时钟和中断管理
第七章中断和时钟管理 (2)
7.1中断管理 (2)
7.1.1 概述 (2)
7.1.2中断的分类 (3)
7.1.3 中断处理的过程 (5)
7.1.4 实时内核的中断管理 (6)
7.1.5 中断服务程序 (9)
7.2时钟管理 (11)
7.2.1 硬件时钟设备 (11)
7.2.2 时间、定时管理 (13)
第七章中断和时钟管理
7.1 中断管理
7.1.1 概述
实时系统通常都需要处理来自外部环境的事件，如按键、视频输出的同步、通讯设备的数据收发等。这些事件都要求能够在特定的时间范围内得到及时处理。比如，当键盘上的键被按下后，系统应该尽快把相应的字符显示出来，否则会给用户造成系统没有响应的情形。中断即为解决该类问题的有效机制。
从发展过程来看，中断（interrupt）最初被用来替换I/O操作的轮询处理方式，以提高I/O 处理的效率。随后，中断又包含了自陷（trap，也称为内部中断或是软件中断）的功能。后来，中断的概念得到进一步扩大，被定义为导致程序正常执行流程发生改变的事件（不包括程序的分支情况）。可把概念被扩大的中断称为广义中断。在实际应用中，广义的中断通常被分为中断、自陷和异常（exception）等类别：
中断是由于CPU外部的原因而改变程序执行流程的过程，属于异步事件，又称为硬件中断。自陷和异常则为同步事件；
自陷表示通过处理器所拥有的软件指令、可预期地使处理器正在执行的程序的执行流程发生变化，以执行特定的程序，如Motorola 68000系列中的Trap指令、ARM
中的SWI指令、Intel 80x86中的INT指令。自陷是显式的事件，需要无条件地执
行；
异常为CPU自动产生的自陷，以处理异常事件，如被0除、执行非法指令和内存保护故障等。异常没有对应的处理器指令，当异常事件发生时，处理器也需要无
条件地挂起当前运行的程序，执行特定的处理程序。
使用中断的目的在于提高系统效率，使得系统在进行一些I/O操作时，CPU仍然能够继续执行正常的程序流程。而在轮询系统（polling system）中，CPU需要持续不断地探测I/O 设备，以获取I/O操作是否已经完成的信息。
在中断驱动的系统中，CPU继续其正常执行情况，当I/O设备需要服务时，I/O设备会通过中断的方式来通知CPU。轮询系统则由于在设备未准备好时需要不断对设备进行轮询而耗费CPU的指令周期。这可以通过串口的情况来进行说明。假定执行通过串口获取字符的通信程序，当有字符到达时，会产生一个中断，启动通信程序对得到的字符进行缓存，然后退出中断。与此同时，由于处理串口中断的时间非常短，另外的程序可以在没有显著性能降低的情况下得到执行。如果用轮询方式来处理上述情况，为了查看是否有字符到达，CPU就需要持续不断地轮询串口芯片。在这种方式下，即使字符的到达率非常低，CPU也需要花费所有的时间来获得输入字符，而没有时间来进行其他程序的处理。当然，在没有中断机制的情况下，也可以通过后台处理的方式来获得字符。但这可能需要其他程序每隔几
个毫秒就查询串口芯片一次，以确保数据不会丢失。这使得这些程序的实现比较困难和繁琐。
对于实时系统来说，中断通常都是必不可少的机制，以确保具有时间关键特性的功能部分能够得到及时执行。实时内核大都提供了管理中断的机制，该机制方便了中断处理程序的开发，提高了中断处理的可靠性并使中断处理程序与任务有机的结合起来。
7.1.2中断的分类
根据硬件中断是否可以被屏蔽，中断分为可屏蔽中断和不可屏蔽中断。由于中断的发生是异步的，程序的正常执行流程随时有可能被中断服务程序打断。如果程序正在进行某些重要运算，中断服务程序的插入将有可能改变某些寄存器的数据，造成程序的运行发生错误。因此，在程序某段代码的运行过程中就可能需要屏蔽中断，通过设置屏蔽标志对中断暂时不做响应。能够被屏蔽掉的中断称为可屏蔽中断。对于可屏蔽中断，外部设备的中断请求信号一般需要先通过CPU外部的中断控制器，再与CPU相应的引脚相连。可编程中断控制器可以通过软件进行控制，以禁止或是允许中断。而另一类中断是在任何时候都不可屏蔽的，称为不可屏蔽中断。一个比较典型的例子是掉电中断，当发生掉电时，无论程序正在进行什么样的运算，它都肯定无法正常运行下去。这种情况下，急需进行的是一些掉电保护的操作。对这类中断，应随时进行响应。
从中断源来说，中断又可分为硬件中断和软件中断。硬件中断是由于CPU外部的设备所产生的中断，属于异步事件，可能在程序执行的任何位置发生，发生中断的时间通常是不确定的。软件中断也称为同步中断或是自陷，通过处理器的软件指令来实现，产生中断的时机是预知的，可根据需要在程序中进行设定。软件中断的处理程序以同步的方式进行执行，其处理方式同硬件中断处理程序类似。软件中断是一种非常重要的机制，系统可通过该机制在用户模式执行特权模式下的操作。软件中断也是软件调试的一个重要手段，如Intel 80x86中的INT 3，使指令进行单步执行，调试器可以用它来形成观察点，并查看随程序执行而动态变化的事件情况。
从中断信号的产生来看，根据中断触发的方式，中断分为边缘触发中断和电平触发中断。在边缘触发方式中，中断线从低变到高或是从高变到低时，中断信号就被发送出去，并只有在下一次的从低变到高或是从高变到低时才会再度触发中断。由于该事件发生的时间非常短，有可能出现中断控制器丢失中断的情况，并且，如果有多个设备连接到同一个中断线，即使只有一个设备产生了中断信号，也必须调用中断线对应的所有中断服务程序来进行匹配，否则会出现中断的软件丢失情况。对于电平触发方式，在硬件中断线的电平发生变化时产生中断信号，并且中断信号的有效性将持续保持下去，直到中断信号被清除。这种方式能够降低中断信号传送丢失的情况，且能通过更有效的方式来服务中断，每个为该中断服务后的ISR都要向外围设备进行确认，然后取消该设备对中断线的操作。因此，当中断线的最后一个设备都得到中断服务后，中断线的电平就会发生变化，不用对连接到同一个硬件中断线的所有中断服务程序进行尝试。
根据中断服务程序的调用方式，可把中断分为向量中断、直接中断和间接中断。向量中断是通过中断向量来调用中断服务程序的方式。除向量中断外，还存在中断服务程序调
用的直接中断和间接中断方式。在直接中断调用方式中，中断对应的中断服务程序的入口地址是一个固定值，当中断发生的时候，程序执行流程将直接跳转到中断服务程序的入口地址，执行中断服务程序。对于间接中断，中断服务程序的入口地址由寄存器提供。
目前，系统大都采用向量中断的处理方式。中断硬件设备的硬件中断线（也称为中断请求IRQ ）被中断控制器汇集成中断向量（interrupt vector ），每个中断向量对应一个中断服务程序（interrupt service routine ，ISR ），用来存放中断服务程序的入口地址或是中断服务程序的第一条指令。系统中通常包含多个中断向量，存放这些中断向量对应中断服务程序入口地址的内存区域被称为中断向量表。
在Intel 80x86处理器中，中断向量表包含256个入口，每个中断向量需要四个字节（存放中断服务程序的首址）。ARM 的中断向量表开始于内存地址0x00000000或是0xFFFF0000处。也有些处理器采用了非向量的中断处理方式，当中断发生的时候，相应的控制就直接传送到一个处理程序，由该处理程序完成中断相关的操作。
大多数CPU 核心有两种中断输入：一种提供给可屏蔽中断（如80X86的INTR ）；另一种提供给非屏蔽性中断（如80X86的NMI ）。 外围设备使用可屏蔽中断输入，对于大多数系统来说，仅有一个可屏蔽中断的输入是不足以应付那么多的中断资源，比如：计数器、DMAs 和通信端口。由于可屏蔽的中断源很多，并需要对其管理，如：区分哪个中断源发出的中断信号、哪个中断源最优先及怎样处理多级中断嵌套问题，因此都使用中断控制器管理多个可屏蔽中断源，使CPU 核心和更多的中断资源相联系。
中断控制器能够对中断进行排队，避免中断信号的丢失，对不同的中断进行优先级配置，使高优先级中断能够中断低优先级中断，满足具有更高时间约束特性功能的需要。在基于x86的架构中，8259是一个非常通用的中断控制器芯片（称为PIC ，programmable interrupt controller ）。每个PIC 只能够处理8个中断，为支持更多数量的中断，需要组织成菊花链（daisy chain ）的方式，如一个PIC 的输出连接到另一个PIC 的输入上，嵌入式PC
实时钟 保留 协处理器 硬盘 保留 图7-1 可编程中断控制器8259A
中断处理的全过程分为中断检测、中断响应和中断处理三个阶段。
中断检测在每条指令结束时进行，检测是否有中断请求或是否满足异常条件。为满足中断处理的需要，在指令周期中使用了中断周期，如图7-2所示。在中断周期中，处理器检查是否有中断发生，即是否出现中断信号。如果没有中断信号，处理器继续运行，并在取指周期取当前程序的下一条指令；如果有中断信号，将进入中断响应，对中断进行处理。
中断响应是由处理器内的硬件完成的中断序列，而不是由程序执行的。在Intel 80x86中，中断响应过程的操作如下：
