SVC異常是？?
PendSV異常是？?
ucos 任務(wù)切換時(shí)機(jī)？?
ucos 如何滿足實(shí)時(shí)性(實(shí)現(xiàn))？?
ucos中，systick的優(yōu)先級(jí)？

SVC和PendSV
SVC（系統(tǒng)服務(wù)調(diào)用，亦簡(jiǎn)稱系統(tǒng)調(diào)用）和PendSV（可懸起系統(tǒng)調(diào)用），它們多用于在操作系統(tǒng)之上的軟件開發(fā)中。

SVC：
SVC 用于產(chǎn)生系統(tǒng)函數(shù)的調(diào)用請(qǐng)求。?
例如，操作系統(tǒng)不讓用戶程序直接訪問硬件，而是通過提供一些系統(tǒng)服務(wù)函數(shù)，用戶程序使用SVC 發(fā)出對(duì)系統(tǒng)服務(wù)函數(shù)的呼叫請(qǐng)求，以這種方法調(diào)用它們來間接訪問硬件。?
因此，?
當(dāng)用戶程序想要控制特定的硬件時(shí)，它就會(huì)產(chǎn)生一個(gè)SVC 異常，?
然后操作系統(tǒng)提供的SVC 異常服務(wù)例程得到執(zhí)行，?
它再調(diào)用相關(guān)的操作系統(tǒng)函數(shù)，?
后者完成用戶程序請(qǐng)求的服務(wù)。?
這種“提出要求——得到滿足”的方式，很好、很強(qiáng)大、很方便、很靈活、很能可持續(xù)發(fā)展。?
首先，它使用戶程序從控制硬件的繁文縟節(jié)中解脫出來，而是由操作系統(tǒng) 負(fù)責(zé)控制具體的硬件。?
第二，操作系統(tǒng)的代碼可以經(jīng)過充分的測(cè)試，從而能使系統(tǒng)更加健壯和可靠。?
第三，它使用戶程序無需在特權(quán)級(jí)下執(zhí)行，用戶程序無需承擔(dān)因誤操作而癱瘓整個(gè)系統(tǒng)的風(fēng)險(xiǎn)。?
第四，通過SVC 的機(jī)制，還讓用戶程序變得與硬件無關(guān)，因此在開發(fā)應(yīng)用程序時(shí)無需了解硬件的操作細(xì)節(jié)，從而簡(jiǎn)化了開發(fā)的難度和繁瑣度，并且使應(yīng)用程序跨硬件平臺(tái)移植成為可能。開發(fā)應(yīng)用程序唯一需要知道的就是操作系統(tǒng)提供的應(yīng)用編程接口（API），并且了解各個(gè)請(qǐng)求代號(hào)和參數(shù)表，然后就可以使用SVC 來提出要求了（事實(shí)上，為使用方便，操作系統(tǒng)往往會(huì)提供一層封皮，以使系統(tǒng)調(diào)用的形式看起來和普通的函數(shù)調(diào)用一致。各封皮函數(shù)會(huì)正確使用SVC指令來執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用——譯者注）。?
其實(shí)，嚴(yán)格地講，操作硬件的工作是由設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序完成的，只是對(duì)應(yīng)用程序來說，它們也是操作系統(tǒng)的一部分。如圖7.14 所示?
?
SVC 異常通過執(zhí)行”SVC”指令來產(chǎn)生。該指令需要一個(gè)立即數(shù)，充當(dāng)系統(tǒng)調(diào)用代號(hào)。SVC異常服務(wù)例程稍后會(huì)提取出此代號(hào)，從而解釋本次調(diào)用的具體要求，再調(diào)用相應(yīng)的服務(wù)函數(shù)。例如，

1.SVC 0x3 ; 調(diào)用3 號(hào)系統(tǒng)服務(wù)

