TC3XX 中断系统IR模块详解

只看该作者 · 2024-11-30 14:32

1. 模块简介
对于嵌入式系统来说，实时性是一个非常重要的特性，相比较于桌面端系统，嵌入式系统往往部署在各种硬件设备上，这些硬件设备的控制往往都要求毫秒甚至微秒级的反馈。而在车规级控制器中，有些硬件功能的实时性要求就更为严苛。

而提到实时性，就不得不提中断，在计算机原理中，中断是一种用于打破正常程序执行流程的机制。中断允许计算机在执行程序的过程中临时暂停当前任务，转而处理其他优先级更高或需要立即处理的事件。这些事件可能来自系统的外部输入（如键盘、鼠标、定时器）或系统内部（如除零错误、内存访问错误等）。

广义的中断概念包括以下几个关键要素：

中断请求（Interrupt Request，IRQ）：外部设备或系统内部产生中断时，会向计算机发送中断请求。每个中断源通常有一个唯一的IRQ号。

中断向量表（Interrupt Vector Table，IVT）：计算机维护一个中断向量表，其中存储了每个可能中断的处理程序的地址。当中断发生时，计算机通过查找中断向量表找到相应中断的处理程序。

中断服务程序（Interrupt Service Routine，ISR）：中断服务程序是一段特定的代码，用于处理特定中断类型。当中断发生时，控制权会转移到相应中断的ISR，执行相关操作。

中断控制器（Interrupt Controller）：中断控制器负责管理和协调各个中断源，确保按照优先级处理中断。常见的中断控制器包括 PIC（Programmable Interrupt Controller）和 APIC（Advanced Programmable Interrupt Controller）。

中断的引入提高了计算机系统的响应性和并发性，允许系统在处理一些紧急事件时快速做出响应。中断机制是操作系统和硬件之间协调的重要手段，确保系统能够高效地处理各种事件。

TC3XX系列中断采用中断路由的方式，将硬件中断源和CPU、DMA进行灵活的连接，并且有着稳定可靠高效的硬件上下文保存机制，具有较高的中断实时性。

这里补充一点，中断虽然称为中断，但并不是在任意时刻都可以打断普通程序的运行，在计算机系统微观视角中，一般是每条指令执行之后（一条指令一般包括取指、译码、执行、访存等步骤）由硬件查询是否有中断需要执行，如果有就执行中断响应步骤，如果没有则继续下一条指令。

2. 功能介绍
2.1 中断系统
TC3XX系列的中断系统涉及到外设、中断控制器、CPU、DMA等的交互，每个模块内部都有与中断相关的控制寄存器，因而这里称其为中断系统，下面我们将从整体上，先阐述TC3XX系列芯片中断系统的交互逻辑。

熟悉ARM的朋友都知道，在ARM系统中，中断向量表中存放了每个中断服务例程（也就是中断函数）的地址，当出现中断信号时，由向量中断控制器VIC接收该信号，然后进入统一的中断枢纽例程中，在中断枢纽例程中查询向量表然后进行中断服务例程**的跳转。（下图为ARM PL190 VIC框图）

TC3XX系列的中断响应路线其实和这个类似，不同的是TC3XX中没有中断枢纽例程，CPU接收中断信号后直接跳转到中断向量表，在中断向量表中每个中断有最多32字节的代码空间，一般是在向量表中放跳转指令，跳转到实际执行的中断服务例程中。下图是TC3XX中断系统的硬件框图：

从图中我们可以看到整个中断系统包含来自软硬件的中断源，一个中断路由器IR，和对应的服务提供者，服务提供者可以是CPU或者是DMA，所以在这里中断请求的术语称之为Service Request，服务请求，因为它可能触发一个CPU中断，也可能是触发一个DMA转换。

它的大体响应流程是这样的：当外部中断源如ADC等模块产生了服务请求信号，会发送给IR，IR根据配置的优先级进行仲裁，并将胜出的服务请求路由至对应的服务提供者，如果服务提供者是CPU则是中断服务，如果是DMA则是某路DMA通道的转换使能信号。