取周期执行周期中断周期
图7-2 中断和指令周期
对可屏蔽中断，从8259中断控制器芯片读取中断向量号；
将标志寄存器EFLAG、CS和IP压栈；
对于硬件中断，复位标志寄存器中的IF和TF位，禁止可屏蔽外部中断和单步异常；
根据中断向量号，查找中断向量表，根据中断服务程序的首址转移到中断服务程序执行。
中断处理即执行中断服务程序。中断服务程序用来处理自陷、异常或是中断，尽管导致自陷、异常和中断的事件不同，但大都具有相同的中断服务程序结构。中断服务程序的主要内容如下：
保存中断服务程序将要使用的所有寄存器的内容，以便于在退出中断服务程序之前进行恢复；
如果中断向量被多个设备所共享，为了确定产生该中断信号的设备，需要轮询这些设备的中断状态寄存器；
获取中断相关的其他信息；
对中断进行具体的处理；
恢复保存的上下文；
执行中断返回指令，使CPU的控制返回到被中断的程序继续执行。
上面描述的是对一个中断进行处理的情况。如果对一个中断的处理还没有完成，又发生了另外一个中断，则称系统中发生了多个中断。对于多个中断，通常可以采用以下两种方法进行处理：
在处理一个中断的时候，禁止再发生中断。这种处理方法又称为非嵌套的中断处理方式。在非嵌套的中断处理方式中，处理中断的时候，将屏蔽所有其他的中断
请求。在这种情况下，新的中断将被挂起，当处理器再次允许中断时，再由处理
器进行检查。因此，如果程序执行过程中发生了中断，在执行中断服务程序的时
候将禁止中断；中断服务程序执行完成后，恢复正常执行流程被中断的程序之前
再使能中断，并由处理器检查是否还有中断。非嵌套中断处理方式使中断能够按
发生顺序进行处理，处理情况如图7-3所示。这种处理方式的缺点是没有考虑优先
级，使高优先级中断不能得到及时的处理，甚至导致中断丢失。只有在当前中断
服务程序退出后，其他中断的中断服务程序才可能得到执行。
图7-3 中断的非嵌套顺序处理
定义中断优先级，允许高优先级的中断打断低优先级中断的处理过程。这种处理方法又称为嵌套的中断处理方式。在嵌套的中断处理方式中，中断被划分为多个
优先级，中断服务程序只屏蔽那些比当前中断优先级低或是与当前中断优先级相
同的中断，在完成必要的上下文保存后即使能中断。高优先级中断请求到达的时
候，需要对当前中断服务程序的状态进行保存，然后调用高优先级中断的服务程
序。当高优先级中断的服务程序执行完成后，再恢复先前的中断服务程序继续执
行。嵌套中断处理的情况如图7-4所示。
7.1.4 实时内核的中断管理
在实时多任务系统中，中断服务程序通常包括三个方面的内容：
中断前导：保存中断现场，进入中断处理；
用户中断服务程序：完成对中断的具体处理；
中断后续：恢复中断现场，退出中断处理。
在实时内核中，中断前导和中断后续通常由内核的中断接管程序来实现。硬件中断发生后，中断接管程序获得控制权，先由中断接管程序进行处理，然后才将控制权交给相应的用户中断服务程序。用户中断服务程序执行完成后，又回到中断接管程序。基于中断接管程序的中断处理情况如图7-5所示。
中断接管程序负责中断处理的前导和后续部分的内容。用户中断服务程序被组织为一个表，称为虚拟中断向量表。
需要在用户中断服务程序中使用关于浮点运算的操作，中断前导和中断后续中还需要分别物理中断向量表
图7-5 基于中断接管程序的中断管理
虚拟中断向量表用户中断服务程序 图7-4 中断的嵌套处理
对浮点上下文进行保存和恢复。
如果中断处理导致系统中出现比被中断任务具有更高优先级的就绪任务出现时，需要把高优先级任务放入就绪队列中，把被中断的任务从执行状态转变为就绪状态，并在完成用户中断服务程序后，在中断接管程序的中断后续处理中激活重调度程序，使高优先级任务能在中断处理工作完成后得到调度执行。
在允许中断嵌套的情况下，在执行中断服务程序的过程中，如果出现高优先级的中断，当前中断服务程序的执行将被打断，以执行高优先级中断的中断服务程序。当高优先级中断的处理完成后，被打断的中断服务程序才又得到继续执行。发生中断嵌套时，如果需要进行任务调度，任务的调度将延迟到最外层中断处理结束时才能发生。虽然可能在最外层中断被继续处理之前就存在高优先级任务就绪，但中断管理只是把就绪任务放置到就绪队列，不会发生任务调度，只有当最外层中断处理结束时才会进行任务调度，以确保中断能够被及时地完成处理工作。
通常，中断服务程序使用被中断任务的任务栈空间。但在允许中断嵌套处理的情况下，如果中断嵌套层次过多，中断服务程序所占用的任务的栈空间可能比较大，将导致任务栈溢出。为此，可使用专门的中断栈来满足中断服务程序的需要，降低任务栈空间使用的不确定性。可在系统中开辟一个单独的中断栈，为所有中断服务程序所共享。中断栈必须拥有足够的空间，即使在最坏中断嵌套的情况下，中断栈也不能溢出。如果实时内核没有提供单独的中断栈，就需要为任务栈留出足够的空间，不但要考虑通常的函数嵌套调用，还需要满足中断嵌套的需要。使用单独的中断栈还能有效降低整个系统对栈空间的需求，否则需要为每个任务栈都预留处理中断的栈空间。
图7-6 中断栈在内存中的布局情况
(B)
内存高端 内存低端
中断栈需要在系统初始化的时候进行设置。图7-6为中断向量表起始位置为0的情况下的内存布局情况，其中栈的增长方向为高地址端到低地址端。对于图7-6（A），中断栈的溢出可能导致中断向量表被破坏。对于图7-6（B）中的情况，中断栈不会影响中断向量表。
基于中断接管机制的中断管理方式对中断的处理存在着一定的延迟，不能满足某些关键事件的处理或是系统故障的响应。对这类事件应该进行最高优先级的零延迟处理。因此，实时内核还提供对高优先级中断的预留机制，这些中断的处理由用户中断服务程序独立完成，不经过中断接管程序的处理。
另外，实时内核通常还提供如下中断管理功能：
挂接中断服务程序。把一个函数（用户中断服务程序）同一个虚拟中断向量表中的中断向量联系在一起。当中断向量对应中断发生的时候，被挂接的用户中断服
务程序就会被调用执行；
获得中断服务程序入口地址。根据中断向量，获得挂接在该中断向量上的中断服务程序的入口地址；
获取中断嵌套层次。在允许中断嵌套的处理中，获取当前的中断嵌套层次信息；
开中断。使能中断；
关中断。屏蔽中断。
7.1.5 用户中断服务程序
当中断线上发生中断的时候，对应中断向量中注册的中断服务程序就会被调用执行。中断服务程序的注册即以中断号为索引，把处理中断的函数的地址放置到中断向量的地址表中。中断服务程序的启动完全由CPU来负责，不需要操作系统的处理。
如果处理器或实时内核允许中断嵌套（interrupt nesting），中断服务程序将可能被另外的中断服务程序所抢占。中断嵌套将使代码更加复杂，要求中断服务程序是可重入的。
许多系统允许不同的外围设备使用相同的硬件中断，相应的中断服务程序在执行过程中应能识别是哪个设备产生了中断。可通过两种方式来实现这个功能：
查看共享该中断的各个设备的状态寄存器
执行注册在该中断号上的所有中断服务程序
在多个中断服务程序使用同一个中断号的情况下，内核可以把属于自己的中断服务程序注册在硬件中断上，该内核中断服务程序对应用程序注册的所有中断服务程序进行逐一激活。这意味着应用程序注册的中断服务程序将在硬件中断服务程序执行后，在所有任务执行之前得到执行。在实时内核中，通常只允许一个中断号使用一个中断服务程序，否则其他中断服务程序的时间确定性就得不到保障。
由于中断服务程序中通常都对中断进行了屏蔽，要求中断服务程序应该尽可能比较短，保证其他中断和系统中的任务能够得到及时处理。为此，中断服务程序通常都只处理一些必要的操作，其他操作则通过任务的方式来进行。通常，中断服务程序只是进行与外围设备相关的数据的读写操作，并在需要的情况下向外围设备发送确认信息，然后唤醒另外的任务进行进一步的处理。比如，用于网卡的中断服务程序大都只是传送或是接受原始的包数据，对数据的解释则由另外的任务来进行。用来配合中断服务程序的另外的任务通常被
称为DSR（deferred service routine）。由ISR和DSR组合的中断处理方式如图7-7所示。
在图7-7中，dataReceiveISR为中断服务程序，用来接收数据，但不进行数据处理。处理数据的工作由一个名为dsrTask的任务来进行。因此，dataReceiveISR接收到数据后，通过一个信号唤醒处理该数据的任务dsrTask，由dsrTask进行数据处理工作。
图7-7 ISR与DSR相结合的中断处理方式
在中断服务程序中可以使用实时内核提供的应用编程接口，但一般只能使用不会导致调用程序可能出现阻塞情况的编程接口，如可以进行挂起任务、唤醒任务、发送消息等操作，但不要使用分配内存、获得信号量等可能导致中断服务程序的执行流程被阻塞的操作。这主要是由于对中断的处理不受任务调度程序的控制，并优先于任务的处理。如果中断出现被阻塞的情况，将导致中断不能被及时处理，其余工作也就无法按时继续进行，将严重影响整个系统的确定性。
