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嵌入式八股RTOS与Linux--中断篇

news 来源：原创 2025/4/30 12:19:15

前言

中断可以说是操作系统最重要的部分,其实前面的讲解我们也看到了,操作系统不是每时每刻都在运行的程序,很多时候都触发了中断之后进行处理,操作系统是由中断驱动的;关于中断我前面的文章有提到过:
https://blog.csdn.net/qq_45731845/article/details/146291274

RTOS的中断管理

首先要把中断优先级设置为4:即没有响应优先级都是抢占优先级
RTOS的中断管理除了涉及到了中断优先级配置的寄存器,这几个寄存器也同样重要
在这里插入图片描述

受RTOS的中断和不受RTOS的中断
我们可以配置哪些中断优先级受RTOS管理哪些中断优先级不受RTOS管理
```
    // 优先级数小于5的不归FreeRTOS管理
    #define configLIBRARY_MAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY 5
```
- 为什么还要有不受RTOS管理的中断呢?
  除了什么硬件异常啊之类的,我们试想这样一个场景:假设我有一个电机的传感器要求每100us采集一次数据–这项工作去抽象成一个任务去做是不可能的,延时的处理是放在sysTickHandler中的,不可能把这个时钟配置的这么快,而且用任务处理时效性也不是很好(做不到100us精确延时)
  假设我们设置一个定时器中断不受RTOS的中断管理,就可以通过配置定时器和中断处理函数做到这件事了
相关的函数

什么是临界区与临界资源?
临界资源:是指一次仅允许一个进程或线程访问的共享资源，如果多个进程/线程同时访问，可能会导致数据不一致或竞态条件
临界区: 访问临界资源的代码叫做临界区

taskENTER_CRITICAL与对应的ISR(在临界区进入中断)
实际上taskENTER_CRITICAL就是通过写BASEPRI寄存器来暂时屏蔽对受RTOS管理的中断的响应

void vPortEnterCritical( void )
{
    portDISABLE_INTERRUPTS();
    uxCriticalNesting++;            // 这个修改全局变量是为了支持嵌套
    if( uxCriticalNesting == 1 )
    {
        configASSERT( ( portNVIC_INT_CTRL_REG & portVECTACTIVE_MASK ) == 0 );
    }
}
static portFORCE_INLINE void vPortRaiseBASEPRI( void )
{
    uint32_t ulNewBASEPRI = configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY;  // 这个宏跟我们设置的configLIBRARY_MAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY宏相关的哟
    __asm
    {
        /* Set BASEPRI to the max syscall priority to effect a critical
         * section. */
        /* *INDENT-OFF* */
        msr basepri, ulNewBASEPRI
        dsb
        isb
        /* *INDENT-ON* */
    }
}

对应的ISR函数版本,为啥这么做我想是因为在中断里不想去修改全局变量uxCriticalNesting去进行嵌套吧,而是需要我们手动处理状态

static portFORCE_INLINE uint32_t ulPortRaiseBASEPRI( void )
{
    uint32_t ulReturn, ulNewBASEPRI = configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY;
    __asm
    {
        /* Set BASEPRI to the max syscall priority to effect a critical
        * section. */
        /* *INDENT-OFF* */
        mrs ulReturn, basepri
        msr basepri, ulNewBASEPRI
        dsb
        isb
        /* *INDENT-ON* */
    }
    return ulReturn;
}

dsb与isb指令
dsb和isb和我们前面讲的内存屏障有关,作用就是确保后面所有的函数都是用的bssepri的新值(毕竟我们的CPU和编译器有时候会优化指令执行顺序,从而引起不可知的错误)
- dsb
  确保所有内存访问指令（如 LDR/STR）在屏障前完成，再执行后续指令。
  解决多级流水线或总线乱序执行导致的数据同步问题
- isb
  清空处理器流水线，确保后续指令从内存重新预取，使用最新的寄存器或内存值。
  解决指令预取导致的上下文不一致问题。

xxFromISR探究
我们随便找一个FromISR就会发现进入中断服务函数做的第一件事往往是调用portASSERT_IF_INTERRUPT_PRIORITY_INVALID();函数

BaseType_t xQueueGiveFromISR( QueueHandle_t xQueue,
                          BaseType_t * const pxHigherPriorityTaskWoken )
{
    BaseType_t xReturn;
    UBaseType_t uxSavedInterruptStatus;
    Queue_t * const pxQueue = xQueue;
    configASSERT( pxQueue );
    configASSERT( pxQueue->uxItemSize == 0 );
    configASSERT( !( ( pxQueue->uxQueueType == queueQUEUE_IS_MUTEX ) && ( pxQueue->u.xSemaphore.xMutexHolder != NULL ) ) );

    portASSERT_IF_INTERRUPT_PRIORITY_INVALID();
    /**.....*/
}

这个函数干了什么呢?–就是查看调用该函数的中断的优先级是不是受FreeRTOS管理

```C
    void vPortValidateInterruptPriority( void )
{
    uint32_t ulCurrentInterrupt;
    uint8_t ucCurrentPriority;

    // 得到当前中断的中断号
    ulCurrentInterrupt = vPortGetIPSR();

    // portFIRST_USER_INTERRUPT_NUMBER是16 因为前15个都是系统异常
    if( ulCurrentInterrupt >= portFIRST_USER_INTERRUPT_NUMBER )
    {
        // 通过寄存器得到中断优先级
        ucCurrentPriority = pcInterruptPriorityRegisters[ ulCurrentInterrupt ];
        configASSERT( ucCurrentPriority >= ucMaxSysCallPriority );
        // ucMaxSysCallPriority的值在xPortStartScheduler时被配置了,配置为
        //ucMaxSysCallPriority = configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY & ucMaxPriorityValue;
    }
}
```