下面我们展开介绍各个模块在中断系统中的运行逻辑。

2.2 中断源
中断源是由外设模块、软件模块等进行的服务请求，每个外设模块都有不同的请求事件，比如ADC模块当某个Group的转换完成之后会发出对应的服务请求，CAN或Eth模块在收到外部数据时会发出接收服务请求。具体的资源情况是硬件固定的，使用时需要查询对应模块的说明。

一般情况下，外设的中断信号没有开关，对应的事件发生之后就会向IR发送请求，而中断的控制逻辑由后续的IR模块和CPU来负责处理。

2.3 中断路由器IR
中断路由器IR负责接收系统的服务请求，然后进行优先级仲裁，并将仲裁胜出的请求路由至对应的服务提供者。它的输入是各个外设模块，输出则是CPU或DMA模块。IR模块主要包括服务请求节点（Service Request Node, SRN)、中断控制单元（Interrupt Control Unit，ICU）和外设总线接口（Bus Peripheral Interface，BPI）。IR有很多的SRN，每个SRN对应一个硬件的服务请求，比如ADC0有4个服务请求，则在IR中就有与其对应的4个SRN。中断控制单元负责与对应的服务提供者进行连接。外设总线接口则负责外设总线的连接。

2.3.1 服务请求节点SRN
每个SRN对应一个硬件的服务请求，外设模块的服务请求信号在硬件上一般是直接连接到其对应的SRN的，具体的中断控制如优先级、使能、状态查询等都是在SRN中进行的。每个SRN有一个服务请求控制寄存器（Service Request Control Register，SRC），如SRC_VADC_G3_SR0表示ADC3的SRC寄存器。

SRC寄存器中包含了这个服务请求的控制和状态量，下面我们详细介绍其中的每个成员。

Service Request Priority Number (SRPN)：服务请求优先级，也就是我们常说的中断优先级，它决定了服务请求在IR中仲裁的结果；同时它也是和CPU中断向量表对应，这个稍后在CPU中断逻辑中会介绍；另外当路由对象是DMA时，它指示对应的DMA通道

Enable Bit (SRE)：也就是中断使能位，如果使用中断则需要打开，决定IR是否将该请求路由到对应的服务提供者，如果使能位没有打开，也可以通过软件轮询SRR中断状态位来执行对应服务例程

Type-Of-Service Control (TOS)：服务类型，也就是选择将服务路由到哪个ICU中，CPU0、CPU1或者DMA，

Service Request Flag (SRR)：中断标志位，该位在服务提供者响应服务的时候会自动清除，所以TC3XX中不需要软件去清除中断标志位，但如果没有打开SRE使用的轮询，则需要每次执行后用CLRR清除中断标志位

Clear Bits（CLRR）：中断标志清除位，用来清除SRR，读的话一直是0

Set Bits（CLRR）：软件中断请求位，可以通过软件来请求一次中断

Interrupt Trigger Overflow Bit (IOV)：中断溢出标志位，如果一个中断没有被接收或者清除，又进行了一次触发，则该位会置位

Interrupt Trigger Overflow Clear Bit (IOVCLR)：中断溢出标志清除位，清除中断溢出标志，读的话一直是0

SW Sticky Bit (SWS)：软请求粘滞位，如果调用过SETR接口进行过软触发，则该位会置位直到清除

SW Sticky Clear Bit (SWSCLR)：软请求粘滞清除位，用来清除软请求粘滞位，读的话一直是0

SRC是中断系统中非常重要的寄存器，比如我们要判断硬件是否发出服务请求，就看SRR位。查看是否路由到CPU，就看SRE使能位，当然CPU中也有中断的使能和仲裁逻辑，我们下面会介绍。