内存分配和内存释放过程中通常都要使用信号量，以实现对维护内存使用情况的全局数据结构的保护。因此，中断服务程序不能进行这类操作，也不能使用包含了这些操作的编程接口。这通常也意味着中断服务程序不能使用关于对象创建和删除方面（如任务创建与任务删除）的操作。
在实时系统中，完整的中断服务程序通常由实时内核和用户共同提供。实时内核实现关于中断服务程序的公共部分的内容，如保存寄存器和恢复寄存器等；中断服务程序中由用户提供的内容通常被称为是用户中断服务程序，实现对特定中断内容的处理。因此，如果要在用户中断服务程序中使用关于浮点处理方面的内容，就需要清楚实时内核是否对浮
点上下文进行了保护。由于大多数中断的处理都不涉及浮点内容，实时内核的中断管理中一般没有对浮点上下文进行处理。如果用户中断服务程序需要使用浮点操作，就需要在用户中断服务程序中实现对浮点上下文的保护与恢复，以确保任务的浮点上下文不会被破坏。
中断服务程序还需要同系统中的任务进行通信。从中断服务程序到任务的通信机制主要包括以下内容：
共享内存：中断服务程序同任务共享变量、缓冲区，实现中断服务程序与任务之间的通信；
信号量：中断服务程序可以释放任务正在等待的信号量；
消息队列：中断服务程序可以把消息发送给正在等待该消息的任务。由于中断服务程序不能被阻塞，如果消息队列已满，应该丢弃所发送的消息，而不能等待消
息队列有空间来存放该消息；
管道：中断服务程序可以把消息写到任务可以进行消息读取的管道中。由于中断服务程序不能被阻塞，如果管道已满，应该丢弃准备写入的消息；
异步信号：中断服务程序可以向任务发送异步信号，使任务对应的异步信号处理程序能够得到执行。
7.2 时钟管理
在实时系统中，时钟具有非常重要的作用。通过时钟，应用和内核能够查询当前时间、定时地完成各项工作、报警、有限的等待和睡眠等，是处理具有时间约束特性应用必不可少的内容。因此，实时内核都需要提供对时钟进行管理的机制。
时钟管理一般具有以下功能：
维持日历时间；
任务有限等待的计时；
软定时器的定时管理；
维持系统时间片轮转调度。
7.2.1 硬件时钟设备
大多数嵌入式系统有两种时钟源，分别为实时时钟（real time clock，RTC）和定时器/计数器。
实时时钟一般靠电池供电，即使系统断电，也可以维持日期和时间。如图7-8所示为三星44B0X（ARM7）芯片中的RTC部分。
图7-8所示RTC具有以下特点：
在系统没有上电的情况下，可由后备电池供电；
可以通过ARM的STRB/LDRB操作获取RTC以二进制编码的十进制数据格式向CPU提供8比特数据。数据包含秒、分、小时、日、月和年等内容；
使用一个外部的32.768KHz晶振；
包括一个闰年产生器；
提供告警中断或是从掉电模式中唤醒的告警功能：；
能够避免2000年问题（即千年虫问题）；
独立的电源引脚；
能够为实时内核的系统时钟提供毫秒级的时间中断；
能够进行循环复位。
图7-8 实时时钟硬件结构示例图
由于实时时钟独立于操作系统，所以也被称为硬件时钟，它为整个系统提供一个计时标准。
嵌入式处理器中已集成了多个定时器/计数器，实时内核需要一个定时器作为系统时钟（或称OS时钟），并由实时内核控制系统时钟工作。一般情况下，系统时钟的最小粒度是由应用和操作系统的特点决定的。
在不同的操作系统中，实时时钟和系统时钟之间的关系是不同的。实时时钟和系统时钟之间的关系通常也被称作操作系统的时钟运作机制。一般来说，实时时钟是系统时钟的时间基准，实时内核通过读取实时时钟来初始化系统时钟，此后二者保持同步运行，共同维系系统时间。所以系统时钟并不是本质意义上的时钟，只有当系统运行起来以后才有效，并且由实时内核完全控制。
从硬件的角度来看，定时器（timer）和计数器（counter）的概念是可以互换的，用来度量处理器的周期或是时钟的tick，其差别主要体现在硬件在特定应用中的使用情况。
图7-9 一个简单的定时器/计数器
图7-9为一个简单的定时器/计数器。该定时器包含一个可装入的8位计数寄存器，一个时钟输入信号和一个输出脉冲。通过软件可以把一个位于0x00和0xFF之间的初始数据转入到计数寄存器。随后的每一个时钟输入信号都会导致该值被增加。当8位计数器溢出时，就产生输出脉冲。输出脉冲可以用来触发处理器上的一个中断，或是在处理器能够读取的地方设置一个二进制位。输出脉冲是操作系统时钟的硬件基础，是因为输出脉冲将送到中断控制器上，产生中断信号，触发时钟中断，由时钟中断服务程序维持操作系统时钟的正常工作。为了重启定时器，软件需要重新装入一个相同或不同的初始数据到计数寄存器。
如果计数器是增量计数器，将从初始装入的数据开始，递增计数到0xFF。减量计数器则从初始装入的数据开始，递减计数到0xFF。
在一个典型的计数器中，当初始数据被装入后，可以使用一定的方式来启动计数器。该方式通常是在一个控制寄存器中设置一个二进制位。并且，一个实际的计数器也需要为处理器提供一种通过数据总线读取计数寄存器当前值的方式。
如果希望定时器能够自动重新装入初始数据，就需要一个锁存寄存器，以保存处理器所写入的计数数据。当处理器向锁存寄存器写入数据时，计数寄存器也被写入了该数据。定时器溢出时，定时器产生输出脉冲，然后自动把锁存寄存器中的数据重新装入到计数寄存器。这样，由于锁存寄存器仍然拥有处理器写入的数据，计数器将从同样的初始数据重新开始进行计数。这样的定时器能够产生与时钟具有相同精度的规则性输出。输出脉冲产生的周期性中断可以用于实时内核需要的tick，或是为UART提供一个波特率时钟，或是驱动需要规则脉冲的设备。
7.2.2 时间、定时管理
实时内核的时间、定时管理以系统时钟为基础，系统时钟一般定义为整数或长整数，提供给应用程序所有和时间有关的服务。系统时钟是由定时/计数器产生的输出脉冲触发中断而产生的。输出脉冲的周期叫做一个“时钟滴答”，也称为时标、tick。
tick为系统的相对时间单位，也被称为系统的时基，来源于定时器的周期性中断，一次中断表示一个tick。一个tick与具体时间的对应关系可在初始化定时器时设定，也就是说，tick所对应的具体时间长度是可以调整的。一般来说，实时内核都提供相应的调整机制，应用可以根据特定情况改变tick对应的时间长度。如，可以使系统5毫秒产生一个tick，也可以是10毫秒产生一个tick。tick的大小决定了整个系统的时间粒度。
定时器的初始化工作主要包含以下内容：
初始化定时器相关的寄存器；
设置tick的间隔时间，使定时器每隔一个确定的时间产生一个时钟中断；
挂接系统时钟中断处理程序。
通常来说，实时内核提供以下主要与时间、定时相关的管理：
维持相对时间（时间单位为tick）和日历时间；
任务有限等待的计时；
定时功能；
时间片轮转调度的计时。
这些管理功能是通过tick处理程序来实现的，如图7-10所示。定时器发生中断后，执行系统时钟中断处理程序，并在中断处理程序中调用tick处理程序，实现系统中与时间和定时相关的操作。tick处理程序作为实时内核的一部分，与具体的定时器/计数器硬件无关，由系统时钟中断处理程序调用，使实时内核具有对不同定时器/计数器硬件的适应性。
相对时间即系统时间，是指相对于系统启动以来的时间，以tick为单位，每发生一个tick，对系统的相对时间进行一次加1操作。实时内核根据tick对应的时间长度，可以把相对时间转换为以秒或是毫秒为单位的其他时间格式，并可根据实时时钟获得日历时间。
如果对任务设置了时间片处理方式，需要在tick处理程序中对当前正在运行的任务的已执行时间进行更新，使任务的已执行时间数值加1。执行加1操作后，如果任务的已执行时间同任务的时间片相等，表示任务使用完一个时间片的执行时间，需要结束当前任务的执行，设置调度标志，把当前任务放置到就绪链。
tick处理程序
图7-10 tick处理程序
时间等待链用来存放需要延迟处理的对象，产生tick后，需要对时间等待链中的对象的剩余等待时间值进行处理。对于时间等待的对象，通常都被组织为差分链表的方式进行管理，以有效降低时间等待对象的管理开销。在时间差分链中，每个表项所包含的计时值并非当前时刻到表项激活时刻的绝对计数，而是该表项和先于它的所有表项的计数值之和。对于图7-11所示的差分链，在当前时刻，A对象需要等待3个时间单位就应被激活，B对象需要等待5（3+2）个时间单位就应被激活，C对象需要等待10（3+2+5）个时间单位就应被激活，D对象需要等待14（3+2+5+4）个时间单位就应被激活。在当前时刻，如果有一个等待7个时间单位的对象E需要插入到队列中，由于7-3-2=2，而7-3-2-5=-3，因此E对象需要插入到差分链中介于对象B和对象C之间的位置，如图7-12所示。
对于差分时间链，系统每接收到一个tick，就修订链首对象的时间值。如果链表对象的
时间单位为tick，则每发生一个tick，链首对象的时间值就减1，当减到0时，链首对象就被激活，并从差分时间链中取下来，下一个对象又成为链首对象。
