Cortex-M内核知识点总结

总览

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Cortex内核基础

寄存器组

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程序在经过编译后，生成可执行二进制文件，如上图，是截取某个函数在flash中存储的内容 (反汇编文件)
可以看到以下信息：
- 指令的存储地址，指令的二进制内容，指令代表的汇编类容
- 指令存在32位指令和 16位指令，具体可参考权威指南中的：Thumb指令集和 ARM指令集
此函数的执行过程细节：
- PC指针指向函数开始执行地址 0x0800d130 , 内核的取指单元根据地址，将内容 f24754a0 由flash读取到内核
- 译码单元翻译 f24754a0 ----> MOV r4 , #0x75a0 , 可以看出二进制格式和汇编是相关的，内核存在一套译码规则，比如 f2 表示 MOV
- 执行单元执行此指令，将立即数 0x75a0 存到通用寄存器 R0
- PC 增加，继续上述过程，直到整个函数执行完成

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指令流水线

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流水线的引入充分利用到了3个指令控制单元，提高了指令处理效率，同时也引入了一些问题。在时钟周期1完成了指令1的取指，在时钟周期3才执行指令1，若指令1是个条件分支语句，那个指令1的下一条指令是不确定的，这时候内核的取指2和取指3 是进行分支预测的，若预测失败，那么这两次的预先取指将无效，将花费更多的时间重新取指，因此在写if else 时，尽可能将最大可能发生的条件放在首位，这样能减小分支预测错误的概率。

复位序列

启动文件分析

栈与堆空间分配 (在不使用标准库中的malloc时，堆空间被优化)

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中断向量表

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复位处理函数
- SystemInit : 初始化时钟，初始化中断向量表偏移
- __main
  - 将未初始化内存区（.BSS or ZI）清零
  - 调用下面的堆栈初始化函数 __user_initial_stackheap
  - 进入main函数

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堆栈初始化函数

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复位过程

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中断向量表的存储地址 0x08000000 + 4 , 0x08000000存储的为MSP的值， ARM会将flash的0地址自动映射到 0x8000000。这里有一个需要思考的问题，为什么需要将MSP的初值放到0地址？这个初值又是多少？原因如下：

在Reset_Hander中，首先会调用 SystemInit 函数，这是一个C函数，且函数里边还会调用其他函数，此时汇编文件中的栈还未进行初始化（_main）, 因此需要一个栈空间来保存函数调用过成，仿真可发现初值MSP是一段内存0x20000000很靠前的一个地址，MSP会零时使用此值，待SystemInit 执行完后归还，在调用 __main后 MSP的值初始化成map文件中的值。

数据结构-栈

走迷宫的过程：

每次经过一个分叉口，给分叉口一个编号，选择一个岔路口走下去
循环上诉过程，直到走出迷宫，或者走到死路
若走到死路，则根据记录的信息，回退到上一个岔路口，走之前未选的岔路，循环直到走出迷宫或者走到死路
重复此过程，直到找到出口

/*函数调用过程与走迷宫类似，下面的函数 func1在执行过程中 ， 会打断当前执行流程，去执行func2 , 
 去执行func2前，应该记录当前func1的执行环境，如记录c的值 ，记录参数a和b ， 当func2执行完后，
 要退回func1继续执行*/

uint16_t func1(uint8_t a , uint8_t b)
{
    uint16_t c = 0;
    c = a + b;           /*a 和 b 作为参数 通过 R0 和 R1传递 ， 计算结果会存在 R0 , R1 ， R3*/
    func_2(c);           /*在跳转执行func2 前 ， 参数 a ,b ,c 需要保存 ，*/
    return c;
}

void func2(uint16_t d)
{
    uint32_t e;
    e = d*d +2*d；
}

栈在内存中的地方

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函数调用过程中栈帧结构

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如上图所示，函数调用过程为 main -> func2->func1 , 最终执行到 func1中后栈的结构如图，下图表示函数func2的栈帧

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FP 栈帧底部，用于返回查找，FP将所有的栈帧构建成一个链表
LR 连接寄存器，保存了函数退出后的下一个PC地址，用于函数返回
局部变量：函数中定义的局部变量
函数参数：当函数参数大于4个，大于的部分需要入栈，其余通过R0-R3传递

