C66x DSP运行中断的简要流程: 1.使能了全局中断和子中断.假设硬件检測到中断发生,那么CPU就要跳转. 2.软件把CPU内部的A,B类寄存器的值等推入堆栈保存,把当前PC寄存器的值放入IRP寄存器中以备中断返回能找到当前被打断的位置. 3.CPU的PC指针读出中断向量表的地址,也就是把"ISTP寄存器的ISTB值+子中断向量偏移量"装入PC寄存器,这样就运行跳转. 4.在中断向量表里一般有就用跳转指令,这样就能够跳转到我们用C语言编写的中断服务子程序中.因为我们在一般的中断服务

CM3 内核支持256 个中断,其中包含了16 个内核中断和240 个外部中断,并且具有256 级的可编程中断设置.但STM32 并没有使用CM3 内核的全部东西,而是只用了它的一部分. STM32 有76 个中断,包括16 个内核中断和60 个可屏蔽中断,具有16 级可编程的中断优先级. 而我们常用的就是这60 个可屏蔽中断,所以我们就只针对这60 个可屏蔽中断进行介绍. 在 MDK 内,与NVIC 相关的寄存器,MDK 为其定义了如下的结构体: typedef struct { vu32 I

源:stm32 NVIC中断管理实现[直接操作寄存器]     cortex-m3支持256个中端,其中包含了16个内核中断,240个外部中断.stm32只有84个中断,包括16个内核中断和68个可屏蔽中断.stm32f103上只有60个中断,f107上才有68个中断.       中断是stm32很基础的一个功能,学会使用中断,才可以更好的使用其他的外设.理解stm32的中断,必须要先从stm32的中断优先级分组是怎么回事.要理解优先级分组,就要先理解什么是先占优先级,和次占优先级.    

CPU和外设之间的交互,或CPU通过轮询机制查询,或外设通过中断机制主动上报. 对大部分外设中断比轮询效率高,但比如网卡驱动采取轮询比中断效率高. 这里重点关注ARM+Linux组合下中断管理,从底层硬件GIC+CPU,到Linux内核通用部分处理,再到GIC驱动以及中断注册,最后是中断下半部软终端.tasklet.workqueue,包括线程化部分. 所以按照从硬件到软件,软件从底层到上层的框架去介绍. 0. 目录 <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理

目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词:GIC.IAR.EOI.SGI/PPI/SPI.中断映射.中断异常向量.中断上下文.内核中断线程.中断注册. 由于篇幅较大,简单梳理一下内容. 本章主要可以分为三大部分: 讲解硬件背景的1. ARM中断控制器. 系统初始化的静态过程:GIC初始化和各中断的

目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词:TASKLET_SOFTIRQ.HI_SOFTIRQ.softirq_action.ksoftirqd.tasklet.BH. 软中断以及基于软中断的tasklet.工作队列,包括中断线程化都属于下半部机制,为什么需要下半部机制呢? 1.硬件中断处理程序以

目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词: 工作队列的原理是把work(需要推迟执行的函数)交由一个内核线程来执行,它总是在进程上下文中执行. 工作队列的优点是利用进程上下文来执行中断下半部操作,因此工作队列允许重新调度和睡眠,是异步执行的进程上下文,它还能解决软中断和tasklet执行时间过长导

转自:https://www.cnblogs.com/arnoldlu/p/8659988.html 目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词: 工作队列的原理是把work(需要推迟执行的函数)交由一个内核线程来执行,它总是在进程上下文中执行. 工作队列的优点是利用进程上下文来执行中断下半部操作,

转自:https://www.cnblogs.com/arnoldlu/p/8659981.html 目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词:GIC.IAR.EOI.SGI/PPI/SPI.中断映射.中断异常向量.中断上下文.内核中断线程.中断注册. 由于篇幅较大,简单梳理一下内容. 本章主要可

1.STM32的中断 STM32的中断管理是属于内核部分的,所以中断管理的寄存器也是属于内核组,不属于芯片外设,在查看相关资料的时候,需要查看相对应的内核手册. STM32F103ZET6是Cortex-M3内核的IC.Cortex-M3内核支持256个中断,其中包含了16个内核中断和240个外部中断,并且具有256级的可编程中断设置.但是STM32并没有完全使用Cortex-M3内核的全部中断,只是用了其中的一部分. 在STM32中,有时候中断也称为异常.系统异常,把它们统一理解为中断就可以了

在 uC/OS 系统中,中断相当于一个优先级最高的任务.中断一般用于处理比较紧急的事件, 而且只做简单处理,例如标记该事件,带退出中断后再做详细处理.在使用 uC/OS系统时, 一般建议使用信号量. 消息或事件标志组等标志中断的发生,将这些内核对象发布给处理任务,处理任务再做详细处理. 1.在使用 uC/OS 系统时,中断的处理一般是先在中断服务函数中通过发布信号量.消息或事件标志组等内核对象来标志中断的发生, 等退出中断后再由相关处理任务详细处理中断.根据这些内核对象的发布大致可以分为两种情况