为实现定时功能，实时内核需要提供软件定时器管理功能，应用程序可根据需要创建、使用软件定时器。软件定时器在创建时，由用户提供定时值，当软件定时器的定时值减法计数为0时，触发定时器服务例程。用户可在此例程中完成自己需要的操作。因此，在tick 处理程序中需要对软件定时器的定时值进行减1操作，并在定时值为0时，触发挂接在该定时器上的服务例程。
图7-12 差分时间链
软件定时器可用于实现“看门狗”（watchdog）：在应用的某个地方进行软件定时器的停止计时操作，确保定时器在系统正常运行的情况下不会到期，即不会触发定时器服务例程；如果某个时候系统进入了定时器服务例程，就表示使用停止计时操作的地方没有执行到，系统出现了错误。
如果需要进行任务的重调度，tick处理程序还需要调用调度程序进行任务调度处理，使需要执行的下一个任务获得对CPU的控制。
在时间方面，内核通常提供以下功能：
设置系统时间。使应用能够设置当前系统的日期和时间；
获得系统时间。以日历时间、系统启动以来所经历的tick数等形式获得当前的系统时间；
维护系统时基、处理定时事件。通过时钟中断，维持系统日志时间、任务延迟时间、超时、单调速率周期、实现时间片等内容。
在定时方面，内核通常提供以下功能：
创建软件定时器。分配一个定时器数据结构，创建一个软件定时器，并为这个定时器分配用户指定的名字。新创建的定时器没有被激活，且没有相应的定时器服
务例程。软件定时器创建成功后，将为改定时器分配一ID标识；
启动软件定时器。使定时器在给定的时间过去后，触发定时器服务例程。对于软件定时器，通常还可以指定是单次触发还是周期触发。在单次触发中，只触发执
行一次挂接的定时服务例程；周期触发则可以在每次触发服务例程后，经过相同
的时间间隔又会触发挂接在该定时器上的服务里程；
使软件定时器停止计时。使指定的软件定时器停止工作。因此，对应的定时器服务例程不再被触发，除非定时器被重新激活；
复位软件定时器。把定时器的定时值恢复到原来设定的值；
删除软件定时器。用来删除一个软件定时器。如果定时器还在工作，则其自动停
止。该定时器对应的数据结构被返回给系统。
简单的客户服务流程规范
第一章服务体系 良好的客服形象良好的技术 良好的客户关系良好的品牌 一、“5S4E”服务 “5S4E”的宗旨是“客户永远是第一位”，从客户的实际需求出发，为客户提供真正有价值的服务，帮助客户更好地使用产品。体现了“良好的客服形象、良好的技术、良好的客户关系、良好的品牌”的核心服务理念，要求以最专业性的服务队伍，及时和全方位地关注客户的每一个服务需求，并通过提供广泛、全面和快捷的服务，使客户体验到无处不在的满意和可信赖的贴心感受。 通过建立一个完善的服务体系和服务质量监督体系，从而能为用户提供“亲切、快捷、专业”的体验。 通过建立一个良好的内部激励机制，培养一支充满活力的、能兢兢业业为客户服务的“友好、高效、专业”的客户服务队伍。 二、“5S4E”服务体系简介
“5S4E服务”提出了坚持服务质量和服务满意度的5个标准及客户服务将要达到的4个核心目的，即要以smiling（微笑）和sincere（诚挚）的服务态度，客户的服务需求在第一时间得到响应，得到充分的重视；要以speciality（专业）和speedy（快速）的服务水准，建构我们规范和专业的服务体系，第一时间解决客户应用中的问题，为客户提供量身定做的专业性服务；通过长期不懈、坚持永续的服务，持续提升客户服务价值，达到客户satisfied（满意）的服务效果。最终为客户提供快捷而不失其细心，专业而不失其亲切，持续而不失其稳定的高质量服务，提供品牌的认知度。也就是我们的核心“excellent customer service visualization(良好的客服形象）、excellent technology（良好的技术）、excellent customer relationship（良好的客户关系）及excellent brand（良好的品牌）” 客户服务部：是“5S4E”服务体系的最高管理机构，负责制定“5S4E”整体发展规划、客户服务规范与管理程序、XXXX各维修及销售类产品线服务政策、对各地维修站提供支持与监督工作。同时负责处理用户投诉及800免费技术咨询热线、互联网网上技术支持的日常运作。 各地维修站及技术工程部：是XX在全国各地的服务机构，负责为所在区域的XX 客户提供全方位的技术服务,并对相关产品维护人员提供适当培训。目前XX已在全国各地建立40个维修中心，覆盖面正逐步扩大。 三、“5S4E”特色 从客户的实际需求出发，努力探寻对客户真正有价值的新的服务内容与服务方式，形成有别于业界其他厂家的服务特色，是“5S4E”的不懈追求。
定时器中断程序设计实验
实验一定时器/中断程序设计实验 一、实验目的 1、掌握定时器/中断的工作原理。 2、学习单片机定时器/中断的应用设计和调试 二、实验仪器和设备 1、普中科技单片机开发板； 2、Keil uVision4 程序开发平台； 3、PZ-ISP 普中自动下载软件。 三、实验原理 805l 单片机内部有两个 16 位可编程定时／计数器，记为 T0 和 Tl。8052 单片机内除了 T0 和 T1 之外，还有第三个 16 位的定时器／计数器，记为 T2。它们的工作方式可以由指令编程来设定，或作定时器用，或作外部脉冲计数器用。定时器 T0 由特殊功能寄存器 TL0 和 TH0 组成，定时器 Tl 由特殊功能寄存器 TLl 和 TH1 组成。定时器的工作方式由特殊功能寄存器 TMOD 编程决定，定时器的运行控制由特殊功能寄存器 TCON 编程控制。T0、T1 在作为定时器时，规定的定时时间到达，即产生一个定时器中断，CPU 转向中断处理程序，从而完成某种定时控制功能。T0、T1 用作计数器使用时也可以申请中断。作定时器使用时，时钟由单片机内部系统时钟提供；作计数器使用时，外部计数脉冲由 P3 口的 P3．4(或 P3．5)即 T0(或 T1)引脚输入。 方式控制寄存器 TMOD 的控制字格式如下： 低 4 位为 T0 的控制字，高 4 位为 T1 的控制字。GATE 为门控位，对定时器／计数器的启动起辅助控制作用。GATE＝l 时，定时器／计数器的计数受外部引脚输入电平的控制。由由运行控制位 TRX （X=0,1）=1 和外中断引脚（0INT 或 1INT）上的高电平共同来启动定时器/计数器运行；GATE＝0时。定时器／计数器的运行不受外部输入引脚的控制，仅由 TRX（X=0,1）=1 来启动定时器/计数器运行。 C／-T 为方式选择位。C／-T＝0 为定时器方式，采用单片机内部振荡脉冲的 12 分频信号作为时钟计时脉冲，若采用 12MHz 的振荡器，则定时器的计数频率为 1MHZ，从定时器的计数值便可求得定时的时间。 C／-T＝1 为计数器方式。采用外部引脚(T0 为 P3．4，Tl 为 P3．5)的输入脉冲作为计数脉冲，当 T0(或 T1)输入信号发生从高到低的负跳变时，计数器加 1。最高计数频率为单片机时钟频率的 1／24。 M1、M0 二位的状态确定了定时器的工作方式，详见表。
操作系统实验一中断处理
实习一中断处理 一、实习内容 模拟中断事件的处理。 二、实习目的 现代计算机系统的硬件部分都设有中断机构，它是实现多道程序设计的基础。中断机 构能发现中断事件，且当发现中断事件后迫使正在处理器上执行的进程暂时停止执行，而让操作系统的中断处理程序占有处理器去处理出现的中断事件。对不同的中断事件，由于它们的性质不同，所以操作系统应采用不同的处理。通过实习了解中断及中断处理程序的作用。本实习模拟“时钟中断事件”的处理，对其它中断事件的模拟处理，可根据各中断事件的性质确定处理原则，制定算法，然后依照本实习，自行设计。 三、实习题目 模拟时钟中断的产生及设计一个对时钟中断事件进行处理的模拟程序。 [提示]： (1) 计算机系统工作过程中，若出现中断事件，硬件就把它记录在中断寄存器中。中 断寄存器的每一位可与一个中断事件对应，当出现某中断事件后，对应的中断寄存器的某一位就被置成―1‖。 处理器每执行一条指令后，必须查中断寄存器，当中断寄存器内容不为―0‖时，说明有中断事件发生。硬件把中断寄存器内容以及现行程序的断点存在主存的固定单元，且让操作系统的中断处理程序占用处理器来处理出现的中断事件。操作系统分析保存在主存固定单元中的中断寄存器内容就可知道出现的中断事件的性质，从而作出相应的处理。 本实习中，用从键盘读入信息来模拟中断寄存器的作用，用计数器加1 来模拟处理器 执行了一条指令。每模拟一条指令执行后，从键盘读入信息且分析，当读入信息=0 时，表示无中断事件发生，继续执行指令；当读入信息=1 时，表示发生了时钟中断事件，转时钟中断处理程序。 （2）假定计算机系统有一时钟，它按电源频率（50Hz）产生中断请求信号，即每隔20 毫秒产生一次中断请求信号，称时钟中断信号，时钟中断的间隔时间（20 毫秒）称时钟单
VS进行时钟中断