示例一：无参数，无返回值的函数调用

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可以看到左边为C 程序，右边为其对应的汇编程序，看到汇编可能会慌张，但其实观察可以看到，只是在重复几条指令而已。

mov R0 , #1           ;将立即数1（也就是常数）写入到 R0 , MOV只能赋值8位的数值，32位的需要用伪指令LDR
ldr R3 , [fp,#-8]     ;将 [FP-8] 内存地址的内容加载到 R3      
str R3 , [sp,#-12]    ;将 R3的值写入到 [FP-12] 内存地址
add fp , sp ,#0       ; fp = sp + 0
sub sp , sp ,#28      ; sp = sp - 28
push {fp ,lr}         ;使用 push 指令是 默认从左往右依次入栈(但是R0-R12通用寄存器会先入大的编号) ， 
                      ;栈指针 sp 会自动"增加" ， 压fp 和 lr 则 sp = sp -8 (思考为何是减而不是加)
                      
pop  {fp}             ;pop 指令会将栈内数据依次弹出 ， 赋值给{}内的寄存器 ， 同时栈指针会自动"减小"
bl <func>             ; 跳转指令 ，调整PC指针到对应的跳转地址 ， 并且自动将跳转地址的下一个地址写入到 lr 寄存器

sp我们知道是栈指针，每次使用 push 指令，sp都将自动生长（减小，栈是向低地址方向生长），每次使用pop指令时，sp都将增大。fp是什么呢，它是frame point的缩写，直译过来就是栈帧指针。我们在进入main 函数后，sp和fp都指向栈底，此时栈是空的，如下图所示。

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从main函数的汇编开始分析

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我们假设栈底在内存中的地址是 0x20005000 ，栈的大小为 1K 。在执行 push {fp , lr} 后，栈的变化情况如下(当栈是空的时使用push指令sp的偏移会少一个单元，如下图，push两个单元进入，正常sp = sp-8 ，但这里是sp=sp-4 , 只要记住一点，sp指针永远指向栈顶，这里就是lr所在地址)：

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接下来的两条指令 add fp , sp , #4 和 sub sp , sp , #16 执行后的结果为，这个16的由来是因为main函数里有4个局部变量需要存到栈中。

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接下来就是一直到 bl 跳转前，都是让局部变量入栈，注意局部变量的入栈顺序，最先定义的局部变量反而最后入栈， fp指针和sp指针之间我们称为main函数的栈帧。

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接下来跳转到函数func , 具体看右侧注释过程，可以分为4个部分，我们分别将4个过程栈的变化情况用图形表示出来

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第一部分，划分出函数func 的栈帧空间(移动fp 和sp) ，这里有一点需要注意，在main函数中，定义了4个局部变量，在分配栈帧空间时，刚好分配4个32位空间来存储4个整形的，而在func 中，有5个整型局部变量，但这里却分配了6个单位（4*6=24字节），因为栈空间需要8字节对齐。一般我们都是熟悉的4字节对齐，但是由于浮点数的原因（double）需要8字节，所以使用8字节对齐。还有一点与main函数的栈帧不同， func函数的栈帧未将lr 寄存器入栈，因为func函数已经是调用最深的函数，它内部没有其他调用函数，因此lr的值不会变，当函数执行完后，直接令 pc = lr 即可返回。

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第二部分，func函数的局部变量入栈

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第三部分，依次求和，最终将就和结果保存到e , 也就是上图数值5的地方。

第四部分，出栈，首先调整栈指针 sp = fp + 0 , 在弹出保存的main_fp = 0x20005000 到 fp 指针，sp指针因为pop操作上移一个单元。最终的栈空间如下图右侧部分。虽然func的值依旧保留，但是由于sp 的值改变，当再次使用push压栈时，将覆盖旧值。func函数没有返回值，所以直接跳转到main 函数。也就是bx lr 。还记得lr 保存得内容吗。在使用bl 指令时，会将bl 的下一条指令的地址自动写入 lr 寄存器。所以返回时就可以接着执行了。

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中断发生后栈的变化

中断和函数调用的区别在于中断任何时刻都可能发生，发生中断后，需要保存现场环境，然后执行中断服务函数，执行完后，需要恢复现场环境。从寄存器组章节可知，和当前环境相关的寄存器有 8个，这8个寄存器硬件上会按以下顺序自动入栈，若中断服务函数中还有局部变量或函数调用，按栈帧形式继续入栈
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HardFault 问题查找步骤：发生HardFault时，当前PC 和 LR参考意义不大，应该根据当前SP指针的地址，获取此8个寄存器的值，其中PC为发生异常时的PC,

LR为发生异常代码所在函数的下一条执行的代码， R0-R4 为过程值，可能为参数，返回值，内存加载值等等，具体依靠PC和LR能分析其内容。

以下为实际发生HardFault的Jlink读取情况

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根据PSP（裸机使用MSP）查找发生入栈的 8个寄存器 PC : 0x080249AA LR：0x0801E895

