目录
[1. 任务切换的底层逻辑是什么？](#1. 任务切换的底层逻辑是什么？)
[2. 什么是优先级反转？](#2. 什么是优先级反转？)
[3. 如何解决优先级翻转？](#3. 如何解决优先级翻转？)
[4. STM32 的启动流程](#4. STM32 的启动流程)
[5. 裸机开发和RTOS开发区别](#5. 裸机开发和RTOS开发区别)
[5.1 启动与运行时环境](#5.1 启动与运行时环境)
[5.2 任务模型与调度机制](#5.2 任务模型与调度机制)
[5.3 时间管理](#5.3 时间管理)
[5.4 同步与通信机制](#5.4 同步与通信机制)
[5.5 内存管理](#5.5 内存管理)
[5.6 确定性与实时性保障](#5.6 确定性与实时性保障)
[5.7 调试与可维护性](#5.7 调试与可维护性)
[6. 中断触发流程](#6. 中断触发流程)
1. 任务切换的底层逻辑是什么？
任务切换（Task Switching）本质上是CPU寄存器上下文的保存与恢复过程，由操作系统内核在特权级切换（如从用户态到内核态）时触发，依赖硬件支持（如x86的TSS、ARM的异常向量表与SPSR/ELR寄存器）。
核心动作包括：
① 保存当前任务的CPU寄存器状态（通用寄存器、栈指针、程序计数器、状态寄存器等）到其任务控制块（TCB）或内核栈；
② 加载下一个任务的寄存器状态；
③ 切换栈指针（如x86的RSP/ESP、ARM64的SP_EL0→SP_EL1）；
④ 更新内存管理单元（MMU）上下文（即页表基址寄存器，如x86的CR3、ARM64的TTBR0_EL1）以实现地址空间隔离；
⑤ 执行IRET/ERET等特权返回指令完成模式切换与控制流移交。
2. 什么是优先级反转？
优先级反转（Priority Inversion）是指在实时操作系统中，一个高优先级任务因等待一个被低优先级任务持有的共享资源（如互斥锁）而被阻塞，而该低优先级任务又可能被中等优先级任务抢占，导致高优先级任务实际执行被延迟甚至无限期推迟的现象。
例如：
① L 任务正在使用某临界资源， H 任务被唤醒，执行 H 任务。但 L 任务并未执行完毕，此时临界资源还未释放。
② 这个时刻 H 任务也要对该临界资源进行访问，但 L 任务还未释放资源， 由于保护机制，H 任务进入阻塞态，L任务得以继续运行，此时已经发生了优先级翻转现象。
③ 某个时刻 M 任务被唤醒，由于 M 任务的优先级高于 L 任务， M 任务抢占了 CPU 的使用权，M任务开始运行，此时 L 任务尚未执行完，临界资源还没被释放。
④ M 任务运行结束，归还 CPU 使用权，L 任务继续运行。
⑤ L 任务运行结束，释放临界资源，H 任务得以对资源进行访问，H 任务开始运行。
3. 如何解决优先级翻转？
我们可以采用优先级继承机制，当高优先级任务 H 因等待某共享资源（被互斥锁保护），而被低优先级任务 L 阻塞时，操作系统会临时将低优先级任务 L 的优先级提升至高优先级任务 H 的优先级。
在 H 任务申请该资源的时候，由于申请不到资源会进入阻塞态，那么系统就会把当前正在使用资源的 L 任务的优先级临时提高到与 H 任务优先级相同，此时 M 任务被唤醒了，因为它的优先级比 H 任务低，所以无法打断 L 任务，因为此时 L 任务的优先级被临时提升到 H，所以当 L 任务使用完该资源了，进行释放，那么此时 H 任务优先级最高，将接着抢占 CPU 的使用权， H 任务的阻塞时间仅仅是 L 任务的执行时间，此时的优先级的危害降到了最低：
① L 任务正在使用某临界资源， H 任务被唤醒，执行 H 任务。但 L 任务并未执行完毕，此时临界资源还未释放。
② 这个时刻 H 任务也要对该临界资源进行访问，但 L 任务还未释放资源， 由于保护机制，H 任务进入阻塞态，此时由于优先级继承机制，将 L 任务的优先级拉倒和 H 任务的优先级一样。
③ 某个时刻 M 任务被唤醒，虽然 M 优先级比最初的 L 任务的优先级高，但是，此时 L 的优先级被拉到和 H 任务的优先级一样，所以 M 处于就绪态。
④ L 任务运行结束，释放临界资源，L 任务的优先级回到最初的状态。
⑤ 此时任务 H 和 M均处于就绪态，但是 H 的优先级比 M 的高,且 L 任务已经运行结束，释放临界资源，因此 H 任务得以对资源进行访问，H 任务开始运行。
⑥ M 任务比 L 任务的优先级高，M 任务执行。
4. STM32 的启动流程
① 复位向量获取与跳转；
② 栈指针（MSP）初始化；
③ 调用 Reset_Handler（复位处理函数）；
④ 执行 C 运行环境初始化（__main，由 ARM C 库提供）；
⑤ 初始化 .data 段（从 Flash 复制到 RAM）、清零 .bss 段、调用全局构造函数（C++）；
⑥ 最终跳转至用户定义的 main() 函数。
5. 裸机开发和RTOS开发区别
裸机开发（Bare-metal Development）是指在没有操作系统（包括无内核、无任务调度、无系统调用接口）的环境下，直接面向硬件编写程序，所有资源（CPU、内存、外设寄存器、中断等）均由开发者手动管理；
RTOS开发（Real-Time Operating System Development）则是在实时操作系统（如FreeRTOS、Zephyr、RT-Thread、CMSIS-RTOS等）之上进行应用开发，由RTOS内核提供任务管理、时间管理、同步互斥（信号量/互斥量/事件组）、内存管理、中断抽象、设备驱动框架等服务，开发者通过API与内核交互，无需直接操作底层寄存器和调度逻辑。
下面从不同方面做一下对比。
5.1 启动与运行时环境
