Cortex и гонки при сне Опции

[ataradov]

Я никогда раньше на сон внимания не обращал, все проекты были с нормальным питанием. А тут нужно сделать спящее устройство с просыпанием по кнопке.

При просыпании нужно выполнить много действий (пересылка данных через радио), так что все обработчик прерывания не засунуть точно.

Проблема видится в следующем: если сразу перед вызовом __WFI() происходит прерывание, которое начинает эту долгую работу. Но как только обработка прерывания завершится, все уйдет в сон.

Что я пропустил? Как правильно обрабатывать такие ситуации?

Edit:
Похоже __WFI() проснется даже если прерывания заблокированы, так что правильная последовательность:

__disable_irq();
// подготовка ко сну
__WFI();
__enable_irq();

Сообщение отредактировал ataradov - Mar 28 2016, 17:13

[Kabdim]

Вчера уткнулся ровно в ту же задачу. Кмк большинство отвечающих слишком привыкли к ртосам. Самому писать кусок с переключением контекстов при отсутсвии ртос - саму написать кусок ртос, непрактично. Мне приходили на ум 2 варианта:
1. Основной цикл перенести в SVC
2. Пробуждающий обработчик прерываний меняет режим энергосбережения на слип и устанавливает таймер на ~20 тактов вперед. Даже если в это время сработает WFI, то произойдет быстрый выход из сна. Выглядит как костыль, но должно работать и не потребует миграции на ртос/написания своего маленького велосипедного ядра.

А ваш вариант с запретом работает?

[jcxz]

Вчера уткнулся ровно в ту же задачу. Кмк большинство отвечающих слишком привыкли к ртосам. Самому писать кусок с переключением контекстов при отсутсвии ртос - саму написать кусок ртос, непрактично.

А что там непрактичного? Всё переключение контекста - пара десятков команд.
Да и, если бы Вы внимательнее прочитали мой пост, как я писал - необязательно даже делать переключение контекста, достаточно задачу, обрабатывающую флаг, заключить в обработчик PendSV.
Но с переключением контекста - правильнее, так как и стек для задачи будет свой и режим - непривилегированный.

1. Основной цикл перенести в SVC

Вот это как раз непрактично. Или скорее даже невозможно. Насколько помню - у SVC приоритет выше чем у любого аппаратного прерывания (хотя может путаю), к тому же это - синхронное прерывание.
Но самое главное - а что это Вам даст? Вы и WFI внутри SVC будете выполнять? А в чём тогда разница с фоновой задачей?
А если Вы собираетесь возбуждать SVC внутри ISR аппаратного прерывания - это невозможно, ибо SVC - синхронное прерывание, это не PendSV, в ISR SVC будет вход сразу же, без ожидания выхода из ISR аппаратного прерывания, и последующие аппаратные прерывания будут заблокированы. Попытаетесь запретить - получите HardFault.

2. Пробуждающий обработчик прерываний меняет режим энергосбережения на слип и устанавливает таймер на ~20 тактов вперед. Даже если в это время сработает WFI, то произойдет быстрый выход из сна.

Ничего не понял. Если он пробуждающий - почему тогда он sleep устанавливает??? Сами себе противоречите....

Не нравится PendSV по каким-то причинам, вместо него можно использовать программное возбуждение любого аппаратного прерывания с приоритетом ниже любого используемого в ПО аппаратного прерывания. Хотя это ничем не отличается от PendSV, которое как раз для таких целей и сделано.

[AVI-crak]

Что там велосипедить?

Запрет прерываний CPSID I - это и есть большой глабля. Подобные грабли есть практически во всех мобильных ОС "реального времени". Но прикол в том что при запрете прерываний - перестаёт создаваться очередь этих самых прерываний согласно приоритетам, то-есть банально теряются прерывания. Шанс маленький, да и поймать его достаточно сложно - но сам факт накладывает ограничения на реальность. В идеале ос должна быть без запретов прерываний, а такой финт можно реализовать только через SVC.