时钟中断处理 1.VS2010中如何用C进行时钟中断处理？ 如何获取时钟中断并进行中断处理（简洁的说一下怎么写整个中断处理过程）？应该用到哪个头文件中的什么函数？ 代码： UINT SetTimer( HWND hWnd, // handle of window for timer messages UINT nIDEvent, // timer identifier UINT uElapse, // time-out value TIMERPROC lpTimerFunc // address of timer procedure ); winuser.h.//头文件 每隔uElapse毫秒的时间,就会发送一个WM_TIMER消息。 2.VS2010 C++中让结果窗口暂停 一是：使用std::cin.get()可以让窗口保持等待状态。 二是：#include
中断服务程序流程图
第一讲： 第六章I/O接口原理-接口、端口、编址 回顾：微机系统的层次结构，CPU、主机、接口电路及外部设备之间的结构关联，输入/输出的一般概念。 重点和纲要：微机系统主机与外部设备之间的数据传送，包括I/O端口的寻址方式，输入/输出的传送控制方式。 讲授内容： 6. 1 输入/输出数据的传输控制方式 一、输入/输出的一般概念 1．引言 输入/输出是微机系统与外部设备进行信息交换的过程。输入/输出设备称为外部设备，与存储器相比，外部设备有其本身的特点，存储器较为标准，而外部设备则比较复杂，性能的离散性比较大，不同的外部设备，其结构方式不同，有机械式、电动式、电子式等；输入/输出的信号类型也不相同，有数字信号，也有模拟信号；有电信号，也有非电信号；输入/输出信息的速率也相差很大。因此，CPU与外部设备之间的信息交换技术比较复杂。 CPU与外设之间的信息交换，是通过它们之间接口电路中的I/O端口来进行的，由于同一个外部设备与CPU之间所要传送的信息类型不同，方向不同，作用也不一样（例如数据信息、状态信息、控制信息、输入/输出等），所以接口电路中可以设置多个端口来分别处理这些不同的信息。 2．输入/输出端口的寻址方式 微机系统采用总线结构形式，即通过一组总线来连接组成系统的各个功能部件（包括CPU、内存、I/O端口），CPU、内存、I/O端口之间的信息交换都是通过总线来进行的，如何区分不同的内存单元和I/O端口，是输入/输出寻址方式所要讨论解决的问题。
根据微机系统的不同，输入/输出的寻址方式通常有两种形式：(1)．存储器对应的输入、输出寻址方式 这种方式又称为存储器统一编址寻址方式或存储器映象寻址方式。 方法：把外设的一个端口与存储器的一个单元作同等对待，每一个I/O端口都有一个确定的端口地址，CPU与I/O端口之间的信息交换，与存储单元的读写过程一样，内存单元与I/O端口的不同，只在于它们具有不同的的地址。优点： ①CPU对I/O端口的读/写操作可以使用全部存储器的读/写操作指令，也可 以用对存储器的不同寻址方式来对I/O端口中的信息，直接进行算术、逻辑运算及循环、移位等操作。 ②内存与外设地址的分配，可以用统一的分布图。 ③不需要专门的输入、输出操作指令。 缺点： ①内存与I/O端口统一编址时，在地址总线根数一定的情况下，使系统中 实际可以直 接寻址的内存单元数减少。 ②一般情况下，系统中I/O端口数远小于内存单元数，所以在用直接寻址方 式来寻址这些端口时，要表示一个端口地址，必须用与表示内存单元地址相同的字节数，使得指令代码较长，相应地读/写执行时间也较长，这对提高系统的运行速度是不利的。 Mortorola公司的M6800CPU等均采用这种寻址I/O端口的方式。 3. CPU与外设之间所传送的信息类型 CPU与I/O端口之间所交换的信息，可以有下列几种类型： ①数据信息：包括数字量、模拟量、开关量等，可以输入、也可以输出 ②状态信息：这是I/O端口送给CPU的有关本端口所对应的外设当前状态 的信息。供CPU进行分析、判断、决策。 ③控制信息：这是CPU送给I/O端口的控制命令，使相应的外部设备完成 特定的操作。 数据信息、状态信息和控制信息是不同类型的信息，它们所起的作用也不一样。但在8086/8088微机系统中，这三种不同类型的信息的输入、输出过程是相同的。为了加以区分，可以使它们具有不同的端口地址，在端口地址相同的情况下，可以规定操作的顺序，或者在输入/输出的数据中设置特征位。
中断定时器数字钟(51单片机)
多功能数字钟（A） 一、任务 设计制作一个24小时制多功能数字钟。示意图如下（仅供参考）： 二、要求 （1）具有时间设置（小时和分钟）、闹钟时间设置、闹钟开、闹钟关功能。 （2）数字显示小时、分钟，有AM、PM指示器，闹钟就绪灯，蜂鸣器。 （3）220V供电。 #include
void delay(uint t) //延时代码 { uint x,y; for(x=t;x>0;x--) for(y=120;y>0;y--); } void initial() //初始化 { TMOD=0x01; //T0方式1计时0.05S TH0=(65536-50000)/256;//定时器T0的高四位赋值 TL0=(65536-50000)%256;//定时器T0的低四位赋值 EA=1; //中断允许 ET0=1; //允许计数器T0中断 TR0=1; //开中断，启动定时器 } void timer0() interrupt 1 //定时器启动1模式 { TH0=(65536-50000)/256; TL0=(65536-50000)%256; i++; if(i==18) { i=0; miao++; //根据振荡频率计算时间增加秒 if(miao==60) //如果秒=60了归为零且分钟增加一分钟 { miao=0; clock[0]=clock[0]+1; if(clock[0]==60) //如果分钟为60，小时增加1 { clock[0]=0; clock[1]=clock[1]+1; if(clock[1]==24) //小时为24小时制，如果24即为0 { clock[1]=0; } } } } }
stm32中断源与事件总结20130710
STM32的NVIC 嵌套向量中断控制器 异常 Cortex-M3处理器和NVIC对所有优先级进行划分和处理。所有的异常处理均在Handle 模式下进行。当出现异常时，处理器的状态被自动保存到栈中；在中断服务子程序结束之后，又会自动从栈中恢复处理器的状态。获取中断向量和状态保存是同时进行的，这提高了进入中断处理的效率。Cortex-M3处理器支持尾链技术，即当发生背靠背中断时，无需保存和恢复状态，而是继续执行。Cortex-M3处理器的一下特性，提高了处理异常的效率并降低了时间的延迟。 ◆处理器状态的自动保存和恢复； ◆中断向量表读取与处理器状态保存并行处理； ◆支持尾链技术，当处理背靠背的中断时，不需要在2个终端服务子程序之间进行入栈和出栈操作； ◆可动态重设优先级； ◆NVIC和Cortex-M3处理器和紧密耦合，可尽早处理中断，尤其是晚到的高优先级中断； ◆中断的数目可以配置，1~240； ◆为Handle和Thread模式分别提供独立的栈和访问权限等级； ◆可屏蔽优先级以支持临界区。 一、异常的种类 Cortex-M3处理器将复位、不可屏蔽中断、外部中断、故障都统一为异常，异常有多种类型。故障是指指令执行时由于错误的条件所导致的异常。故障可分为同步故障和一般故障，同步故障是指当指令产生错误时就同时报告错误，而异步故障则是指当指令产生错误时无法保证同时报告错误。下表列出了异常的类型、位置和优先级。位置是指中断向量在中断向量表中的位置，是相对于中断限量表开始处字的偏移。优先级的值越小，优先级越高。
二、中断优先级 在CM3 中，优先级对于异常来说很关键的，它会影响一个异常是否能被响应，以及何时可以响应。优先级的数值越小，则优先级越高。CM3 支持中断嵌套，使得高优先级异常会抢占(preempt)低优先级异常。有3 个系统异常：复位，NMI 以及硬fault ，它们有固定的优先级，并且它们的优先级号是负数，从而高于所有其它异常。所有其它异常的优先级则都是可编程的（但不能编程为负数）。 原则上，CM3 支持3 个固定的高优先级和多达256 级的可编程优先级，并且支持128级抢占（128 的来历请见下文分解——译注）。但是，绝大多数CM3 芯片都会精简设计。以致实际上支持的优先级数会更少，如8 级，16级，32级等。它们在设计时会裁掉表达优先级的几个低端有效位，以达到减少优先级数的目的（可见，不管使用多少位，优先级号是以MSB 对齐的——译注）。 举例来说，如果只使用了3 个位来表达优先级，则优先级配置寄存器的结构会如图7.1所
LINUX内核时钟中断机制