只谈外部中断的windows内核管理,异常和trap不在此文的讨论之列. 1. windows中断总貌 在windows中,物理上的中断源被抽象为KINTERRUPT结构.一个中断源在windows中对应一个KINTERRUPT数组,数组的长度为CPU的个数,如果是单核系统,那么这个数组长度为1.先分析KINTERRUPT结果. windows存储了IDT(Interrupt Descriptor Table),这张表是一个数组结构,数组的下标是Vector号(此Vector不是PIC/APIC

一.典型的μC/OS-Ⅲ中断服务程序解析 μC/OS-Ⅲ系统中典型有内核参与中断服务程序示例如下: MyISR:                                                                 (1) Disable all interrupts;                                (2) Save the CPU registers;                             (3) OSIntNesti

1. 只有以“FromISR”或"FROM_ISR"结束的API函数或宏才可以在中断服务函数中使用. 2. 除互斥信号量外,所有类型的信号量都可以调用 xSemaphoreTake() 来获取信号量,但 xSemaphoreTake() 不能用在中断服务函数中. 3. 计数信号量的典型用法:① 事件计数:② 资源管理: 4. 中断嵌套:控制中断嵌套的常量: 1)configKERNEL_INTERRUPT_PRIORITY :设置系统心跳时钟的中断优先级. 2)configMAX_SY

一.中断的概念 中断是一种硬件机制,用于处理异步事件.中断的实时性比轮询要好,通过中断,微控制器可以在异常发生的时候立刻进行处理,而不需要不断轮询事件是否发生. CM3支持中断嵌套,使得高优先级异常可以打断低优先级的异常. 二.中断服务程序中的数据处理 1.裸机中的中断处理 1)对于中断请求较少的程序来说,直接在中断中进行数据处理是一种简洁的方式(参见正点原子的教学例程). 2)在实际的工程应用中,中断资源比较宝贵,通常做法是在中断中打一个标记,在主循环中轮询此标志位,发现置位标记后,马上清空,

1.CPU的中断处理 理器通常有多个中断源. 例如, UART中断. DMA中断. ADC中断.定时器中断等. 2.中断器件标志中断处理器,然后中断处理器将优先级最高的中断提交给CPU. 现在的中断控制器都是智能的,允许定义中断优先级,记住哪些中断还处于挂起状态.在大多数情况下,中断控制器会直接提供对应ISR的向量地址给CPU . 如果全局中断被关闭,CPU就会忽视来自于中断控制器的中断请求,但这些请求会在中断控制器中被挂起直到CPU重新开启中断.  3. CPU处理中断有两种模式:(1).所有

内存管理分静态内存管理和动态内存管理(根据大小又分2种) 静态内存管理:创建.删除.初始化.解绑.申请和释放.初始化内存池是属于静态内存管理,与创建内存池不同的是,此处内存池对象所使用的内存空间是由用户指定的一个缓冲区空间,用户把缓冲区的指针传递给内存池对象控制块,其余的初始化工作与创建内存池相同. 动态内存:在堆heap上分配. 小堆内存管理模块主要针对系统资源比较少(小于2M内存空间的系统):内存池中有不同的内存块,申请时先查找找到符合要求的(拆分),释放时如果紧邻的空闲则合并成一个. 而S

中断概述 我们知道,ARM核能处理的异常有7种,但仅仅区分异常的种类显然不能够满足需求.拿手机来说,触摸屏幕和按下音量键可能都是irq异常,但是ARM并不能将他们区分开,而事实的情况是针对这两种中断,我们的处理方式显然不同,为此就需要在Soc中集成中断控制器(Generic Interupt Controller),它的核心功能就是进行中断的调度和管理. SGI VS PPI VS SPI exynos4412中每种中断都有自己的ID用以标识,exynos4412支持三类中断:Software

linux中断处理程序 一.中断处理流程 在linux内核代码中进入entry-armv.S目录: linux统一的入口:__irq svc. 进入了统一的入口之后,程序跳到irq_handler标号(在同一个文件上面有说明): 而irq_handler实际上是调用上面的arch_irq_handler_defualt.该代码在entry-macro-multi.S里面. 在这个中断处理程序中.最重要的是get_irqnr_and_base获取产生中断的中断源,搜索这个宏.这里以2410的为例(

概述: 提供中断控制器,用于总体管理异常,称之为“嵌套向量中断控制器:Nested Vectored Interrupt Controller (NVIC) VIC:中断管理器: NVIC:内嵌中断管理器,将中断嵌套进入内核: 带来的优势:1.响应速度提高: 2.标准化,统一管理: stm32创新:所以IO口都可以中断: stm32的中断向量表:一个中断源,对应的地址.优先级等信息: 具体参见stm32的文档: NVIC中断优先级: 中断优先级高的中断可以抢占中断优先级低的中断,从而实现了中断嵌

大多数的程序代码是必要的时,它可以被加载到内存中运行.手术后,可直接丢弃或覆盖其它代码. 我们PC然在同一时间大量的应用,地址空间差点儿能够整个线性地址空间(除了部分留给操作系统或者预留它用).能够觉得每一个应用程序都独占了整个虚拟地址空间(字长是32的CPU是4G的虚拟地址空间).但我们的物理内存仅仅是1G或者2G. 即多个应用程序在同一时候竞争使用这块物理内存.其必定会导致某个时刻仅仅存在程序的某个片段在运行,也即是全部程序代码和数据分时复用物理内存空间-这就是内存管理单元(MMU)工作核心