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最终定位到发生问题的函数： shell_version_cmd --> unti_strcmp --> LDRB r2 ,[r1,#0] 。进一步分析原因可继续追溯栈的内容，查出 until_strcmp 参数输入内容，最终发现为until_strcmp 的第二个参数在出异常是为非法地址，访问非法地址导致HardFault

深入理解中断

中断输入和悬起行为

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我们使用外部中断的高电平触发方式来解释中断的过程，如上图中断请求表示外部输入引脚高电平持续的时间，内核检测到中断请求后，将悬起对应的中断（中断标志置位），中断悬起后，可能不是立马执行服务程序，比如当前在临界区，退出临界区后，处理器模式切换成Handler 模式，并开始执行中断服务程序，清除中断标志，执行完成后，退出服务，处理器模式切换成线程模式。若中断请求不是期望中的只请求一次能，比如一直存在请求，多次间断请求等又会是怎样的情况呢

请求信号一直保持

首先中断悬起后，只会在服务程序中清除，因此在清除了悬起后，等待中断返回，由于请求信号一直有，中断会再次被悬起，然后再次执行中断服务程序。

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执行服务前多次请求

因为在第一次请求时中断就被悬起，且在下次请求前没有进入服务程序清除悬起，因此只会执行一次中断服务。

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执行服务后再次请求

在下图中，进入中断服务程序后，悬起状态便被清除，但是还未退出中断后，中断请求再次到来，此时中断被再次悬起，且在服务程序退出后，立即又执行中断服务程序，这里内核会取消退出服务程序的出栈，以及进入服务程序的入栈（后面会具体介绍），这种中断情况称为：中断咬尾

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中断优先级分组

在配置中断前，我们首先需要设置的就是优先级分组，然后设置抢占优先级和从优先级 , 数值越小优先级越高，类似下面的配置：

//选择使用优先级分组第1组
NVIC_PriorityGroupConfig(NVIC_PriorityGroup_1);

// 使能EXTI0中断
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannel = EXTI0_IRQChannel;
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelPreemptionPriority = 1; // 指定抢占式优先级别1
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelSubPriority = 0; // 指定响应优先级别0
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelCmd = ENABLE;
NVIC_Init(&NVIC_InitStructure);

// 使能EXTI9_5中断
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannel = EXTI9_5_IRQChannel;
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelPreemptionPriority = 0; // 指定抢占式优先级别0
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelSubPriority = 1; // 指定响应优先级别1
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelCmd = ENABLE;
NVIC_Init(&NVIC_InitStructure);

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首先是分组，如上表，分组决定了抢占优先级和从优先级 (响应优先级)的取值范围。抢占优先级好理解，抢占优先级高的中断可以打断抢占优先级低的中断，响应优先级呢？在两个中断的抢占优先级相同时，它们不具备抢占功能。这时若两个中断同时到达 ，则按照从优先级的高低决定先执行哪个。中断的同时到达很容易产生误解，同时触发？网上很少有详细解释这一点的，同时触发的机率是很小的（如外部中断同时触发），不管误差有多小总有个先来后到，如果只是这样，还有必要设计从优先级吗，概率极小，多数情况有个先来后到，完全可以像RTOS 线程优先级只一个抢占优先级那样处理。在了解了中断悬起行为后，就能理解，为什么需要从优先级。通过下图理解所谓的中断同时到达。

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从上图可以看到，在进入临界区后，中断1的请求先到达，所以中断1先被悬挂，但是此时无法执行服务程序，中断2随后到达，也被悬挂，也无法执行。在退出临界区后，由于中断2的从优先级高，所以先得到执行，因此上面说的两个中断同时到达，并不是说中断同时请求，而是在执行服务前，存在两个相同抢占优先级的中断同时处于悬挂状态，这时根据从优先级决定先执行谁。

中断咬尾

在上面的相同抢占优先级，不同从优先级中， IRQ2 服务和 IRQ1 服务按一般的中断流程，在执行服务程序前需要保护现场（入栈），在退出中断服务程序前要恢复现场（出栈），但是上面的这种情况是可以省略这个过程的，因为栈的数据在这个过程中没变化（主程序没来得及执行，之前保存的现场未发生改变，另一个中断服务又开始了），将数据取出来，然后一模一样的又存进去完全没必要。这样看起来就像是前一个中断的尾巴（出栈）被下一个中断咬住（去尾去头将两个中断连在一起），咬尾中断有效的减少了中断的延迟。