在SVC 服務(wù)例程執(zhí)行后，上次執(zhí)行的SVC 指令地址可以根據(jù)自動(dòng)入棧的返回地址計(jì)算出。找到了SVC 指令后，就可以讀取該SVC 指令的機(jī)器碼，從機(jī)器碼中萃取出立即數(shù)，就獲知了請(qǐng)求執(zhí)行的功能代號(hào)。如果用戶程序使用的是PSP，服務(wù)例程還需要先執(zhí)行

1.MRS Rn,PSP

指令來獲取應(yīng)用程序的堆棧指針。通過分析LR 的值，可以獲知在SVC 指令執(zhí)行時(shí)，正在使用哪個(gè)堆棧。?
由CM3 的中斷優(yōu)先級(jí)模型可知，你不能在SVC 服務(wù)例程中嵌套使用SVC 指令（事實(shí)上這樣做也沒意義），因?yàn)橥瑑?yōu)先級(jí)的異常不能搶占自身。這種作法會(huì)產(chǎn)生一個(gè)用法fault。同理，在NMI 服務(wù)例程中也不得使用SVC，否則將觸發(fā)硬fault。

PendSV：
另一個(gè)相關(guān)的異常是PendSV（可懸起的系統(tǒng)調(diào)用），它和SVC 協(xié)同使用。?
一方面，SVC異常是必須立即得到響應(yīng)的（若因優(yōu)先級(jí)不比當(dāng)前正處理的高，或是其它原因使之無法立即響應(yīng)，將上訪成硬fault——譯者注），應(yīng)用程序執(zhí)行SVC 時(shí)都是希望所需的請(qǐng)求立即得到響應(yīng)。?
另一方面，PendSV 則不同，它是可以像普通的中斷一樣被搶占掛起的（不像SVC 那樣會(huì)上訪）。?
操作系統(tǒng) 可以利用它“緩期執(zhí)行”一個(gè)異常——直到其它重要的任務(wù)完成后才執(zhí)行動(dòng)作。

PendSV是什么？?
根據(jù) 權(quán)威指南。PendSV是為系統(tǒng)設(shè)備而設(shè)的“可懸掛請(qǐng)求”（pendable request）。

上下文切換 不能在中斷中進(jìn)行，會(huì)導(dǎo)致中斷延期。為了解決這個(gè)問題，使用 PendSV。PendSV可以掛起，也就是等到別的 ISR結(jié)束后緩期執(zhí)行。
為了實(shí)現(xiàn)緩期執(zhí)行PendSV，PendSV一定要被設(shè)置為最低優(yōu)先級(jí)的異常。
掛起PendSV 的方法是：軟件實(shí)現(xiàn)OSIntCtxSw()函數(shù)，向NVIC 的PendSV 懸起寄存器中寫1。

NVIC_INT_CTRL ? EQU ? ? 0xE000ED04 ? ; Interrupt control state register.
NVIC_PENDSVSET ?EQU ? ? 0x10000000 ? ; Value to trigger PendSV exception.
OSIntCtxSw
? ? LDR ? ? R0, =NVIC_INT_CTRL ? ? ? ; Trigger the PendSV exception (causes context switch)
? ? LDR ? ? R1, =NVIC_PENDSVSET
? ? STR ? ? R1, [R0]
? ? BX ? ? ?LR

掛起后，如果優(yōu)先級(jí)不夠高，則將緩期等待執(zhí)行。?
PendSV 的典型使用場(chǎng)合是在上下文切換時(shí)（在不同任務(wù)之間切換）。

操作系統(tǒng)，上下文切換 實(shí)例：
場(chǎng)景假設(shè)：一個(gè)系統(tǒng)(按時(shí)間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度的系統(tǒng))中有兩個(gè)就緒的任務(wù)(A任務(wù)、B任務(wù))，?
上下文切換被觸發(fā)的場(chǎng)合可以是：