А если Вы собираетесь возбуждать SVC внутри ISR аппаратного прерывания - это невозможно, ибо SVC - синхронное прерывание, это не PendSV, в ISR SVC будет вход сразу же, без ожидания выхода из ISR аппаратного прерывания, и последующие аппаратные прерывания будут заблокированы. Попытаетесь запретить - получите HardFault.

Без запретов прерываний - вызов SVC возможен из любого места, в любом режиме работы ядра. Живая очередь прерываний по приоритетам будет продолжать создаваться в фоне, без какого-либо лага.

Собственно моя ос - http://forum.ixbt.com/topic.cgi?id=48:11735
репозиторий https://bitbucket.org/AVI-crak/rtos-cortex-m3-gcc/commits/

Тот самый кусок кода - который отправляет ядро в сон по условию единственной оставшийся в конвертере нулевой задачи, когда в нулевой нет задач на обработку. То-есть момент когда чип сделал всё что от него требуется, и ожидает внешнего события.

Код

sTask_nil_re:
            ldr     r5, [r12, #12]          // адрес задач на обработку памяти
            cbnz    r5, sTask_nil_nw
            ldr     r0, [r12]
            ldr     r1, [r0]
            cmp     r0, r1                  // активная единственная нулевая
            ittt    ne                       // то ждём физики
            movne   r3, 0x10
            svcne   0x0                     // __switch 0x10
            bne     sTask_nil_re
            wfi
            b       sTask_nil_re
sTask_nil_nw:

В линейном коде без ос - достаточно языка С.
do { __WFI(); } while(флаг);

[jcxz]

Но прикол в том что при запрете прерываний - перестаёт создаваться очередь этих самых прерываний согласно приоритетам, то-есть банально теряются прерывания. Шанс маленький, да и поймать его достаточно сложно - но сам факт накладывает ограничения на реальность.

Бред!
При запрете прерываний они не теряются, а копятся в регистре запросов ожидающих прерываний. Как только прерывания будут разрешены, будет выбрано одно из ожидающих прерываний с наивысшим приоритетом и перейдёт в стадию обслуживания. Любая периферия на МК Cortex_M выдаёт прерывания "по уровню", т.е. - держит запрос пока он не будет обслужен.
И все эти страшилки про "грех запрета прерываний" - байки. Конечно запрет прерываний вносит задержку в обслуживание. Но система уже должна проектироваться с учётом этого и устойчивой к задержкам обработки прерываний, это особенности облуживания прерываний в любой системе на любом МК - всегда есть какая-то задержка, больше или меньше.

В идеале ос должна быть без запретов прерываний, а такой финт можно реализовать только через SVC.

SVC разработчиками ядра вообще не для этого задумывался. Соотвественно: такое использование его - неоптимально.

Без запретов прерываний - вызов SVC возможен из любого места, в любом режиме работы ядра. Живая очередь прерываний по приоритетам будет продолжать создаваться в фоне, без какого-либо лага.

Ну да - как же. Попробуйте вызвать SVC при запрещенных исключениях. Или изнутри ISR с более высоким приоритетом (точно не помню - можно ли перепрограммировать приоритет SVC, но кто-то выше утверждал что можно).
Получите HardFault. Так как SVC - синхронное прерывание. А для задачи ТСа нужно асинхронное. Типа PendSV (или любого аппаратного, возбуждаемого программно через регистр запросов NVIC).

В линейном коде без ос - достаточно языка С.
do { __WFI(); } while(флаг);

Вы даже не поняли исходного вопроса ТС и того, чего он боится. А именно - случаев ухода в сон при установленном флаге требования обработки, когда эта обработка делается в том же процессе, который вызывает WFI. Полностью устранить эту проблему, можно только вынеся обработку флага в отдельный ISR или процесс (также запускаемый по прерыванию).

