前言

中斷，在單片機開發(fā)中再常見不過了。當然對于中斷的原理和執(zhí)行流程都了然于胸，那么對于ARM單片機中斷的具體處理行為，你真的搞清楚了嗎？

今天來簡單聊一聊，ARM單片機中斷處理過程中的具體行為是什么樣的，搞清楚了這些，讓你徹底理解中斷是如何執(zhí)行的。

掌握了這些內(nèi)容后，以后在開發(fā)過程中遇到中斷問題，可以做到游刃有余。

本篇文章主要梳理一下 Cortex-M3 內(nèi)核的單片機在處理中斷事件的具體行為，以及不同的中斷是如何處理的。

中斷響應(yīng)

Cortex-M3 單片機在開始響應(yīng)一個中斷時，會進行以下三個操作：

• 寄存器入棧，將寄存器的值壓入棧

• 取向量：從向量表中找出對應(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，更新程序計數(shù)器PC

響應(yīng)中斷的第一個動作，就是自動保存現(xiàn)場的必要部分：依次把 xPSR, PC, LR, R12 以及 R3-R0 由硬件自動壓入適當?shù)亩褩Ｖ小?/p>

當響應(yīng)異常時，當前的代碼正在使用 PSP，則壓入 PSP，也就是使用進程堆棧；否則就壓入 MSP，使用主堆棧。一旦進入了服務(wù)例程，就將一直使用主堆棧。

入棧順序以及入棧后堆棧中的內(nèi)容，如下圖所示。在自動入棧的過程中，把寄存器寫入堆棧內(nèi)存的時間順序，并不是與寫入的空間順序相對應(yīng)的。但是機器會保證：正確的寄存器將被保存到正確的位置 。

先把PC與 xPSR 的值保存，就可以更早地啟動服務(wù)例程指令的預(yù)取——因為這需要修改PC；同時，也做到了在早期就可以更新 xPSR 中 IPSR 位段的值。

取出中斷服務(wù)例程地址，從中斷向量表中找出正確的異常向量，然后在服務(wù)程序的入口處預(yù)取指。這部分由指令總線（I-Code總線）完成。

在入棧和取向量操作完成之后，執(zhí)行中斷服務(wù)例程之前，還要更新一系列的寄存器：

• SP：在入棧后會把堆棧指針（PSP 或 MSP）更新到新的位置。在執(zhí)行服務(wù)例程時，將由 MSP 負責(zé)對堆棧的訪問。

• PSR：更新 IPSR 位段（PSR的最低部分）的值為新響應(yīng)的異常編號。

• PC：在取向量完成后， PC將指向服務(wù)例程的入口地址。

• LR：在出入 ISR 的時候， LR 的值將重新詮釋為 “EXC_RETURN”。在異常進入時由系統(tǒng)計算并賦給 LR，并在異常返回時使用它。（后面會講解 EXC_RETURN）

以上是在響應(yīng)異常時通用寄存器的變化。另一方面，在 NVIC 中，也會更新若干個相關(guān)有寄存器。

在完成以上工作之后，系統(tǒng)開始執(zhí)行中斷服務(wù)程序里的指令。當指令執(zhí)行完畢，進入中斷返回處理階段。

中斷返回

當異常服務(wù)例程執(zhí)行完畢后，需要做一個“異常返回”動作，從而恢復(fù)先前的系統(tǒng)狀態(tài)，才能使被中斷的程序得以繼續(xù)執(zhí)行 。觸發(fā)中斷返回的指令：

有些處理器會使用特殊的返回指令來標示中斷返回，例如 8051 就使用 reti。但是在 CM3 中，是通過向 PC 中寫入 EXC_RETURN 來識別返回動作的。

在進行中斷返回操作后，會進行下面的處理：

• 出棧：先前壓入棧中的寄存器在這里恢復(fù)。內(nèi)部的出棧順序與入棧時的相對應(yīng)，堆棧指針的值也改回先前的值。

• 更新 NVIC 寄存器：伴隨著異常的返回，它的活動位也被硬件清除。對于外部中斷，倘若中斷輸入再次被置為有效，懸起位也將再次置位，新一次的中斷響應(yīng)序列也可隨之再次開始。

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中斷返回值

前面已經(jīng)講到，在進入異常服務(wù)程序后，將自動更新 LR 的值為特殊的 EXC_RETURN 。這是一個高 28 位全為1的值，只有[3:0] 的值有特殊含義：

當中斷服務(wù)例程把這個值送往 PC 時，就會啟動處理器的中斷返回操作。因為 LR 的值是由 CM3 自動設(shè)置的，所以只要沒有特殊需求，就不要改動它。

