SVC和PendSVSVC（系統(tǒng)服務(wù)調(diào)用，亦簡稱系統(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)出對系統(tǒng)服務(wù)函數(shù)的呼叫請求，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)請求代號和參數(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)動程序完成的，只是對應(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。SVC異常服務(wù)例程稍后會提取出此代號，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， SVC 0x3 ; 調(diào)用3 號系統(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)，就獲知了請求執(zhí)行的功能代號。如果用戶程序使用的是PSP，服務(wù)例程還需要先執(zhí)行 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)先級的異常不能搶占自身。這種作法會產(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 那樣會上訪）。
操作系統(tǒng) 可以利用它“緩期執(zhí)行”一個(gè)異?！钡狡渌匾娜蝿?wù)完成后才執(zhí)行動作。 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“可懸掛請求”（pendable request）。 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)先級不夠高，則將緩期等待執(zhí)行。
PendSV 的典型使用場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)的場合可以是： A、B兩個(gè)就緒任務(wù)，通過SysTick 異常啟動上下文切換。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) 大多會在SysTick 異常中 檢測當(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，否則將使中斷請求被延遲)：
把PendSV 編程為最低優(yōu)先級的異常，PendSV 異常會自動延遲上下文切換的請求，直到其它的ISR 都完成了處理后才放行。
如果操作系統(tǒng) 檢測到某IRQ 正在活動并且被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 來請求任務(wù)切換（例如，等待某些工作完成）
2. OS 接收到請求，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，不會在其中執(zhí)行上下文切換。會等到全部的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ucos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();
}
}
我們在進(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)先級并返回，比較返回的優(yōu)先級是否為當(dāng)前運(yùn)行任務(wù)的優(yōu)先級，
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？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)先級可以編程，
一般要把PENDSV的優(yōu)先級設(shè)置成最低（沒什么好說的）。
但SYSTICK異常的優(yōu)先級： 一般無需設(shè)置(高于外部中斷的優(yōu)先級)，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)目對于實(shí)時(shí)沒有很高的要求，干脆將PENDSV和SYSTICK的優(yōu)先級都設(shè)置成OxFF。
都是最低優(yōu)先級，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。 本文有些地方表述的確實(shí)有些怪異，見諒。
歡迎各位指正。
|