Именно так.
В дополнение - изначально Base priority mask register содержит 8 бит для определения приоритета, хотя в Cortex используется только 4 бита. При новом прерывании с более высоким уровнем внутри уже работающего - выставляется признак вложенного прерывания в Priority mask register. Это для управления возвратом из нового прерывания. При этом сравнение уровня прерывания происходит в момент его события.
При запрете прерываний - и возникновении двух и более новых прерываний с разными уровнями - разрулить конечное состояние уже не получится.
По этому запоминается первая регистрация нового прерывания, а всё остальное - игнорируется.
В доках инфа на эту тему очень смутная. Проще проверить практически.

Регистр маски приоритетов очевидно используется для маскирования запросов с более низким приоритетом и влияет только на активацию нового прерывания, но никак не возврат.
Для возврата используется регистр LR, который указывает из какого режима CPU был вход в ISR и по какому стеку осуществлять возврат.
В доках всё описано кристалльно понятно. Прочитайте их!
И про два и более прерываний - там всё есть. Опять-же - RTFM!

[AVI-crak]

Бред!
При запрете прерываний они не теряются, а копятся в регистре запросов ожидающих прерываний. Как только прерывания будут разрешены, будет выбрано одно из ожидающих прерываний с наивысшим приоритетом и перейдёт в стадию обслуживания.

Действительно бред, записать в один регистр сразу кучу прерываний.

Вложенность прерываний организованна по подобию стека. Соответственно в один момент может быть доступно всего одно активное прерывание, при запрете оно и регистрируется. В момент регистрации определяется как будет осуществятся возврат из него.
Для разных состояний ядра arm - это разные точки восстановления, их всего 4 штуки. Дык вот, в момент действующего прерывания - этот адрес поддержки ядра уже использован. По заложенному сценарию после снятия запрета - можно будет выполнить одно дополнительное вложенное прерывание. Потому-что невозможно прописать адрес возврата для прерывания которое ещё не исполнилось, но имеет иной уровень приоритета.
Отсебятина в регистре возврата прерывания в режиме ос - типа 0xFFFFFFFD - это и есть указатель на этот регистр. Это значение lr пишется в стек при вложенном новом прерывании более высокого уровня. Всё пля, стек прерываний закрыт. Напомню - в ос вся система крутится на самом слабом прерывании. Это сделано для того чтобы всё содержимое стека прерываний было выгружено, и состоялся переход на стек потока.

Время отведённое для определения приоритета прерывания, а так-же установки адреса для чтения вектора - равно одному такту. Там просто нет возможности сравнивать все 15 уровней. Аппаратная возможность сравнения приоритета работает только в одну сторону - между действующим прерыванием и новым/отложенным более низким. Сравнить отложенное более высокое с новым низким отложенным - просто невозможно.

[jcxz]

Действительно бред, записать в один регистр сразу кучу прерываний.

В регистре находятся флаги запросов. Что в этом такого сверхъестественного? Каждый запрос - один бит. Что тут невозможного? А приоритеты для этих запросов - в другом регистре.

Время отведённое для определения приоритета прерывания, а так-же установки адреса для чтения вектора - равно одному такту. Там просто нет возможности сравнивать все 15 уровней. Аппаратная возможность сравнения приоритета работает только в одну сторону - между действующим прерыванием и новым/отложенным более низким. Сравнить отложенное более высокое с новым низким отложенным - просто невозможно.

Не понимаю - Вы чего доказать-то пытаетесь?
Что аппаратно сравнить несколько уровней приоритета невозможно? Откройте любой учебник по цифровой электронике. Никаких проблем в этом нет, хоть за полтакта.
Что процессор не сможет из двух ожидающих прерываний выбрать одно с наивысшим приоритетом и обслужить его первым, а затем - второе (если не пришло за это время более приоритетного)? Это противоречит здравому смыслу и докам на ядро, где это описывается. Если бы такое реально происходило, то после первого же запрета прерывания, во время которого успело прийти хотя-бы пару прерываний, происходила потеря прерываний и вообще нормальное функционирование было-бы невозможно. Миллионы устройств на Cortex-M работающих с кучей периферии с прерываниями и множественными запретами оных в коде - говорят об обратном.