Linux内核的时钟中断机制 opyright © 2003 by 詹荣开 E-mail:zhanrk@https://www.360docs.net/doc/bb5021095.html, Linux-2.4.0 Version 1.0.0，2003-2-14 摘要：本文主要从内核实现的角度分析了Linux 2.4.0内核的时钟中断、内核对时间的表示等。本文是为那些想要了解Linux I/O子系统的读者和Linux驱动程序开发人员而写的。 关键词：Linux、时钟、定时器 申明：这份文档是按照自由软件开放源代码的精神发布的，任何人可以免费获得、使用和重新发布，但是你没有限制别人重新发布你发布内容的权利。发布本文的目的是希望它能对读者有用，但没有任何担保，甚至没有适合特定目的的隐含的担保。更详细的情况请参阅GNU 通用公共许可证(GPL)，以及GNU自由文档协议(GFDL)。 你应该已经和文档一起收到一份GNU通用公共许可证(GPL)的副本。如果还没有，写信给：The Free Software Foundation, Inc., 675 Mass Ave, Cambridge,MA02139, USA 欢迎各位指出文档中的错误与疑问。 前言 时间在一个操作系统内核中占据着重要的地位，它是驱动一个OS内核运行的“起博器”。一般说来，内核主要需要两种类型的时间： （1）、在内核运行期间持续记录当前的时间与日期，以便内核对某些对象和事件作时间标记（timestamp，也称为“时间戳”），或供用户通过时间syscall进行检索。 （2）、维持一个固定周期的定时器，以提醒内核或用户一段时间已经过去了。 PC机中的时间是有三种时钟硬件提供的，而这些时钟硬件又都基于固定频率的晶体振荡
功能强大的时钟中断
单片机编程技巧----功能强大的时钟中断 在单片机程序设计中，设置一个好的时钟中断，将能使一个CPU发挥两个CPU的功效，大大方便和简化程序的编制，提高系统的效率与可操作性。我们可以把一些例行的及需要定时执行的程序放在时钟中断中，还可以利用时钟中断协助主程序完成定时、延时等操作。 下面以6MHz时钟的AT89C51系统为例，说明时钟中断的应用。 定时器初值与中断周期时钟中断无需过于频繁，一般取20mS(50Hz)即可。如需要百分之一秒的时基信号，可取10mS(100Hz)。这里取20mS，用定时器T0工作于16位定时器方式(方式1)。T0的工作方式为：每过一个机器周期自动加1，当计满0FFFFh，要溢出时，便会产生中断，并由硬件设置相应的标志位供软件查询。即中断时比启动时经过了N+1个机器周期。所以，我们只要在T0中预先存入一个比满值0FFFFh小N的数，然后启动定时器，便会在N个机器周期后产生中断。这个值便是所谓的“初值”。下面计算我们需要的初值：时钟为6MHz，12个时钟周期为一 个机器周期，20mS中有10000个机器周期。(10000)10=(2710)16，则0FFFFh-2710h+1=0D8F0h。由于响应中断、保护现场及重装初值还需要 7~8个机器周期，把这个值再加上7，即T0应装入的初值是0D8F7h。每次中断进入后，先把A及PSW的值压入堆栈，然后即把0D8F7h装入T0。 设置一个单元，每次中断加1我们可以取内部RAM中一个单元，取名为INCPI(Increase Per Interrupt)，在中断中，装完T0初值后，用INC INCPI指令将其加一。从这个单元中，无论中断程序还是主程序，都可以从中获得20mS的1~256之间任意整数倍的信号。例如：有一段向数码管送显的程序，需要每0.5秒执行一次以便刷新显示器，便可以设一单元(称为等待单元)W_DISP，用 MOV A,INCPI ADD A,#25 MOV W_DISP,A 语句让其比当前的INCPI值大25，然后在每次中断中检查是否于INCPI值相等。若相等，说明已过了25个中断周期，便执行送显程序，并且让W_DISP再加上25，等待下个0.5秒。我们可以设置多个等待单元，以便取出多个不同的时基信号。让中断程序在每次中断时依次查询各个等待单元是否与INCPI相等，若相等，则执行相应的处理，并重新设置该等待单元的值，否则跳过。例如：用0.5秒信号刷新或闪烁显示器，用1秒信号产生实时时钟，或输出一定频率的方波，以一定间隔查询输入设备等。 在中断中读键，通常，我们在主程序中读键盘，步骤为：扫描键盘，若有键按下，则延时几十毫秒去抖动，再次确认此键确实按下，然后处理该键对应的工作，完成后再次重上述步骤。但这有两点不足： 1.处理相应工作时无法锁存按键的输入，即可能漏键。 2.延时去抖时CPU无法做其它事情，效率不高。 如果把读键放入时钟中断中，则可避免上述不足。方法为：如果两次相邻的中断中都读到同一个键按下，则这个键是有效的(达到了去抖目的)，并将其锁存到先入先出(队列)的键盘缓冲区，等主程序来处理。这样，主程序处理按键的同时，仍可响应键盘的输入。缓冲区深度通常可设为8级，若锁存的键数多于8个，则忽略新的按键，并报警提示用户新的按键将无效。若键盘缓冲队列停滞的时间大大长于主程序处理按键所需要的最大时间，说明主程序已出错或跑飞，可以在中断用指令将系统复位，起到了看门狗的目的。 主程序中的延时，由于有常开的时钟中断，所以当主程序中有需要时间较短、精度较高的延时时，应暂时把时钟中断关闭。而程序中需要时间较长、精度不高的延时时，便可仿照下需的写法，避免多层嵌套的循环延时。 例：在P1.1输出1秒的高电平脉冲 MOV A,INCPI INC A CJNE A,INCPI$ ；等待一次中断处理完成 SETB P1.1 ；设P1.1为H，脉冲开始 ADD A,#50 ；50个20mS为1秒 CJNE A,INCPI,$ ；等中断将INCPI加一50次 CLR P1.1 ；设P1.1为L，脉冲结束 结束语：从上看出，要灵活地应用时钟中断，将任务合理分配给中断和主程序，并且二者要分工明确，接口简单。这其中的技巧还需要大家在实践中多多摸索与体会。另外要注意：应尽量缩短中断处理程序的执行时间，更不要长于20mS。
C51单片机时钟中断及主要问题
C51单片机时钟中断及主要问题 一. 中断一般概念 51单片机一共设有5个中断源. 引起CPU中断根源, 成为中断源. 中断嵌套, 也即单片机在处理一个中断时又发生了一个中断, 单片机中断当前中断程序, 转而去处理新的中断程序. 中断优先级, 通过中断优先级寄存器设置. 1. 中断源及其默认优先级 52单片机共有6个中断源, 如下: 符号名称产生条件 INT0 外部中断0 由P3.2端口线引入, 低电平或下降沿引起 INT1 外部中断1 由P3.3端口线引入, 低电平或下降沿引起 T0 定时器/计数器0 由T0计数器计满回零引起 T1 定时器/计数器1 由T1计数器计满回零引起 T2 定时器/计数器2 由T2计数器计满回零引起 TI/RI 串行口中断串行端口完成一帧字符发送/接受后引起 其中, T2是52单片机独有的. 其默认中断优先级别如下: 中断源默认优先级别序号(C语言用) 入口地址(汇编) INT0 最高0 0003H T0 第2 1 000BH INT1 第3 2 0013H T1 第4 3 001BH TI/RI 第5 4 0023H T2 最低 5 002BH 2.中断控制中的特殊功能寄存器SFR (1). 中断允许寄存器IE(Interrupt Enable) 位序号位符号位地址说明 D7(高位) EA 0xAF 全局中断允许位 D6 -- -- 无效位 D5 ET2 0xAD Timer2中断允许位
D4 ES 0xAC 串行口中断允许位 D3 ET1 0xAB Timer1中断允许位 D2 EX1 0xAA 外部中断1中断允许位 D1 ET0 0xA9 Timer0中断允许位 D0(低位) EX0 0xA8 外部中断0中断允许位 备注对于上述所有中断允许位: 1: 打开该中断 0: 关闭该中断 (2). 中断优先级寄存器IP(Interrupt Priority) 位序号位符号位地址说明 D7(高位) -- -- 无效位 D6 -- -- 无效位 D5 -- -- 无效位 D4 PS 0xBC 串行口中断优先级控制位 D3 PT1 0xBB Timer1中断优先级控制位 D2 PX1 0xBA 外部中断1中断优先级控制位 D1 PT0 0xB9 Timer0中断优先级控制位 D0(低位) PX0 0xB8 外部中断0中断优先级控制位 备注对于上述所有中断优先级控制位: 1: 设置对应的中断为高优先级 0: 设置对应的中断为低优先级 二. 单片机的定时器中断 定时器/计数器实质是一个16位的加1计数器, 由高8位(THx)和低8位(TLx)两个寄存器组成. TMOD是定时器/计数器的工作方式寄存器, 确定工作方式和功能; TCON是控制寄存器, 控制T0, T1的启动和停止及设置溢出标志. 1. 定时器/计数器工作方式寄存器TMOD 定时器/计数器工作方式寄存器在特殊功能寄存器中, 字节地址为0x89, 不能位寻址, TMOD 用来确定定时器的工作方式及功能选择. 单片机复位时TMOD全部被清0. 各位的含义如下: 位序号控制位符号说明 D7(高位) Timer1 GA TE 门控制位. 0表示Timer启动与停止仅受TCON寄存 器TRx(x=0, 1)控制
实验二时钟中断实验实验报告概要
《时钟中断实验》实验报告 姓名: 赵广元 学号: 1428403058 学院: 电子信息学院 班级: 电子信息工程
