：

二者設置的時基參數(shù)一樣，上面TIM1的溢出周期減個1不是必須的，這里主要是為了確保TIM1中斷事件不要晚于TIM2的即可，因為TIM1優(yōu)先級高。二者同時申請中斷，自然先響應TIM1的。

下圖是TIM1 中斷首先得到響應的情形：

下圖是TIM1 ISR執(zhí)行完后運行TIM2 ISR的情形：

TIM2 ISR基于TIM1申請壓棧并完成ISR后接著執(zhí)行，也省去了壓棧過程,完成2次中斷只見1次壓棧。從棧幀內(nèi)容結果上看，中斷晚到和中斷咬尾很類似。不過，中斷晚到情形下，申請壓棧的是低優(yōu)先級的中斷事件，而咬尾中斷情形下，申請壓棧的是高優(yōu)先級或者是先申請壓棧的同級中斷事件。比方以現(xiàn)在討論的中斷咬尾情形為例，如果把TIM1/TIM2的搶占優(yōu)先級設置一樣，TIM2溢出時間參數(shù)稍微調(diào)短點，這時玩咬尾動作的就是TIM1中斷了，因為二者優(yōu)先級一樣，TIM2先產(chǎn)生溢出中斷自然先響應它的，TIM1的中斷則等它執(zhí)行完ISR基于咬尾機制而得以執(zhí)行。

不難看出，基于晚到機制和咬尾機制而得以執(zhí)行中斷的行為不屬于中斷搶占。順便提醒下，如果通過上面方式體驗中斷響應的話，測試代碼盡量簡單，尤其中斷服務程序，否則若棧幀里壓入太多其它信息，觀察分析起來可能就不太方便了。

編輯：黃飛

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