執(zhí)行一個(gè)系統(tǒng)調(diào)用
系統(tǒng)滴答定時(shí)器（SYSTICK）中斷，（輪轉(zhuǎn)調(diào)度中需要）
A、B兩個(gè)就緒任務(wù)，通過SysTick 異常啟動(dòng)上下文切換。如圖7.15 所示。?
?
上圖是兩個(gè)任務(wù)輪轉(zhuǎn)調(diào)度的示意圖。?
但若在產(chǎn)生SysTick 異常時(shí)正在響應(yīng)一個(gè)中斷，則SysTick 異常會(huì)搶占其ISR。?
在這種情況下，操作系統(tǒng) 不可以執(zhí)行上下文切換，否則將使中斷請(qǐng)求被延遲，?
而且在真實(shí)系統(tǒng)中延遲時(shí)間還往往不可預(yù)知——任何有一丁點(diǎn)實(shí)時(shí)要求的系統(tǒng)都決不能容忍這種事。?
因此，在CM3 中也是嚴(yán)禁沒商量——如果操作系統(tǒng) 在某中斷活躍時(shí)嘗試切入線程模式，將觸犯用法fault 異常。?
?
為解決此問題，早期的操作系統(tǒng) 大多會(huì)在SysTick 異常中 檢測(cè)當(dāng)前是否有中斷在活躍中，只有沒有任何中斷需要響應(yīng)時(shí)，才執(zhí)行上下文切換（切換期間無法響應(yīng)中斷）。?
然而，這種方法的弊端在于，?
它可能把任務(wù)切換動(dòng)作拖延很久（因?yàn)槿绻麚屨剂薎RQ，則本次SysTick 在執(zhí)行后不得作上下文切換，只能等待下一次SysTick 異常），尤其是當(dāng)某中斷源的頻率和SysTick 異常的頻率比較接近時(shí)，會(huì)發(fā)生“共振”。?
現(xiàn)在好了，PendSV 來完美解決這個(gè)問題了(產(chǎn)生SysTick 異常時(shí)正在響應(yīng)一個(gè)中斷，SysTick 異常會(huì)搶占其ISR。此時(shí)，操作系統(tǒng) 不可以執(zhí)行上下文切換，否則將使中斷請(qǐng)求被延遲)：?
把PendSV 編程為最低優(yōu)先級(jí)的異常，PendSV 異常會(huì)自動(dòng)延遲上下文切換的請(qǐng)求，直到其它的ISR 都完成了處理后才放行。?
如果操作系統(tǒng) 檢測(cè)到某IRQ 正在活動(dòng)并且被SysTick 搶占，它將懸起一個(gè)PendSV 異常，以便緩期執(zhí)行上下文切換。如圖7.17 所示?

流水賬記錄如下：?
1. 任務(wù) A 呼叫SVC 來請(qǐng)求任務(wù)切換（例如，等待某些工作完成）?
2. OS 接收到請(qǐng)求，做好上下文切換的準(zhǔn)備，并且pend 一個(gè)PendSV 異常。?
3. 當(dāng) CPU 退出SVC 后，它立即進(jìn)入PendSV，從而執(zhí)行上下文切換。?
4. 當(dāng) PendSV 執(zhí)行完畢后，將返回到任務(wù)B，同時(shí)進(jìn)入線程模式。?
5. 發(fā)生了一個(gè)中斷，并且中斷服務(wù)程序開始執(zhí)行?
6. 在 ISR 執(zhí)行過程中，發(fā)生SysTick 異常，并且搶占了該ISR。?
7. OS 執(zhí)行必要的操作，然后pend 起PendSV 異常以作好上下文切換的準(zhǔn)備。?
8. 當(dāng) SysTick 退出后，回到先前被搶占的ISR 中，ISR 繼續(xù)執(zhí)行?
9. ISR 執(zhí)行完畢并退出后，PendSV 服務(wù)例程開始執(zhí)行，并且在里面執(zhí)行上下文切換?
10. 當(dāng) PendSV 執(zhí)行完畢后，回到任務(wù)A，同時(shí)系統(tǒng)再次進(jìn)入線程模式。