2.3.2 Interrupt Control Unit (ICU)
每个SRN的服务请求会路由到一个ICU中，一个ICU连接一个CPU或者DMA，每个ICU内部进行服务请求的仲裁，并将仲裁的结果发送到连接的服务提供者。ICU中一般不需要配置，与CPU和DMA的连接相对比较固定。我们可以通过查询ICU的寄存器查看仲裁或路由情况，包括LASRx、ECRx等，这些寄存器一般是只读的，不需要用户配置，这里就不展开介绍了。

2.4 CPU as Interrupt Service Provider
当服务请求被路由到CPU的时候，CPU会接收IR的信号并作应答，然后执行对应的服务例程，也就是我们常说的中断。接下来我们从CPU的角度介绍中断的处理流程。在此之前，我们先介绍两个重要的寄存器，中断向量表基址指针（Base Interrupt Vector Table Pointer，BIV）和ICU中断控制寄存器（ICU Interrupt Control Register，ICR）。这里需要注意的是，这两个寄存器属于CPU寄存器，在多核系统中，每个核都有一套自己的CPU寄存器，所以会存在CPU0_ICR，CPU1_ICR，而前文提到的IR模块寄存器属于外设寄存器，一个系统里只有一套。CPU寄存器不能直接读写，要通过ENABLE、DISABLE、MTCR、MFCR等内核指令访问。

如上图是中断向量表基址指针寄存器，包括中断向量表基址BIV和向量空间选择位VSS。

BIV：Base Address of Interrupt Vector Table，中断向量表基址，TC3XX的中断向量表是存放在Flash中的连续地址，因此需要该寄存器来表示向量表基地址；
VSS：Vector Spacing Select，向量空间选择位，该位表征每个中断向量所占的内存空间，0表示每个中断向量占据32字节，1表示8字节，默认为32字节；

ICR是CPU主要的中断控制寄存器，其中包括全局中断使能位IE，当前CPU中断优先级位CCPN和等待中断优先级位PIPN。

IE：Global Interrupt Enable Bit，全局中断使能位，我们所使用的关闭所有中断操作，就是将该位置0，因为每个CPU是独立的，也有自己的ICR控制器，所以IE只控制当前核的中断开关；
CCPN：Current CPU Priority Number，当前CPU中断优先级，在非中断程序执行时，该位为0，进入中断时，该位会被硬件设置为所触发中断的优先级；
PIPN：Pending Interrupt Priority Number，等待中断优先级，表征当前CPU收到IR路由但还未处理的中断优先级；
2.4.1 中断向量列表
众所周知，早期的单片机系统中，硬件触发中断后，进入同一的中断入口函数，在入口函数中查找中断源，然后选择对应的中断服务例程。这样的系统结构中断的响应效率较低，后面才出现了向量中断。向量中断的核心亮点在于由硬件进行中断入口的查找和跳转，这样可以大大降低中断的响应时间，达到真正的高实时性。

TC3XX的中断向量表存放在PFlash（代码段）中的一段连续地址中，默认一个向量的存储空间是8 word（32字节），通过BIV指向其基地址。这里有一个非常巧妙的逻辑，中断向量的位置是和中断优先级绑定的，也就是前文IR模块中的SRC.SRPN，比如优先级为80的中断，它的向量地址就是基址加上偏移为BIV+80*32，CPU在接收该中断信号后第一行运行的代码也就是这个位置。这样设计省去了从中断源到中断入口地址的链接开销，只需要在编译过程中对中断向量表进行编址，CPU在接收到IR的中断信号之后直接按照对应的优先级进行跳转。中断向量表在内存中的结构如下图：

如图我们还可以看到，向量表是支持跨优先级占用的。因为一般情况下32字节放不下中断服务例程，只能放跳转指令，但是如果代码量不那么大，可以通过占有多优先级的方式，省去一次跳转。上图中优先级25放置了一个中断，通过优先级2的中断源触发，这里35因为被占据，所以要注意不能再给其他中断使用了。