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中断的具体行为

前面我们介绍了中断的请求与悬起，中断过程中处理器的模式和特权等级的变化。但是具体过程没有说明，比如中断过程寄存器是如何变化的，在中断跳转前，要进行哪些操作，中断返回后有需要哪些操作。理解了中断的具体行为，就能解释为何要求不要频繁进入中断。

入栈

在响应中断前，最先做的就是保护现场，比如当前正在计算 c = a + b , 我们已经将 a 的值从内存中加载到 R0 ，将 b 的值加载到 R1 然后进行了求和运算，并把结果存在R0中，若a , b 特别大，特殊功能寄存器程序状态字中的进位标志会被触发，此时还没有将结果从R0 写入到内存中（c在内存的地址），发生了中断，在中断中，可能会有运算，或者函数调用，也会用到R0-R15 以及特殊功能寄存器，但是前面的运算还没有结束，不能破坏了现场，不然中断返回后，就不能接着执行了，这时就需要保存寄存器中的值，保存到哪里？保存到栈中，栈在哪里？栈在内存中。由于我们做运算或者加载写入数值，函数调用一般只会用到 R0-R3 ，因此，R0-R3 ,R12(内部调用暂时寄存器 ) ， R14(连接寄存器LR) ，程序状态字寄存器XPSR ， PC 等将会被硬件自动保存到栈中，若用到了R4-R11 ，则需要用PUSH 指令手动保存。这些在第二部分会有详细介绍。还有一点要注意，到底是入哪个栈 , MSP 还是PSP , 裸机系统我们一般只使用MSP，而RTOS中线程会使用PSP 。

取向量

在入栈的同时，指令总线会获取程序状态字中的异常号，在中断向量表中查询对应的中断服务地址入口。

寄存器更新

更新栈指针SP , 选择栈指针 MSP，更新连接寄存器LR , 程序计数器PC，在入栈完成后，栈指针会更新（PSP或者MSP因为压栈操作而生长）, 在执行服务程序时，将由MSP 负责对堆栈的访问。更新LR 比较特殊，前面我们说过LR 寄存器在函数调用过程中的作用：它记录了被调函数的下一条指令地址，这样函数返回后就可以继续执行。但在中断服务中LR 会有特殊的用法，在进入中断服务程序后， LR 会被计算赋值为 EXC_RETURN (异常返回)

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LR的取值只有以上3种(以上为CM3的异常返回，其余需要找对应的ARM核) ，他能修改中断服务返回后的模式和使用哪个堆栈指针，还记得CONTROL 寄存器吗它在特权模式下，也能修改模式和选择栈指针。只不过，CONTROL 寄存器是主动修改，这里的LR 值是系统自己判断的 , 判断依据如下：

主程序在线程模式下，并且使用MSP 被中断，则 EXC_RETURN 的值为 0xFFFFFFF9 （裸机系统为这个）

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主程序在线程模式下，并且使用PSP 被中断，则 EXC_RETURN 的值为 0xFFFFFFFD （RTOS系统为这个）

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异常返回时，只需要令PC 等于 LR 即可，系统会自动切换模式和选择栈指针，并且从栈中恢复先前寄存器的值（包括PC重新回到打断的地方）。可以看到，中断始终使用的是主堆栈，因此中断的嵌套深度，局部变量，函数调用都会消耗主堆栈，在RTOS设计时，不仅需要考虑每个线程的栈空间大小，还需要考虑主堆栈的空间大小。

调度器

为什么需要调度器

实时性

在顺序执行结构中，常见的任务处理模式如下：

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int main(void)
{
    while(1)
    {
        do_something1();
        do_something2();
        do_something3();
    }
}
void ISR(void)
{
    do_something4();
}

可以发现，每一个任务的执行都受其余任务执行时间的影响，虽然有任务放在中断中执行，但其余非中断任务实时性得不到保证。为了提高实时性，基于一个事实，一般任务都有一个执行周期，比如按键检测任务，可以5ms扫描一次，显示任务可以50ms 刷新一次，传感器采集任务可以500ms采集一次。

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int main(void)
{
    while(1)
    {
        if(Timer5ms_flag){
        	do_something1();
        }if(Timer10ms_flag){
            do_something2();
        }if(Timer8ms_flag){
            do_something3();
        }
    }
}
void ISR(void)
{
    do_something4();
}

按照上述方式，由于将各个任务指定执行周期，在同一时刻让任务就绪错开，这样单个任务的实时性得到了提高。

按上述方法，实时性有一定的提高，多数情况下不会出现多个任务就绪的情况，但是极端情况下也会出现，如某个任务执行时间过长或执行时间不确定，破环了上图的任务错开时间运行的平衡，或者周期互为公约数，且启动时时间未使用质数错开，最终会出现类似 “共振”的现象，隔一段时间多个任务同时就绪。