为什么FreeRTOS要区分带中断的API和不带中断的API

在中断里不能延时阻塞,毕竟你总不能在中断里vTaskDelay()多久
vPortValidateInterruptPriority函数
验证中断优先级：确保中断的优先级符合 FreeRTOS 的要求，特别是 configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY 的要求，避免高优先级中断调用不安全的 FreeRTOS API 函数。

Linux的中断管理

用户态与内核态

用户态和内核态分别是什么?为什么要区分?
- 用户态: 应用程序拥有有限的系统资源访问权限，只能在操作系统划定的特定空间内运行
- 内核态: 拥有最高权限，可直接操作硬件、管理内存、调度进程等
- 为什么要区分: 安全性 / 稳定性（一个应用崩溃不影响其他） / 提高性能
用户态切换内核态的方式?
- 系统调用: fork() / read() / write()
- 异常:比如缺页异常
- 外设中断
用户态如何访问内核态资源?
- 系统调用
- 库函数 : malloc() / printf()
- shell : cat / …
切换过程会保存那些信息
- 保存用户态信息：将用户态的寄存器信息保存到内核栈中。
- 切换到内核栈：设置堆栈指针寄存器为内核栈的地址。
- 执行内核态程序：加载中断处理程序的地址到寄存器，开始执行内核态程序。
- 恢复用户态

系统调用

系统调用是什么?
在系统调用时会触发一个特殊的中断,CPU此时就会从用户态切换内核态不同的系统调用有不同的系统调用号从而执行不同的处理
系统调用并不直接返回错误码，而是将错误码放入一个名为errno的全局变量中。通常用一个负的返回值来表明错误。返回一个0值通常表明成功。
系统调用的具体步骤
- 设置参数(用户态)
- 触发系统调用 int 0x80 此时用户态会切换到内核态
- 内核检查传入参数的合法性
- 根据系统调用号找到处理程序并运行
- 返回参数
减少系统调用的次数
- 合并系统调用: read/write—>readv / writev
- 避免拷贝: read/write–>mmap
- 缓存数据

Linux的上半/下半部中断

为什么要区分上/下半部
中断作为异步执行,其时间应该越短越好所以只在中断里做必须执行的部分而把剩下的部分"推迟"处理就好,从而平衡实时性与系统响应能力，减少中断屏蔽时间
下半部的实现 tasklet / softirq / workqueue
下半部在执行的时候是开中断的可以被打断的
概括性总结
因为软中断和tasklet还是在中断上下文所以不能睡眠但是workqueue就是个线程是可以阻塞和睡眠的
- 软中断
  软中断是一个数组在编译期间就被确定了的
  软中断在设计上要求支持重入(多个CPU同时调用都没问题)
  通过do_softirq()来执行软中断
  - do_softirq()的时机
    中断退出的时候,会唤醒并调用软中断
    raise_softirq是会处理软中断
    ksoftirqd线程:避免大量的软中断导致用户态啥也不做
- tasklet函数
  tasklet是通过软中断实现的,不过它有了新的定义:那就是不可能多个CPU同时运行一个tasklet函数怎么做到的通过一个原子变量进行计数
  
  tasklet本身就是在中断执行完的时候通过tasklet_schedule()添加到本CPU链表的尾部
  
  tasklet_action来执行中断
  - tasklet_action的调用时机—同软中断
- workqueue
  对于tasklet和软中断,都不能睡眠,这在有时候可太不好用了
  工作队列的话是吧工作推后,交给一个内核线程去执行—内核线程就可以正常被CPU调度了这样的话就可以去执行一些阻塞之类的操作了
  一般每隔CPU都有一个线程专门处理工作队列–循环遍历链表
  
  但因为是依次遍历所以如果我们任务前面有非常耗时的任务就得等待了–此时我们可以创建一个新的线程专门处理我们的中断下半部任务
中断的处理流程
cpu接受中断->保存中断上下文跳转到中断处理例程->执行中断上半部(并在最后调用软中断)->执行中断下半部->恢复中断上下文。
```
irqreturn_t my_isr(int irq, void *dev_id) {
    /.../
    tasklet_schedule(&my_tasklet); // 触发下半部
    return IRQ_HANDLED;
}
```
中断处理函数的注册
中断的申请request_irq的正确位置：应该是在第一次打开、硬件被告知终端之前
```
if (request_irq(irq, my_isr, IRQF_SHARED, "my_device", dev)) {
    printk("注册中断失败\n");
    return -EIO;
}
```
中断处理函数编写的注意事项
- 尽量短小
- 不要休眠与阻塞
- 中断的返回值: 裸机没有返回值 / Linux内核中必须正确返回irqreturn_t