2.4.2 CPU中断控制策略
前面我们提到，IR模块中有SRC.SRE位表征到达IR的服务请求信号是否会被路由，但是路由到CPU之后也并非能够直接执行，还需要判断相关的条件。

我们都知道，系统在运行过程中有时需要进入临界区时，防止中断程序或者OS调度程序破坏数据一致性。而根据数据的保护需求，对于临界区的实现可能是关闭所有中断，或者关闭OS中断（也就是关闭某一优先级以下中断）。

对于TC3XX来说，如果要关闭所有中断，那么操作方法就是将ICR.IE置0，此时所有路由到该CPU的中断都处于Pending状态，不会被接收。而如果要关闭OS中断，将所有OS优先级以下的中断全部屏蔽，则可将ICR.CCPN设置为目标门槛优先级，小于或等于该优先级的中断都将被屏蔽。

所以当中断信号到达CPU的时候，如果ICR.IE为1，且该中断优先级大于ICR.CCPN中指示的当前CPU中断优先级，CPU会接收该中断，向IR发出ACK信号，则IR中的中断标志位SRC.SRR会被硬件清除，然后CPU开始执行中断响应步骤。

2.5 DMA as Interrupt Server Provider
除了CPU接收IR的服务请求信号执行中断响应程序以外，TC3XX的中断系统还有一个亮点，那就是将服务请求信号路由到DMA中，硬件触发一次DMA转换。这种连接，我们只需要将SRC.TOS设置为DMA，然后将SRC.SRPN设置为目标DMA通道号，即可实现路由。

我们都知道，根据摩尔定律，计算机的计算能力每18个月能翻一倍，而存储器的性能每年只能提升7%，所以经过这么多年的发展，内存已经成为了计算机计数的瓶颈，现在CPU的Cache不断增大，也就是为了照顾这一短板。

而DMA的主要目的是承担CPU数据读写的任务，从而解放CPU的算力。TC3XX中实现了将外设的中断信号连接到DMA中，我们就可以通过设计外设触发链路，不经过CPU就能完成外设数据的处理。比如通过ADC中断触发DMA，能够直接将ADC采样数据取到RAM中；通过将SPI的中断信号路由到DMA，就能完成后台异步SPI发送。

2.6 CPU中断处理流程
当所有条件满足，CPU就要开始响应中断了，下面我们将介绍CPU对于中断的响应和退出流程。

在CPU决定响应中断时，并不是直接去按向量表执行其中断服务例程，而是先由硬件执行一系列操作进行上下文保存，也就是保护现场，而在退出中断之后也需要加载上下文，也就是恢复现场。下面我们先详细介绍CPU对于中断的硬件响应步骤：

第一步是保存上部分上下文，TC3XX系列芯片中存在硬件CSA机制，分为上、下两部分上下文，主要包括通用寄存器和链接地址等信息，其中上部分是由中断或者异常时由硬件自动保存，并在退出时使用RFE指令加载回来，下图为CSA结构图，关于CSA的机制本文就不展开讨论了，后续会出专题进行介绍；