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多个任务同时就绪，我们更期望的时并行处理，而不是串行，如上图所示。但是MCU为单核，无法并行处理，为了实现类并行处理，时间片轮转调度由此而生。

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时间片即任务允许执行的最长时间，时间到了就需要切换到下一个任务执行，时间片轮转需要考虑的是任务执行时间到了，如何切换到下一个任务，如何保存当前任务执行环境，如何恢复下一任务的执行环境等，当前主流的RTOS都支持时间片调度。虽然任务切换会消耗一定的时间，但是任务本身在时间片足够小时，几乎可以任务是并行执行。

解耦合

调度器能提供统一的接口，管理任务执行时序，避免了各种就绪标志位胡乱分布耦合。后文中将介绍几种常见的调度器实现，可以发现基于调度器框架开发的优势

裸机下的调度器

使用软件定时器实现调度

/***************************************************************************//**
 * @brief         设置ctimer定时器
 * @details       
 *
 * @param[in]     period    运行周期
 * @param[in]     counter   运行次数
 * @param[in]     p_func    函数指针
 * @param[in]     p_arg     函数
 * @return        分配的定时器指针，如果没有定时器分配，返回NULL
 *
 * @note          
 * @see           
 * @warning       
 ******************************************************************************/
struct ctimer* ctimer_set(UINT32 ulPeriod, UINT32 ulCount, void (*pfFunc)(void* p), void* pArg);
void ctimer_mainloop(void);
void task1_process(void* pArg)
{
    
}
void task2_process(void* pArg)
{
    
}
int main(void)
{
    ctimer_set( 5,  0  , task1_process, NULL);
    ctimer_set( 20,  0 , task1_process, NULL);
    while(1)
    {
        ctimer_mainloop();
    }
}

使用事件驱动的调度器

QP状态机框架： https://www.state-machine.com/

/********************************************************************
upgrade fsm:

       <--------------------------------------------------
      /                                            \      \
    idle -----> info ----->transfer ------------> finsh    \
                  \            \                            \
                   \            \                            \
                    --------------------------------------->error
                    
*********************************************************************/
R_state_t ecu_upgrade_state_idle(fsm_t* me, uint32_t evt)
{
    switch(evt)
    {
        case SYS_ENTER_EVT:
        {
            log_d("enter idle state");
            memset(&upgrade_info , 0 , sizeof(struct ecu_upgrade_info));
            return S_HANDLE();
        }
        case ECU_UPGRADE_REQUEST_EVT:
        {
            return S_TRAN(ecu_upgrade_state_transfer);
            //return S_TRAN(ecu_upgrade_state_info);
        }
        default:
        {
             return S_IGNORE();
        }
    }
}
R_state_t ecu_upgrade_state_info(fsm_t* me, uint32_t evt)
{
    switch(evt)
    {
        case SYS_ENTER_EVT:
        {
            /*step1:   session control*/
            /*step2:   security_access*/
            /*step3:   file_download request*/
            /*period:  tester present*/
            fsm_set_timeout_evt(me , 3000 , SYS_TIMEOUT_EVT);
            return S_HANDLE();
        }
        case SYS_TIMEOUT_EVT:
        {
            /*period:  tester present*/
            fsm_set_timeout_evt(me , 3000 , SYS_TIMEOUT_EVT);
            return S_HANDLE();
        }   
        default:
        {
            return S_IGNORE();
        }
    }
}
...

OSAL事件驱动框架：https://github.com/recheal-zhang/ZStack-CC2530-2.3.0-1.4.0/tree/master/Components/osal

/***********用户任务事件处理函数***********/
uint16 SimpleBLETest_ProcessEvent( uint8 task_id, uint16 events )
{
    VOID task_id;
    
    if ( events & SYS_EVENT_MSG )
    {
        uint8 *pMsg;
        /*  读取发送来的消息            */
        if ( (pMsg = osal_msg_receive( SimpleBLETest_TaskID )) != NULL ){
            /*  消息有效数据处理函数    */
            simpleBLETest_ProcessOSALMsg( (osal_msg_send_dat *)pMsg );
            /*  清除消息内存            */
            VOID osal_msg_deallocate( pMsg );
        } 
        return (events ^ SYS_EVENT_MSG); 
    }
    if ( events & SBP_START_DEVICE_EVT )
    {
        /*  每500毫秒发送一个事件       */
        if ( SBP_PERIODIC_EVT_PERIOD ){
            osal_start_reload_timer( SimpleBLETest_TaskID, SBP_PERIODIC_EVT, SBP_PERIODIC_EVT_PERIOD );
        }  
        return ( events ^ SBP_START_DEVICE_EVT );   
    }
    if ( events & SBP_PERIODIC_EVT)
    { 
        static uint8 byTmp = 0;
        