其實(shí)，ucos中的實(shí)現(xiàn)，于此有些差異，但從結(jié)果上看，是一致的(如果systick搶占了其他ISRs，不會(huì)在其中執(zhí)行上下文切換。會(huì)等到全部的ISRs執(zhí)行完畢后(期間一定是無任務(wù)調(diào)度的)，才執(zhí)行pendsv異常，完成上下文的切換。==差別在于生成pendsv異常的時(shí)機(jī)。)

ucos 關(guān)于 PendSV 異常的應(yīng)用(上下文切換時(shí)機(jī)、怎樣滿足實(shí)時(shí)性)：
在systick異常中，執(zhí)行必要的任務(wù)維護(hù)更新工作，在退出時(shí)，考慮生成pensv異常。?
當(dāng)且僅當(dāng)無中斷被搶占時(shí)，生成pensv異常，并于pendsv異常中，完成上下文切換工作；?
當(dāng)每一個(gè)中斷/異常處理函數(shù)中，均在退出時(shí)考慮生成pensv異常，則最終無中斷可執(zhí)行時(shí)，pensv異常一定會(huì)生成，并且期間無任務(wù)調(diào)度。

這可能與上邊描述的不一致，但結(jié)果上來看，是一致的。?
下邊以u(píng)cos系統(tǒng)的源碼，進(jìn)行大概的講解：

中斷/異常處理通用模板：
? ? OS_CPU_SR ?cpu_sr;?
? ? OS_ENTER_CRITICAL(); /* Tell uC/OS-II that we are starting an ISR ? ? ? ? ?*/
? ? OSIntNesting++;
? ? OS_EXIT_CRITICAL();
? ? 用戶處理代碼；
? ? void ?OSIntExit (void)；//OSIntNesting--；以及可能的調(diào)度

systick異常實(shí)現(xiàn)(ucos心臟)：
void ?OS_CPU_SysTickHandler (void)
{
? ? OS_CPU_SR ?cpu_sr;
? ? OS_ENTER_CRITICAL(); /* Tell uC/OS-II that we are starting an ISR */
? ? OSIntNesting++;
? ? OS_EXIT_CRITICAL();
? ? OSTimeTick(); ?/* Call uC/OS-II's OSTimeTick() ? ? ? */

? ? OSIntExit(); ?/* Tell uC/OS-II that we are leaving the ISR */
}

void OSTimeTick (void)
void ?OSTimeTick (void)
{
更新系統(tǒng)時(shí)間，OSTime++;
遍歷OSTCBList 任務(wù)控制塊鏈表(已經(jīng)建立的任務(wù))，
? ? 如果任務(wù)控制塊OSTCBDly非零，則減一；
? ? 如果等于零，更新OSTCBStat(任務(wù)狀態(tài))、OSTCBStatPend(任務(wù)掛起狀態(tài))成員；
? ? 如果OSTCBStat等于OS_STAT_RDY(就緒狀態(tài))，則將任務(wù)放入就緒表中。
}

OSIntExit
/*$PAGE*/
/*
*********************************************************************************************************
* ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? EXIT ISR
*
* Description: This function is used to notify uC/OS-II that you have completed serviving an ISR. ?When
* ? ? ? ? ? ? ?the last nested ISR has completed, uC/OS-II will call the scheduler to determine whether
* ? ? ? ? ? ? ?a new, high-priority task, is ready to run.
*
* Arguments ?: none
*
* Returns ? ?: none
*
* Notes ? ? ?: 1) You MUST invoke OSIntEnter() and OSIntExit() in pair. ?In other words, for every call
* ? ? ? ? ? ? ? ? to OSIntEnter() at the beginning of the ISR you MUST have a call to OSIntExit() at the
* ? ? ? ? ? ? ? ? end of the ISR.
* ? ? ? ? ? ? ?2) Rescheduling is prevented when the scheduler is locked (see OS_SchedLock())
*********************************************************************************************************
*/

void ?OSIntExit (void)
{
#if OS_CRITICAL_METHOD == 3 ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?/* Allocate storage for CPU status register */
? ? OS_CPU_SR ?cpu_sr = 0;
#endif