保存返回地址寄存器A[11]，也就是我们常说的链接寄存器；
如果此时CPU的中断栈使能开关PSW.IS没有打开，则硬件会将栈寄存器A[10]（SP指针）指向中断栈指针ISP，以使用中断的栈，同时将PSW.IS置位；
将I/O模式（外设访问权限）设置为Supervisor模式；
将当前保护寄存器集设置为PSW.PRS=000B，TC3XX每个核有6套内存保护的设置集，如果使用了内存保护则这里表示会切换到PSW.PRS=000指向的保护策略；
调用深度计数器PSW.CDC清零，并且调用深度限制被设置为64；
调用深度检查打开：PSW.CDE=1；
PSW安全位被设置为SYSCON中的值：PSW.S = SYSCON.IS；
全局地址寄存器A[0], A[1], A[8], A[9]的写入会被禁用：PSW.GW=0；
当前全局中断使能位ICR.IE被保存到PCXI链接字寄存器中的先前全局中断使能位PCXI.PIE中，然后将ICR.IE置0，关闭所有中断；
当前中断优先级ICR.CCPN被保存到PCXI链接字寄存器中的先前中断优先级位PCXI.PCPN（这里顺便一提，PCXI在上部分上下文中，第一步已经保存到CSA中了，因此在嵌套处理时，此处PCXI可以写入，以实现中断嵌套）；
等待中断优先级位ICR.PIPN被写入到当前CPU中断优先级位ICR.CCPN；
从中断向量表中取第一条指令，然后开始执行中断服务函数，至此硬件的处理流程结束。
回看整个中断响应流程，其实CPU在响应中断的时候，主要做的事情就是保护上下文、切换系统模式、切换中断环境，这在任何一个系统中都是必需的，而TC3XX得益于其独特的硬件上下文自动保存机制，省去了软件压栈的时间，对中断的实时性有较好的优化作用。

中断执行完毕之后自然需要退出中断，退出中断需要使用RFE指令，然后硬件会执行相应的步骤：

将链接字寄存器中的先前中断优先级位PCXI.PCPN写入到ICR.CCPN中，这样就恢复了中断进入之前的系统中断优先级门槛；
将链接字寄存器中的PCXI.PIE被恢复到ICR.IE中；
从CSA中加载进入中断时保存的上部分上下文。
从中断退出流程我们可以看到，其实主要的硬件处理是还是处理上下文和中断环境。TC3XX的中断是可以直接嵌套的，我们可以直接在中断服务例程中使能全局中断，打开嵌套，得益于其完善的硬件上下文保存机制，软件不需要像ARM一样执行系统模式切换和额外的上下文保存工作，从而提升了系统执行效率。

2.7 不可屏蔽中断NMI
TC3XX还提供了一种不可屏蔽中断机制（Non-Maskable Interrupt，NMI) ，一般是SMU模块或者外部ESR0/ESR1引脚触发，用于响应紧急事件。这种机制虽然叫不可屏蔽中断，但是它的本质走的是Trap系统，而不是本文中的中断系统，因此IR模块或CPU的中断控制位都不会对其响应产生影响，从而实现不可屏蔽中断的响应逻辑。关于不可屏蔽中断，本文就不展开介绍了，后续在TC3XX Trap系统中再进行讨论。

3. 使用示例
讲完了中断的内部逻辑，下面我们就进行实操。本文实现的一个示例是利用Aurix2G的MCAL，在EB Tresos中进行配置，实现一个ADC的采样中断配置。ADC这里我们使用ADC3的Source0，关于ADC内部的配置这里就不展开说了，Demo配置中也有实现，以后介绍到ADC我们再讨论。

3.1 配置及代码
首先我们来到EB工具中的Irq模块中，找到IrqAdcConfig页面进行Adc的中断配置（注意TC3XX中有DSADC模块，用于Delta-Sigma转换，本文用的是EVADC），这里我们来到Adc3，将Catogary配置为CAT1（CAT2为OS中断），然后设置中断优先级，这里使用120，然后TOS选CPU0，由CPU0执行中断函数；