        if(byTmp > 7) byTmp = 0;
        /*  发送消息及有效数据  byTmp   */
        osalSendUserDat(byTmp++);
        
        return (events ^ SBP_PERIODIC_EVT);
    }
    return 0;
}

基于硬件定时器调度器

基于时间或事件的调度器已经能处理绝大多数裸机的应用情况，但有些特殊场景，上述两种调度器无法满足实时性。裸机的实时性需要靠中断来保证，上面两种调度器的本质都是定时产生就绪标志，然后在主循环里轮询标志，标志满足则执行，虽然任务错开时间运行对响应速度有一定的提高，但是还是避免不了排队执行，若某个任务本身的执行时间非常长，比如1S才能执行完，即使其执行周期长，但是在他执行时，其他任务都需要排队。

需求描述：

在仪器仪表行业，一般使用低端MCU （主频16MHZ），无法提供足够资源跑 RTOS
如供电线路检测仪表，可能需要实现，线路电压采集，电流采集，温度采集，显示，无线传输等任务
要求 50ms 采集一次电压电流， 1s采集一次温度，500ms刷新一次显示
采集的电压电流进行 FFT变换，并将结果存储到外部SPI flash
温度，电压，电流异常预警，从检查到异常发生，需要在 10ms内控制继电器断电，报警鸣笛

需求拆解：

16MHZ主频跑 FFT极其耗时间，在无硬件加速情况下，执行一遍可能到达秒级
电流电压50ms采集是硬要求，异常初始优先级最高，须立即处理
电压电流 FFT变换对实时性要求不高，只是需要保存，类似一个历史数据，可供回查。

以上需求若使用上面两种调度方式无法满足实时性，需要使用主动中断的方式强行切换任务，处理流程如下图：

在这里插入图片描述

/*
创建任务：
	1）定义任务句柄
	2）定义任务处理函数 
	3）定义任务类型：周期任务或触发任务
	4）定义任务优先级 （根据任务优先级，任务处理函数会被注册到不同的硬件定时器）
*/

int task_create(TaskHander_t handle ,  TaskCallBack_t cb , uint8_t type , uint8_t prior);

/*
启动某个任务的调度
   1)任务句柄：根据任务句柄，能得知任务优先级，处理函数等，然后启动对应的定时器
   2）延时多久执行任务调度
*/
int task_schedule(TaskHander_t handle , uint32_t time);

/*
停止某个任务的调度
   1)任务句柄：根据任务句柄，能得知任务优先级，处理函数等，然后启动对应的定时器
   2）延时多久停止任务调度
*/
int task_schedule(TaskHander_t handle , uint32_t time);

RTOS调度器

在裸机的几种调度器中，时间与事件调度器的本质是相同的，都是设置任务的就绪标志，在主循环里边查询就绪标志，执行就绪任务，而基于硬件定时器的调度器相较于前两者增加了抢占功能，它已经初具RTOS的雏形了，但还存在以下问题：

相同优先级的任务需要排队执行
高优先级的任务在执行时，无法主动释放cpu使用权，即高优先级任务执行完某一步，需要sleep一段时间再执行不好实现
高优先级任务（定时器中断注册的任务）和低优先级任务（主循环注册的任务）性质不同，不完全等价
会引入更多的中断嵌套，且调度定时器中断优先级要最低，否则会导致其他中断受影响
所有任务使用同一个栈，一崩全崩

为了解决上述问题，RTOS便应运而生

思考

有了前面几种调度器的铺垫，我们对 RTOS 需要实现哪些功能有个大概的认识，应该有以下几点：

各个任务性质相同，但有优先级区分，且同一优先级的任务，不能排队运行，而是时间片轮转
任务任何时间都能切换到其它任务，而有这种能力的只有中断，也就是需要有一个接口，供任务主动触发中断，然后在中断里边切换到其他任务
任务本身是函数，所谓的任务切换，其实就是切换当前运行的函数，通过修改PC指针就可以实现
由A任务（函数）切换到 B任务（函数），不能直接令PC指针等于任务B（函数）的地址，这样先前B执行的过程和A执行的过程会丢失