时钟中断实验 一实验目的 1.熟悉定时器初始化的步骤 2.熟悉定时器控制寄存器（TCR）的含义和使用 3.熟悉定时器中断的原理和使用 二实验设备 本实验设备包括：PC机、CCS2.1和5416DSK开发板 三实验内容 本实验要求编一个简单的定时器中断程序，设置一定的周期控制XF引脚输出电平周期性变化。当定时器中断产生时可以观察到XF引脚输出电平周期性变化。 四实验原理 中断处理： 接受中断请求→应答中断→执行中断服务程序ISR 定时器中断：19号中断 当发生时钟中断时，PC值将指向时钟中断的中断向量地址 中断向量地址的计算方法： （1）取PMST寄存器的IPTR的值（中断向量指针，9位）； （2）查DSP的中断表得到时钟中断向量序号19； （3）将中断向量序号19左移2位 （4）将IPTR值左移7位（占高9位）与（3）相加，得到中断向量地址。 中断向量表程序设计： （1）TI54系列DSP最大支持序号0~31的32个中断（存在复用） （2）根据中断向量表地址计算方法，每四个中断向量占四个字（序号左移两位），整个中断向量表共占128个字 （3）硬件复位后，其中断向量表首地址为0xFF80(0号中断地址) （4）软件设置IPTR后，其中断向量表地址发生变化，为使高速响应中断，应在片内RAM中运行定时器： C54X系列的DSP都具有一个或者两个预定标的片内定时器，这种定时器是一个倒数定时器，它可以被特殊的状态位实现停止，重启动，重设置或者静止。定时器在复位后就处于运行状态，为了降低功耗可以禁止定时器工作。应用中可以用定时器来产生周期性的CPU中断或者脉冲输出。定时器的功能方框图如5.1所示，其中有一个主计数器（TIM）和一个预定标计数器（PSC）。TIM用于重装载周期寄存器（PRD）的值，PSC用来重装载周期寄存器（TDDR）的值。
实时时钟ISL1208的原理与应用
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其中：引脚X1、X2接外部晶振输入端，可直接以32. 768kHz的晶体源驱动；Vbat接后备电源/电容，该引脚不用时接地；SDA为串行数据输入输出端；SCL为串行时钟输入端；IRQ/Fout为中断/频率输出端，可用作中断/频率输出；Vdd和GND为电源和接地端。 3. ISL1208内部结构及其工作原理 ISL1208内部结构框图如图2。由图可知，ISL1208主要包括：I2C接口控制单元、实时时钟控制逻辑、时钟分频器、电源管理单元和寄存器单元。其中寄存器单元被分成四段：实时时钟、控制与状态、报警寄存器和用户SRAM；这四段寄存器各自含有不同的功能：实时时钟和报警寄存器用于写入/读出时间值和报警值，其写入形式为BCD码；控制与状态寄存器可完成对其他寄存器读写控制、报警与频率输出控制、模拟与数字微调控制等功能，其存储映射图如表1。 控制与状态寄存器（Control and Status） 控制与状态寄存器包括状态寄存器、中断与报警寄存器、模拟微调与数字微调寄存器。
状态寄存器（SR）：用来控制RTC失效、电池模式、报警触发、时钟计数器写保护、晶体振荡器使能以及状态位的自动复位或者提供相应的状态信息。在时钟上电时，需将写RTC使能位WRTC置“1”，以便 启动时钟计数。 中断控制寄存器（INT）：主要用于控制时钟的周期性和单事件报警。其中频率输出控制位FO3－FO0使能/禁止频率输出功能，并选择IRQ/FOUT引脚的输出频率（2-5Hz－215Hz）。在频率模式被激活时它将覆盖IRQ/FOUT引脚上的报警模式。报警使能位ALME使能/禁止报警功能，中断/报警模式位IM使能单 周期定时事件（IM＝0）/周期定时事件（IM＝1）。 模拟微调寄存器（ATR）：ATR0至ATR5为六位模拟微调位，可调整片内负载电容（CX1、CX2）的值，这一电容值用于RTC的频率补偿，其每一位都有不同的电容调节比重。有效的片内串联负载电容CLOA D 的范围从4.5pF至20.25pF，中间值为12.5pF（默认）。CLOAD可通过X1/X2引脚之间两个数字控制 电容器CX1和CX2调节。 数字微调寄存器（DTR）：数字微调位DTR0、DTR1和DTR2用来调整每秒钟的平均计数值和平均误差以获取更好的精度。其中DTR2为符号位（DTR2=0频率补偿>0，DTR2=1频率补偿<0），DTR1和DTR 0为刻度位：DTR1提供40ppm调整，DTR0提供20ppm调整。用以上三位可以表示－60ppm至+60ppm 的补偿范围。 4. 应用举例 4.1 硬件结构 ISL1208具有I2C接口，使其便于与各类处理器连接且硬件结构十分简单，传输速率最高可达400Hz。硬件结构如图3。其中时钟输入口SCL、数据输入输出口SDA分别与AT89C51的P1.6、P1.7腿相连，中断输出口IRQ/Fout接外部中断INT0。AT89C51通过RS232口与计算机相连，通过计算机对实时时钟产生 控制。Vbat引脚接后备电容器。
中断处理
中断处理 一、实习内容 模拟中断事件的处理。 二、实习目的 现代计算机系统的硬件部分都设有中断机构，它是实现多道程序设计的基础。中断机构能发现中断事件，且当发现中断事件后迫使正在处理器上执行的进程暂时停止执行，而让操作系统的中断处理程序占有处理器去处理出现的中断事件。对不同的中断事件，由于它们的性质不同，所以操作系统应采用不同的处理。通过实习了解中断及中断处理程序的作用。本实习模拟“时钟中断事件”的处理，对其它中断事件的模拟处理，可根据各中断事件的性质确定处理原则，制定算法，然后依照本实习，自行设计。 三、实习题目 模拟时钟中断的产生及设计一个对时钟中断事件进行处理的模拟程序。 [提示]： (1) 计算机系统工作过程中，若出现中断事件，硬件就把它记录在中断寄存器中。中断寄存器的每一位可与一个中断事件对应，当出现某中断事件后，对应的中断；寄存器的某一位就被置成“1”。 处理器每执行一条指令后，必须查中断寄存器，当中断寄存器内容不为“0”时，说明有中断事件发生。硬件把中断寄存器内容以及现行程序的断点存在主存的固定单元，且让操作系统的中断处理程序占用处理器来处理出现的中断事件。操作系统分析保存在主存固定单元中的中断寄存器内容就可知道出现的中断事件的性质，从而作出相应的处理。 本实习中，用从键盘读入信息来模拟中断寄存器的作用，用计数器加1来模拟处理器执行了一条指令。每模拟一条指令执行后，从键盘读入信息且分析，当读入信息=0时，表示无中断事件发生，继续执行指令；当读入信息=1时，表示发生了时钟中断事件，转时钟中断处理程序。 (2) 假定计算机系统有一时钟，它按电源频率（50Hz）产生中断请求信号，即每隔20毫秒产生一次中断请求信号，称时钟中断信号，时钟中断的间隔时间（20毫秒）称时钟单位。 学生可按自己确定的频率在键盘上键入“0”或“1”来模拟按电源频率产生的时钟中断信号。 (3) 中断处理程序应首先保护被中断的现行进程的现场（通用寄存器内容、断点等），现场信息可保存在进程控制块中；然后处理出现的中断事件，根据处理结果修改被中断进程的状态；最后转向处理器调度，由处理器调度选择可运行的进程，恢复现场使其运行。 本实习主要模拟中断事件的处理，为简单起见可省去保护现场和处理器调度的工作。 (4) 为模拟时钟中断的处理，先分析一下时钟中断的作用。利用时钟中断可计算日历时钟，也可作定时闹钟等。 计算日历时钟——把开机时的时间（年、月、日、时、分、秒）存放在指定的称为“日历时钟”的工作单元中，用一计时器累计时钟中断次数。显然，根据时钟中断的次数和时钟单位（20毫秒）以及开机时的日历时钟可计算出当前的精确的日历时钟（年、月、日、时、分、秒）。因此，可按需要计算出一个作业装入时的时间，一个作业撤离时的时间，终端用户使用终端的时间，以及其它场合需要确定的时间。 定时闹钟——对需要定时的场合，例如，处理器调度采用“时间片轮转”策略调度时，可把轮到运行的进程的时间片值（以时钟单位计算）送到称为“定时闹钟”的工作单元中，每产生一次时钟中断就把定时闹钟值减1，当该值为“0”时，表示确定的时间已到，起到定时的作用。 (5) 本实习的模拟程序可由两部分组成，一部分是模拟硬件产生时钟中断，另一部分模
1系统中断与时钟节拍