? ? if (OSRunning == OS_TRUE) {
? ? ? ? OS_ENTER_CRITICAL();
? ? ? ? if (OSIntNesting > 0) { ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?/* Prevent OSIntNesting from wrapping ? ? ? */
? ? ? ? ? ? OSIntNesting--;
? ? ? ? }
? ? ? ? if (OSIntNesting == 0) { ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? /* Reschedule only if all ISRs complete ... */
? ? ? ? ? ? if (OSLockNesting == 0) { ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?/* ... and not locked. ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?*/
? ? ? ? ? ? ? ? OS_SchedNew();
? ? ? ? ? ? ? ? OSTCBHighRdy ?= OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];
? ? ? ? ? ? ? ? if (OSPrioHighRdy != OSPrioCur) { ? ? ? ? ?/* No Ctx Sw if current task is highest rdy */

#if OS_TASK_PROFILE_EN > 0
? ? ? ? ? ? ? ? ? ? OSTCBHighRdy->OSTCBCtxSwCtr++; ? ? ? ? /* Inc. # of context switches to this task ?*/
#endif
? ? ? ? ? ? ? ? ? ? OSCtxSwCtr++; ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?/* Keep track of the number of ctx switches */
? ? ? ? ? ? ? ? ? ? OSIntCtxSw(); ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?/* Perform interrupt level ctx switch ? ? ? */
? ? ? ? ? ? ? ? }
? ? ? ? ? ? }
? ? ? ? }
? ? ? ? OS_EXIT_CRITICAL();
? ? }
}

我們?cè)谶M(jìn)入systick異常時(shí)，有執(zhí)行OSIntNesting++；準(zhǔn)備出來時(shí)，自然需要OSIntNesting–；?
如果OSIntNesting不等于零，退出systick異常。?
只有OSIntNesting等于零(無其他異常/中斷發(fā)生)并且OSLockNesting等于零(無任務(wù)調(diào)度鎖)，才執(zhí)行OS_SchedNew()查就任務(wù)緒表中最高優(yōu)先級(jí)并返回，比較返回的優(yōu)先級(jí)是否為當(dāng)前運(yùn)行任務(wù)的優(yōu)先級(jí)，?
僅不相等時(shí)，執(zhí)行OSIntCtxSw()函數(shù)，生成pendsv異常。OSIntCtxSw()函數(shù)的實(shí)現(xiàn)見上邊篇幅。?
pendsv異常OS_CPU_PendSVHandler，實(shí)現(xiàn)上下文的切換。這里不做解釋。

ucos中，systick的優(yōu)先級(jí)？
PENDSV和SYSTICK屬于系統(tǒng)異常；?
定時(shí)器中斷，串口中斷這些屬于外部中斷。?
PENDSV和SYSTICK的中斷優(yōu)先級(jí)可以編程，?
一般要把PENDSV的優(yōu)先級(jí)設(shè)置成最低（沒什么好說的）。?
但SYSTICK異常的優(yōu)先級(jí)：

一般無需設(shè)置(高于外部中斷的優(yōu)先級(jí))，畢竟這是系統(tǒng)的時(shí)鐘源(ucos心臟)；
當(dāng)然，也可根據(jù)項(xiàng)目需要(有些外部中斷，項(xiàng)目上要求務(wù)必實(shí)時(shí))，將SYSTICK優(yōu)先級(jí)設(shè)置與合適的位置。
確實(shí)存在的普遍現(xiàn)象是，很多項(xiàng)目對(duì)于實(shí)時(shí)沒有很高的要求，干脆將PENDSV和SYSTICK的優(yōu)先級(jí)都設(shè)置成OxFF。
都是最低優(yōu)先級(jí)，此時(shí)因?yàn)镻ENDSV在中斷向量表中排在SYSTICK前面，所以如果PENDSV,SYSTICK同時(shí)產(chǎn)生中斷，PENDSV優(yōu)先中斷。
?

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的cortex-M3 的SVC、PendSV异常，与操作系统(ucos实时系统)的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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