中断的具体行为.ppt

中断的具体行为 ?? 中断/异常的响应序列 ?? 异常返回 ?? 嵌套的中断 ?? 咬尾中断 ?? 晚到（的高优先级）中断 ?? 异常返回值 ?? 中断延迟 ?? 异常响应期间的 faults 中断／异常的响应序列 异常返回 嵌套的中断 咬尾中断 晚到（的高优先级）异常 异常返回值 中断延迟 异常响应期间的faults 在设计实时系统时，必须对中断延迟进行严肃和仔细地估算。在这里，中断延迟的定义是：从检测到某中断请求，到执行了其服务例程的第一条指令时，已经流逝了的时间。在CM3中，若存储器系统够快，且总线系统允许入栈与取指同时进行，同时该中断可以立即响应，则中断延迟是雷打不动的12周期（满足硬实时所要求的确定性）。在与时间赛跑的这12个周期里，处理器内部一直开足马力，进行了入栈、取向量、更新寄存器以及服务例程取指的一系列操作。但若存储器太慢以至于引入等待周期，或者还有其它因素，则会引入额外的延时。反正CM3内核是决不会拖后腿的。 当处理咬尾中断时，省去了堆栈操作，因此切入新异常服务例程的耗时可以短至6周期。 有些指令需要较多的周期才能完成。它们是除法指令，双字传送指令LDRD/STRD以及多重数据传送指令(LDM/STM)。 对于前两者，CM3将为了保证中断及时响应而取消它们的执行，待返回后重新开始——这牺牲了一点性能，以及某些子程序的一点个人利益，但换来了对意外事件的更快救援。 * 在本章中，如无特殊说明，“中断”与“异常”这两个术语都是同一个意思，可以互换使用。 当CM3开始响应一个中断时，会在它看不见的体内奔涌起三股暗流： 入栈： 把8个寄存器的值压入栈 取向量：从向量表中找出对应的服务程序入口地址 选择堆栈指针MSP/PSP，更新堆栈指针SP，更新连接寄存器LR，更新程序计数器PC 入栈 响应异常的第一个行动，就是自动保存现场的必要部分：依次把xPSR, PC, LR, R12以及R3‐R0由硬件自动压入适当的堆栈中：如果当响应异常时，当前的代码正在使用PSP，则压入PSP，即使用线程堆栈；否则压入MSP，使用主堆栈。一旦进入了服务例程，就将一直使用主堆栈。 假设入栈开始时，SP的值为N，则在入栈后，堆栈内部的变化如表9.1表示。又因为AHB接口上的流水线操作本质，地址和数据都在经过一个流水线周期之后才进入。另外，这种入栈在机器的内部，并不是严格按堆栈操作的顺序的——但是机器会保证：正确的寄存器将被保存到正确的位置，如图9.1和表9.1的第3列所示。 CM3在看不见的内部打乱了入栈的顺序，这是有深层次的原因的。先把PC与xPSR的值保存，就可以更早地启动服务例程指令的预取——因为这需要修改PC；同时，也做到了在早期就可以更新xPSR中IPSR位段的值。 细心的读者一定在猜测：为啥袒护R0‐R3以及R12呢，R4‐R11就是下等公民？原来，在ARM上，有一套的C函数调用标准约定（《C/C++ Procedure Call Standard for the ARM Architecture》，AAPCS, Ref5）。个中原因就在它上面：它使得中断服务例程能用C语言编写，编译器优先使用被入栈的寄存器来保存中间结果（当然，如果程序过大也可能要用到R4‐R11，此时编译器负责生成代码来push它们。但是，ISR应该短小精悍，不要让系统如此操心——译者注）。 如果读者再仔细看，会发现R0‐R3, R12是最后被压进去的。这里也有一番良苦用心：为的是可以更容易地使用SP基址来索引寻址，（以及为了LDM等多重加载指令，因为LDM必须加载地址连续的一串数据）。参数的传递也是受益者：使之可以方便地通过压入栈的R0‐R3取出（主要为系统软件所利用，多见于SVC与PendSV中的参数传递）。 取向量 当数据总线（系统总线）正在为入栈操作而忙得团团转时，指令总线（I‐Code总线）可不是凉快地坐着看热闹——它正在为响应中断紧张有序地执行另一项重要的任务：从向量表中找出正确的异常向量，然后在服务程序的入口处预取指。由此可以看到各自都有专用总线的好处：入栈与取指这两个工作能同时进行。 更新寄存器 在入栈和取向量的工作都完毕之后，执行服务例程之前，还要更新一系列的寄存器： ?? SP：在入栈中会把堆栈指针（PSP或MSP）更新到新的位置。在执行服务例程后，将由MSP负责对堆栈的访问。 ?? PSR：IPSR位段（地处PSR的最低部分）会被更新为新响应的异常编号。 ?? PC：在向量取出完毕后，PC将指向服务例程的入口地址， ?? LR：LR的用法将被重新解释，其值也被更新成一种特殊的值，称为“EXC_RETURN”，并且在异常返回时使用。EXC_RETURN的二进制值除了最低4位外全为1，而其最低4位则有另外的含义（后面讲到，见表9.3和表9.4）