1 系统中断与时钟节拍 1.1 系统中断 中断是种硬件机制用于通知CPU有个异步事件发生了中断旦被系统识别CPU则保存部分(或全部)现场 (context)即部分(或全部）寄存器值跳转到专门子称为中断服务子(ISR)中断服务子做事件处理处理完成后执行任务调度回到就绪态优先级最高任务开始运行（对于可剥夺型内核）中断使得CPU可以在事件发生时才予以处理而不必让微处理器连续不断地查询(polling)是否有事件发生通过两条特殊指令：关中断(disable errupt)和开中断(enable errupt)可以让微处理器不响应或响应中断在实时环境中关中断时间应尽量短关中断影响中断响应时间关中断时间太长可能会引起中断丢失中断服务处理时间应该尽可能短中断服务所做事情应该尽可能少应把大部分工作留给任务去做 1.2 系统时钟节拍 时钟节拍是特定周期性中断（时钟中断）这个中断可以看作是系统心脏脉动操作系统通过时钟中断来确定时间间隔实现时间延时及确定任务超时中断之间时间间隔取决于不同应用般在10～200 ms之间时钟节拍式中断使得内核可以将任务延时若干个整数时钟节拍以及当任务等待事件发生时提供等待超时依据时钟节拍频率越快系统额外开销就越大系统定义了32位无符号整数OSTime来记录系统启动后时钟滴答数目用户必须在多任务系统启动以后再开启时钟节拍器也就是在OSStart之后μC/OSII中时钟节拍服务是通过在中断服务子中OSTimeTick实现时钟节拍中断服务子示意代码如下： void OSTickISR(void) { 保存处理器寄存器值； OSIntEnter 或是将OSIntNesting加1; OSTimeTick ; OSIntExit ; 恢复处理器寄存器值; 执行中断返回指令; } 2 时钟管理系统 2.1 μC/OSII时钟管理系统 μC/OSII原有时钟管理系统类似于Linux但是比Linux简单得多它仅向用户提供个周期性信号OSTime时钟频率可以设置在10～100 Hz时钟硬件周期性地向CPU发出时钟中断系统周期性响应时钟中断每次时钟中断到来时中断处理更新个全局变量OSTimeμC/OSII时钟中断服务核心是OSTimeTick OSTimeTick 用来判断延时任务是否延时结束从而将其置于就绪态其伪代码如下： void OSTimeTick(void) { OSTimeTickHook;// 用户定义时钟节拍外连 while { (除空闲任务外所有任务) OS_ENTER_CRITICAL;//关中断 对所有任务延时时间递减； 扫描时间到期任务并且唤醒该任务； OS_EXIT_CRITICAL;//开中断 指针指向下个任务；
计算机组成原理中断实验报告
北京建筑大学 2015/2016 学年第二学期 课程设计 课程名称计算机组成原理综合实验 设计题目微程序控制器设计与实现 系别电信学院计算机系 班级计141 学生姓名艾尼瓦尔·阿布力米提 学号 完成日期二〇一六年七月八日星期五 成绩 指导教师 （签名） 计算机组成综合实验任务书
指令执行流程图； ?5、利用上端软件，把所编写的微程序控制器内容写入实验台中控制器中。 ?6、利用单拍测试控制器与编程的要求是否一致。如果有错误重新修改后再写入控制器中。 7、编写一段测试程序，测试控制器运行是否正确。 实验目的 1．融合贯通计算机组成原理课程，加深对计算机系统各模块的工作原理及相互联系（寄存器堆、运算器、存储器、控制台、微程序控制器）。 2．理解并掌握微程序控制器的设计方法和实现原理，具备初步的独立设计能力；3．掌握较复杂微程序控制器的设计、调试等基本技能；提高综合运用所学理论知识独立分析和解决问题的能力。 实验电路 1. 微指令格式与微程序控制器电路 2.微程序控制器组成 仍然使用前面的CPU组成与机器指令执行实验的电路图，但本次实验加入中断系统。这是一个简单的中断系统模型，只支持单级中断、单个中断请求，有中断屏蔽功能，旨在说明最基本的原理。
中断屏蔽控制逻辑分别集成在2片GAL22V10（TIMER1 和TIMER2）中。其ABEL语言表达式如下： INTR1 := INTR; INTR1.CLK = CLK1; IE := CLR & INTS # CLR & IE & !INTC; IE.CLK= MF; INTQ = IE & INTR1; 其中，CLK1是TIMER1产生的时钟信号,它主要是作为W1—W4的时钟脉冲，这里作为INTR1的时钟信号，INTE的时钟信号是晶振产生的MF。INTS微指令位是INTS机器指令执行过程中从控制存储器读出的，INTC微指令位是INTC机器指令执行过程中从控制存储器读出的。INTE是中断允许标志，控制台有一个指示灯IE显示其状态，它为1时，允许中断，为0 时，禁止中断。当INTS = 1时，在下一个MF的上升沿IE变1，当INTC = 1时，在下一个MF的上升沿IE变0。CLR信号实际是控制台产生的复位信号CLR#。当CLR = 0时，在下一个CLK1的上升沿IE变0。当 CLR=1 且INTS = 0 且 INTC = 0时，IE保持不变。 INTR是外部中断源，接控制台按钮INTR。按一次INTR按钮，产生一个中断请求正脉冲INTR。INTR1是INTR经时钟CLK1同步后产生的，目的是保持INTR1与实验台的时序信号同步。INTR脉冲信号的上升沿代表有外部中断请求到达中断控制器。INTQ是中断屏蔽控制逻辑传递给CPU的中断信号，接到微程序控制器上。当收到INTR脉冲信号时，若中断允许位INTE＝０，则中断被屏蔽，INTQ仍然为０；若INTE ＝１，则INTQ ＝１。
MCU(RealTek)系统时钟及1ms中断设定
******************************************************************************* 学习内容： 1：Realtek的时钟 2：1ms 中断实现 3：volatile word time 20111027 ******************************************************************************* 1：Realtek的时钟 如果把Scaler比作是一个系统的大脑，它控制着系统的各种动作行为；那么，时钟则可以比喻成是这个系统的心脏，它控制的是整个系统要以什么状态来工作，是兴奋亦或是休闲/睡眠。 时钟周期与机器周期的关系 时钟周期：指系统时钟频率，可以是直接来自外部XTAL，也可以是来自其它时钟来源，如PLL。 机器周期：指程序运行一个基本指令操作需要的时间，8051单片机需要12个时钟周期，AVR单片机只需要1个时钟周期，还有些单片的机器周期为6个时钟周期或者4个时钟周期。 Realtek的时钟周期来源可以有三个： 1：外部XTAL 2：内部时钟（Lower Power IC上才有） 3：外部XTAL经过M2PLL倍频分频后的时钟，在软体中的参数设定为：_EMCU_XTAL ，它的单位为K 以Lenovo Li2361机种为例：当XTAL使用的是27M Hz，实际系统正常跑的时钟为经过PLL倍频后的时钟：_EMCU_XTAL=33.5M Hz。 在DC OFF 或Powersaving时，时钟是以外部XTAL=27M Hz来跑。 具体设定看CMcuSelectFlashClk(bit select)这个函数：
操作系统实验报告64263
一、实验内容 模拟时钟中断的产生及设计一个对时钟中断事件进行处理的模拟程序。 二、实验目的 现代计算机系统的硬件部分都设有中断机构，它是实现多道程序设计的基础。中断机构能发现中断事件，且当发现中断事件后迫使正在处理器上执行的进程暂时停止执行，而让操作系统的中断处理程序占有处理器去处理出现的中断事件。对不同的中断事件，由于它们的性质不同，所以操作系统应采用不同的处理。通过实习了解中断及中断处理程序的作用。本实习模拟“时钟中断事件”的处理，对其它中断事件的模拟处理，可根据各中断事件的性质确定处理原则，制定算法，然后依照本实习，自行设计。 三、实验题目 模拟时钟中断的产生及设计一个对时钟中断事件进行处理的模拟程序。 [提示]： (1) 计算机系统工作过程中，若出现中断事件，硬件就把它记录在中断寄存器中。中断寄存器的每一位可与一个中断事件对应，当出现某中断事件后，对应的中断；寄存器的某一位就被置成“1”。
处理器每执行一条指令后，必须查中断寄存器，当中断寄存器内容不为“0”时，说明有中断事件发生。硬件把中断寄存器内容以及现行程序的断点存在主存的固定单元，且让操作系统的中断处理程序占用处理器来处理出现的中断事件。操作系统分析保存在主存固定单元中的中断寄存器内容就可知道出现的中断事件的性质，从而作出相应的处理。 本实习中，用从键盘读入信息来模拟中断寄存器的作用，用计数器加1来模拟处理器执行了一条指令。每模拟一条指令执行后，从键盘读入信息且分析，当读入信息=0时，表示无中断事件发生，继续执行指令；当读入信息=1时，表示发生了时钟中断事件，转时钟中断处理程序。 (2) 假定计算机系统有一时钟，它按电源频率（50Hz）产生中断请求信号，即每隔20毫秒产生一次中断请求信号，称时钟中断信号，时钟中断的间隔时间（20毫秒）称时钟单位。 学生可按自己确定的频率在键盘上键入“0”或“1”来模拟按电源频率产生的时钟中断信号。 (3) 中断处理程序应首先保护被中断的现行进程的现场（通用寄存器内容、断点等），现场信息可保存在进程控制块中；然后处理出现的中断事件，根据处理结果修改被中断进程的状态；最后转向处理器调度，由处理器调度选择可运行的进程，恢复现场使其运行。 本实习主要模拟中断事件的处理，为简单起见可省去保护现场和处理器调度的工作。 (4) 为模拟时钟中断的处理，先分析一下时钟中断的作用。利用