在这里插入图片描述

PendSV(可悬起系统调用)

一般设置成最低优先级，这样可以保证优先级顺序： 高优先级中断 >低优先级中断 > 高优先级任务 > 低优先级任务 ，

线程栈与主栈

在上面的思考中。有一点没有明确：在task_a中主动触发中断，task_a的环境将保存到栈中，然后切换到task_b执行，再次触发中断，将task_b的环境保存到栈中，再回到task_a, 若a和b的环境都保存在同一个栈中，那么根据栈的特性先入后出，由b到a的切换必须先弹出b的环境，再弹出a的环境，这样显然不行。我们知道栈本身是一块连续的内存，PUSH 和 POP指令控制将内容压入栈中，然后移动对应的SP指针，若为每一个任务都定义一个栈和SP指针，就能解决上述问题。

在这里插入图片描述

在多线程模式下系统SP指针使用的是 PSP ，若发生中断，在将线程环境压入当前 SP (PSP) 后，SP将切换成 MSP，后续的中断局部变量，中断函数调用以及中断嵌套，都将使用MSP 。将系统使用的栈和线程使用的栈分开，可减小全面崩溃的风险。(在中断的具体行为章节有详细描述)

线程切换汇编分析

;*************************************************************************
; 全局变量(4)
;*************************************************************************
IMPORT rt_thread_switch_interrupt_flag
IMPORT rt_interrupt_from_thread
IMPORT rt_interrupt_to_thread

;*************************************************************************
; 常量(5)
;*************************************************************************
;-------------------------------------------------------------------------
; 有关内核外设寄存器定义可参考官方文档：STM32F10xxx Cortex-M3 programming manual
; 系统控制块外设SCB 地址范围：0xE000ED00-0xE000ED3F
;-------------------------------------------------------------------------
SCB_VTOR        EQU 0xE000ED08  ; 向量表偏移寄存器
NVIC_INT_CTRL   EQU 0xE000ED04  ; 中断控制状态寄存器
NVIC_SYSPRI2    EQU 0xE000ED20  ; 系统优先级寄存器(2)
NVIC_PENDSV_PRI EQU 0x00FF0000  ; PendSV 优先级值(lowest)
NVIC_PENDSVSET  EQU 0x10000000  ; 触发PendSV exception 的值

; *-----------------------------------------------------------------------
; * 函数原型：void rt_hw_context_switch_to(rt_uint32 to);
; * r0 --> to
; * 该函数用于开启第一次线程切换
; *-----------------------------------------------------------------------
rt_hw_context_switch_to PROC
    EXPORT rt_hw_context_switch_to   ; 导出rt_hw_context_switch_to，让其具有全局属性，可以在C 文件调用
    LDR r1, =rt_interrupt_to_thread  ; 将rt_interrupt_to_thread 的地址加载到r1
    STR r0, [r1]                     ; 将r0 的值存储到rt_interrupt_to_thread
    LDR r1, =rt_interrupt_from_thread; 将rt_interrupt_from_thread 的地址加载到r1
    MOV r0, #0x0                     ; 配置r0 等于0 , ;设置rt_interrupt_from_thread 的值为0，表示启动第一次线程切换
    STR r0, [r1]                     ; 将r0 的值存储到rt_interrupt_from_thread
    LDR r1, =rt_thread_switch_interrupt_flag  ; 设置中断标志位rt_thread_switch_interrupt_flag 的值为1 
    MOV r0, #1                       ; 配置r0 等于1
    STR r0, [r1]                     ; 将r0 的值存储到rt_thread_switch_interrupt_flag
 
    ; 设置PendSV 异常的优先级
    LDR r0, =NVIC_SYSPRI2
    LDR r1, =NVIC_PENDSV_PRI
    LDR.W r2, [r0,#0x00] ; 读
    ORR r1,r1,r2 ; 改
    STR r1, [r0] ; 写
 
	; 触发PendSV 异常(产生上下文切换)
    LDR r0, =NVIC_INT_CTRL
    LDR r1, =NVIC_PENDSVSET
    STR r1, [r0]

    ; 开中断
    CPSIE F
    CPSIE I

; *-----------------------------------------------------------------------
; * void PendSV_Handler(void);
; * r0 --> switch from thread stack
; * r1 --> switch to thread stack
; * psr, pc, lr, r12, r3, r2, r1, r0 are pushed into [from] stack
; *-----------------------------------------------------------------------
PendSV_Handler PROC
	EXPORT PendSV_Handler
	MRS r2, PRIMASK  ; 失能中断，为了保护上下文切换不被中断
	CPSID I
	