然后需要在代码中进行中断使能和初始化，这里IrqAdc_Init是MCAL中定义好的函数，主要目的将我们配置的优先级和路由目的地写入到SRC寄存器中；

IrqAdc_Init();
SRC_VADCG3SR0.B.SRE = 1; /* Enable EVADC Group3 Source0 INT */

void IrqAdc_Init(void)
{
#if (IRQ_ADC3_EXIST == STD_ON)
  IRQ_SFR_MODIFY32 (SRC_VADCG3SR0.U,  IRQ_CLEAR_MASK, \
                  ((uint32)IRQ_ADC3_SR0_TOS | (uint32) IRQ_ADC3_SR0_PRIO));
  IRQ_SFR_MODIFY32 (SRC_VADCG3SR1.U,  IRQ_CLEAR_MASK, \
                  ((uint32)IRQ_ADC3_SR1_TOS | (uint32) IRQ_ADC3_SR1_PRIO));
  IRQ_SFR_MODIFY32 (SRC_VADCG3SR2.U,  IRQ_CLEAR_MASK, \
                  ((uint32)IRQ_ADC3_SR2_TOS | (uint32) IRQ_ADC3_SR2_PRIO));
  IRQ_SFR_MODIFY32 (SRC_VADCG3SR3.U,  IRQ_CLEAR_MASK, \
                  ((uint32)IRQ_ADC3_SR3_TOS | (uint32) IRQ_ADC3_SR3_PRIO));
  #endif/*End of IRQ_ADC3_EXIST*/
}

这里再介绍以下中断函数的编址，因为TC3XX中中断向量表的位置是和中断优先级一一对应的，因此需要在编译链接过程中进行编址，不同的编译器有不同的指令（本文使用Tasking编译器），这里MCAL中有中断实现，如果要手动定义中断函数，可以参考格式；
#define IFX_INTERRUPT(isr, vectabNum, prio) \
                  void __interrupt(prio) __vector_table(vectabNum) isr(void)

IFX_INTERRUPT(ADC3SR0_ISR, 0, IRQ_ADC3_SR0_PRIO)
{
  /* Enable Global Interrupts */
  ENABLE();

  /* Call Adc Interrupt function*/
  Adc_RS0EventInterruptHandler(3U);
}

到这里一个ADC Group3 Source0的中断就配置完毕了，然后我们编译烧录运行。

3.2 调试运行
前文说到，中断向量表的向量地址就是基址加上偏移（BIV.VSS=0，向量宽度32字节），这里我们优先级为120，向量地址就是BIV+120*32，我们查看寄存器得知BIV=0x802FE000，则目标中断向量地址为0x802FEF00。

然后我们来到这个地方查看汇编，并在开头打上断点，系统停在了这里，就说明我们的中断成功触发了，并且CPU响应了该中断。然后我们观察汇编代码，发现这里是一个跳转指令，跳转到0x80007DDE。

然后我们来到Map中查询发现这个地址就是Adc3中断函数的地址，也就是正如前文所说，向量表32字节的空间一般是存放跳转指令，用于向中断服务例程跳转。

然后我们继续单步执行，就来到了我们的ADC中断函数中，我们的示例到此就演示完成了。

3.3 问题排查
我们在配置中断过程中，难免会遇到一些问题，这里介绍下排查的思路。

首先就是中断没有进的情况，这时候我们需要排查硬件中断源是否触发了，需要查看SRC.SRR寄存器，如果这里不是1，则表示硬件配置有问题，要向前排查外设模块是否配置无误，这也是最常遇到的情况；

其次就是SRE没有在代码里使能，这个是配置代码中没有的，用户除了调用初始化函数以外，每个中断是需要自己手动打开的，打开之后IR模块才会进行路由；

还有就是中断优先级是否配置正确，可以用前面的计算方法根据BIV的值和SRC.SRPN的值查询中断向量地址，查看向量表中对应代码是否正确；

然后就是SRC.TOS是否配置正确，如果配置为DMA的话这里是要在配置中修改为DMA的；

4. 小结
本文介绍了Infineon Aurix2G TC3XX系列芯片的中断系统，描述了包括外设、中断路由器IR和CPU在内的中断交互逻辑，并从IR模块内部描述了中断路由和控制机制，从CPU角度描述了中断的响应流程、开关逻辑，并结合示例对配置和代码进行了调试，能够帮助读者完整地了解该芯片中断系统的原理。TC3XX的中断系统采用了完善的硬件机制，保证了其高实施性，同时具有灵活的路由连接，可以实现复杂触发链路，解放CPU的算力。
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