stm32移植日志之四

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本文请参考《都江堰操作系统与嵌入式系统设计》第15章，该书可在www.djyos.com下载。


    本篇先讲一下cm3移植版本中断系统的总体设计，代码还在调试中，等调试完了再帖。
    回忆一下《stm32移植日志之一》，那里说道，djyos移植有一个重要的工作就是中断系统的决策，djyos允许在中断服务中执行系统调用，可能会使比被中断线程更高优先级的线程就绪，中断返回时将直接返回到高优先级的线程，这就需要有一个被中断线程的栈、高优先级线程栈、中断栈直接的数据交换过程，因此，中断系统的决策往往跟设计线程上下文栈同时进行。
1、 中断和线程上下文的栈设计

    我们知道，djyos把中断分为异步信号和实时中断，实时中断是不允许调用可能导致发生调度的api的，其栈结构与线程调度无关，可以自由设计，这里要讲的是异步信号的栈。我们先看看在中断里面使最高优先级的事件发生变化的执行过程：
a)         正在执行低优先级事件A，该事件由线程A处理，发生中断。
b)        把xpsr、pc、lr、r12，r3~r0依次压入线程A的栈，硬件执行。
c)         取中断向量，并切换成使用msp做栈指针。
d)        ISR执行过程中，使高优先级的事件B就绪，该事件由线程B处理。
e)         中断返回线程状态，因线程B的优先级高，直接返回线程B。
    大家注意到了，被中断的是线程A，返回的是线程B，一般来说，中断是从哪里中断，ISR执行后，就返回哪里继续执行。要实现返回线程B，我们要在中断函数返回前做两个工作：
a)         要保存线程A的完整上下文，中断自动入栈的只有8个寄存器，但线程上下文要求保存全部寄存器。
b)        制造被中断线程是线程B的假象，欺骗CPU，使中断返回的时候，把线程B上下文中的由硬件自动执行xpsr、pc、lr、r12，r3~r0恢复到对应的寄存器中外，还要手工恢复如4~r7。
栈结构设计如图 1所示

图 1 中断和线程统一的上下文设计

    djyos for cm3的上下文栈结构与arm的不同，cm3中，因为中断有自动入栈操作，线程上下文模拟中断上下文，使两者寄存器排列做成一致的话，可以使中断里的上下文切换操作变得非常简单，保存线程A的上下文，实际上只需要把当前psp值保存到线程上下文中即可；模拟线程B被中断的假象，也只需要把线程B的当前栈指针从上下文中copy到psp寄存器中。但这样做的代价是，非中断的上下文切换将变得复杂得多。而在arm7中，线程上下文完全按照寄存器编号由高到低排列，保存上下文只要一条stmfd指令，恢复上下文只要一条ldmfd指令。当然，cm3中还要微调上下文中的PC值，调整方法尚在验证中，暂且不表。
2、 系统中断结构设计

    图 2来自《都江堰操作系统与嵌入式系统设计》，是djyos中断系统的总图，所有djyos移植都要实现这个图，也就是使硬件平台的中断管理功能与图中结构匹配。

图 2 中断结构总图

    先把图中各开关和cm3的硬件对好入座吧：
    中断线使能开关：用NVIC寄存器中的SETENA和CLRENA寄存器组。
    异步信号使能开关：所有异步信号的优先级均被设置为最低优先级，因此只要把BASEPRI寄存器值设为255，就相当于禁止了所有异步信号中断，设为0则允许所有异步信号（因总中断有单独开关，无须担心）。
    总中断使能开关：置位PRIMASK则禁止所有中断，包括实时中断和异步信号。大家注意，PRIMASK寄存器禁止的，除了中断以外，系统异常也被禁止了，只留下NMI和硬fault。这是合理的，系统中，还有什么比实时中断还紧急的事情吗？没有了，既然连实时中断都禁止了，系统异常自然不能捣乱，是必须禁止的。
    中断类型选择器：这是一个软开关，设置一个中断为实时中断还是异步信号，并没有改变该中断相关的硬件寄存器，仅仅该了一下内存中的标志为，以及中断向量表中的指针。