總結(jié)一下上表，可以得到，合法的 EXC_RETURN 值共3個：

如果主程序在線程模式下運行，并且在使用 MSP 時被中斷，則在服務(wù)例程中 LR=0xFFFF_FFF9（主程序被打斷前的 LR 已被自動入棧）。

如果主程序在線程模式下運行，并且在使用 PSP 時被中斷，則在服務(wù)例程中 LR=0xFFFF_FFFD（主程序被打斷前的 LR 已被自動入棧） 。

這樣描述可能比較抽象，不好理解。那就通過兩張圖來直觀感受一下。

主程序運行在線程模式，且使用主堆棧，進入中斷后，以及有中斷嵌套情況下，模式切換和 LR 的變化如下圖。

如果主程序在 Handler 模式下運行，則在服務(wù)例程中 LR = 0xFFFF_FFF1（主程序被打斷前的LR已被自動入棧）。這時的所謂“主程序”，其實更可能是被搶占的服務(wù)例程。事實上，在嵌套時，更深層 ISR 所看到的 LR 總是 0xFFFF_FFF1。

主程序運行在線程模式，且使用進程堆棧的情況下，LR 值的變化如下

通過這兩張圖，可以很好地理解異常返回值的變化情況。

中斷嵌套

Cortex-M3 內(nèi)核單片機支持中斷嵌套，即高優(yōu)先級中斷可以搶占低優(yōu)先級去執(zhí)行指令。我們要根據(jù)實際使用情況，為每個中斷建立適當?shù)膬?yōu)先級。

NVIC 和 CM3 處理器會根據(jù)優(yōu)先級的設(shè)置來控制搶占與嵌套行為。有了自動入棧和出棧，我們不用擔(dān)心在中斷發(fā)生嵌套時，會使寄存器的數(shù)據(jù)損毀。

我們知道，所有服務(wù)例程都只使用主堆棧（MSP）。所以當中斷嵌套加深時，對主堆棧的壓力會增大：每嵌套一級，就至少再需要8個字，即32字節(jié)的堆棧空間（這沒算上 ISR 對堆棧的額外需求），并且何時嵌套多少級也是不可預(yù)料的。

如果主堆棧的容量本來就已經(jīng)所剩無幾了，中斷嵌套又突然加深，則主堆棧有溢出的兇險。堆棧溢出是很致命的，新入棧數(shù)據(jù)會覆蓋掉主堆棧前面的數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)遭到了破壞。

若在服務(wù)例程返回前混迭區(qū)的數(shù)據(jù)又被更改了，則在執(zhí)行中斷返回后，系統(tǒng)極可能功能紊亂，甚至出現(xiàn)程序跑飛的問題。

要注意的，相同的異常(中斷)是不允許重入的。因為每個異常都有自己的優(yōu)先級，并且在異常處理期間，同級或低優(yōu)先級的異常是要阻塞的。

因此對于同一個異常，只有在上次實例的服務(wù)例程執(zhí)行完畢后，方可繼續(xù)響應(yīng)新的請求。因此，在 SVC 服務(wù)例程中，就不得再使用SVC指令，否則將產(chǎn)生 fault 現(xiàn)象。

咬尾中斷

Cortex-M3 內(nèi)核為了縮短中斷延遲，新增了 “咬尾中斷” 機制。

當處理器在響應(yīng)某個中斷時，如果又發(fā)生低優(yōu)先級或者相同優(yōu)先級中斷，則被阻塞。在當前的中斷執(zhí)行返回后，系統(tǒng)處理懸起的中斷時，不再先POP，然后又把 POP 出來的內(nèi)容PUSH回去；而是繼續(xù)使用上一個中斷已經(jīng) PUSH 好的成果。

這么一來，看上去好像后一個中斷把前一個中斷的尾巴咬掉了，前前后后只執(zhí)行了一次 入棧／出棧 操作。于是，這兩個異常之間的“時間溝”變窄了很多。

晚到中斷

CM3 的中斷處理還有另一個機制，這就是“晚到的異常處理”。

當 CM3 對某異常的響應(yīng)序列還處在早期：入棧的階段，尚未執(zhí)行其服務(wù)例程時，如果此時收到了高優(yōu)先級異常的請求，則本次入棧就成了為高優(yōu)先級中斷所做的了。

入棧后，將執(zhí)行高優(yōu)先級異常的服務(wù)例程?？梢?，它雖然來晚了，卻還是因優(yōu)先級高而優(yōu)先執(zhí)行。

比如，若在響應(yīng)某低優(yōu)先級 異常#1 的早期，檢測到了高優(yōu)先級 異常#2，則只要 #2 沒有太晚，就能以“晚到中斷”的方式處理：在入棧完畢后執(zhí)行ISR #2。

如果 異常#2 來得太晚，以至于已經(jīng)執(zhí)行了 ISR #1 的指令，則按普通的搶占處理，這會需要更多的處理器時間和額外的堆?？臻g。

在 ISR #2 執(zhí)行完畢后，則以“咬尾中斷”方式，來啟動 ISR #1 的執(zhí)行。

原文作者：【一起學(xué)嵌入式】