	LDR r0, =rt_thread_switch_interrupt_flag   ;加载rt_thread_switch_interrupt_flag 的地址到r0
    LDR r1, [r0]                               ; 加载rt_thread_switch_interrupt_flag 的值到r1
	CBZ r1, pendsv_exit                        ;判断r1 是否为0，为0 则跳转到pendsv_exit
	MOV r1, #0x00                              ; r1 不为0 则清0 
    STR r1, [r0]                               ; 将r1 的值存储到rt_thread_switch_interrupt_flag，即清0
    LDR r0, =rt_interrupt_from_thread          ; 加载rt_interrupt_from_thread 的地址到r0
    LDR r1, [r0]                               ; 加载rt_interrupt_from_thread 的值到r1
	CBZ r1, switch_to_thread ; 判断r1 是否为0，为0 则跳转到switch_to_thread ,第一次线程切换时肯定为0，则跳转到switch_to_thread
    ;================================================================================================
    ;上文保存
    ;================================================================================================
    ; 当进入PendSVC Handler 时，上一个线程运行的环境即：
    ; xPSR，PC（线程入口地址），R14，R12，R3，R2，R1，R0（线程的形参）
    ; 这些CPU 寄存器的值会自动保存到线程的栈中，剩下的r4~r11 需要手动保存
     MRS r1, psp             ; 获取线程栈指针到r1
     STMFD r1!, {r4 - r11}   ; 将CPU 寄存器r4~r11 的值存储到r1 指向的地址(每操作一次地址将递减一次)
     LDR r0, [r0]            ; 加载r0 指向值到r0，即r0=rt_interrupt_from_thread
     STR r1, [r0]            ; 将r1 的值存储到r0，即更新线程栈sp
 	;========================================================================================================
 	;下文切换
 	;========================================================================================================
 	switch_to_thread
		LDR r1, =rt_interrupt_to_thread ; 加载rt_interrupt_to_thread 的地址到r1,  它 是一个全局变量，里面存的是线程栈指针SP 的指针
		LDR r1, [r1] 		  ; 加载rt_interrupt_to_thread 的值到r1，即sp 指针的指针
		LDR r1, [r1] 		  ; 加载rt_interrupt_to_thread 的值到r1，即sp
 		LDMFD r1!, {r4 - r11} ; 将线程栈指针r1(操作之前先递减) 指向的内容加载到CPU 寄存器r4~r11
 		MSR psp, r1     ; 将线程栈指针更新到PSP
 
 	pendsv_exit
	MSR PRIMASK, r2 ; 恢复中断
	ORR lr, lr, #0x04    ; 确保异常返回使用的栈指针是PSP，即LR 寄存器的位2 要为1
    ; 异常返回，这个时候栈中的剩下内容将会自动加载到CPU 寄存器：
    ; xPSR，PC（线程入口地址），R14，R12，R3，R2，R1，R0（线程的形参）
    ; 同时PSP 的值也将更新，即指向线程栈的栈顶
    BX lr 
    ENDP    ; PendSV_Handler 子程序结束

任务优先级与时间片

优先级实现了高优先级任务抢占低优先级任务，时间片实现了同等优先级的任务分时间片运行。RTOS由中断，优先级，时间片决定了其 RealTime OS 中的RealTime特性。下图中，任务a,b,c,d 允许抢占发生， b1, b2,b3 允许时间片轮转发生

在这里插入图片描述

任务就绪表与系统滴答时钟

上图定义的就是任务优先级就绪表，就绪表的更新如下步骤：

任务在创建后，会根据任务的优先级，将任务插入到就绪表中
启动调度后，系统将从优先级最高的链表(header0)开始查询就绪任务，并执行最高优先级任务 task_a
task_a中调用sleep函数，等待下一个system_tick中断到来，在中断处理函数中获取优先级最高的就绪任务执行（b1,b2 ,b3）
依次执行完c1 ,c2 , d , 完成所有任务都运行一遍，此时，再次触发 system_stick 可能没有任务处于就绪态
在system_stick 中断处理函数中遍历任务，若任务剩余阻塞tick不为0 (vTaskDelay和其他阻塞函数设置tick)，则tick-- , 否则调度任务
c1 , c2 处于同一优先级，若c1运行一个周期需要 40ms（未调用阻塞函数，例如运行复杂计算），c2运行周期60ms
当任务时间片设置为5ms时， c1运行5ms后，在system_tick中会判断c1剩余时间片为0 ，切换到c2运行5ms , 然后切换到c1运行，知道c1,c2运行完再运行低优先级任务

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