裸机：复位后执行startup汇编（设置栈指针SP、清零.bss、拷贝.data），跳转至C入口main()；无用户/内核态区分，全部代码运行在特权级（如ARM Cortex-M的Thread Mode with Privileged level）；中断向量表由开发者静态定义（如在flash起始地址0x0000_0000处放置ISR函数指针数组），中断服务函数（ISR）必须手动保存/恢复寄存器（若使用C语言编写且编译器不自动处理）。
RTOS：启动流程类似裸机（仍需startup），但main()中通常调用RTOS初始化函数（如FreeRTOS的xTaskCreate() + vTaskStartScheduler()）；调度器启动后，main()实质上退化为一个idle任务的上下文；中断向量表仍由硬件固定，但RTOS会接管部分中断（如SysTick作为系统节拍源、PendSV用于任务切换），并提供可注册的中断封装层（如FreeRTOS的xQueueSendFromISR()），确保ISR与任务间安全通信。
5.2 任务模型与调度机制
裸机：本质是单线程模型，常见实现为：
- 主循环（superloop）：while(1) { do_work(); check_events(); delay_ms(); } ------ 无抢占、无优先级、无法阻塞等待事件，实时性差；
- 中断+状态机：用全局状态变量+中断标志位协调，易出现竞态（需关中断保护），状态耦合度高，难以维护；
- 协程（Coroutine）：通过static局部变量或switch-case模拟挂起/恢复，非真并发，无栈隔离。
RTOS：引入抢占式/协作式多任务，每个任务拥有独立栈空间和TCB（Task Control Block）结构体（含状态、优先级、栈顶指针、阻塞列表节点等）；调度器基于就绪队列（通常为按优先级组织的链表或位图）选择最高优先级就绪任务；上下文切换涉及：
- 保存当前任务寄存器（R0-R12, LR, PSR, PC等）到其栈中；
- 更新TCB中栈指针；
- 加载下一任务栈中寄存器；
- 切换SP_MSPLIM/SPSPLIM（若启用MPU）；
- 切换过程由PendSV异常触发（低优先级异常，确保不打断关键ISR）。
5.3 时间管理
裸机：依赖SysTick或定时器中断，手动维护全局tick计数器，所有延时/超时逻辑需轮询判断（如if(tick - start >= ms)），精度受限于主循环周期。
RTOS：SysTick中断由RTOS接管，每节拍（如1ms）调用xTaskIncrementTick()更新系统时间，并遍历延时任务列表，将到期任务移入就绪队列；提供vTaskDelay()（相对延时）、xTaskGetTickCount()（绝对时间）等API，底层基于双向链表或时间轮（Time Wheel）优化O(1)插入/到期检测（FreeRTOS v10.3+支持时间轮）。
5.4 同步与通信机制
裸机：全靠裸共享变量+关中断（__disable_irq()）或内存屏障（__DMB()）实现临界区，极易出错；事件通知依赖轮询标志位或中断标志，无解耦。
RTOS：提供标准化原语：
- 信号量（Semaphore）：计数型（Counting）或二值型（Binary），底层为队列+阻塞列表，take操作失败时任务挂起并加入等待列表，give操作唤醒等待列表首任务；
- 互斥量（Mutex）：带优先级继承（Priority Inheritance）的二值信号量，防止优先级反转（如高优任务因等待低优任务持有的互斥量而被中优任务抢占）；
- 队列（Queue）：环形缓冲区+读写索引+任务等待列表，支持拷贝传递（非指针），底层使用临界区保护（进入临界区=关BASEPRI或关中断）；
- 事件组（Event Group）：位掩码+等待条件（AND/OR），解决多事件组合等待问题，避免多个信号量导致的优先级翻转。
5.5 内存管理
裸机：全局静态分配或简单堆管理（如malloc/free基于sbrk()），无碎片整理，无释放检查，易内存泄漏。
RTOS：提供多种堆管理方案（如FreeRTOS heap_4.c：首次适配+合并空闲块；heap_5.c：支持多段不连续RAM）；所有动态分配（xTaskCreate, xQueueCreate）均走RTOS内存管理API，可配置钩子函数（vApplicationMallocFailedHook）捕获分配失败；部分RTOS支持内存池（Memory Pool）实现O(1)分配/释放，规避碎片。
5.6 确定性与实时性保障
裸机：理论上可达最优确定性（无调度开销、无中断嵌套延迟），但实际取决于开发者水平；中断响应时间 = 固定硬件延迟 + ISR执行时间（需严格控制ISR长度）。
RTOS：实时性取决于内核设计：
- 中断延迟（Interrupt Latency）：从外部中断发生到ISR第一条指令执行的时间，RTOS需最小化关中断时间（如FreeRTOS只在临界区短时关BASEPRI）；
- 任务切换延迟（Task Switching Latency）：从高优任务就绪到其开始执行的时间，含PendSV处理+上下文切换，Cortex-M通常<1us；
- 最坏情况执行时间（WCET）分析更复杂，需考虑内核临界区、优先级继承、队列操作最坏路径等。
5.7 调试与可维护性
裸机：调试依赖JTAG/SWD单步、寄存器观察、GPIO打点；无任务状态视图，死锁/优先级反转难定位。
RTOS：支持调试插件（如SEGGER SystemView、Tracealyzer），可记录任务切换、中断、队列操作等事件，生成可视化时间轴；提供API查询任务状态（eTaskGetState）、堆栈水印（uxTaskGetStackHighWaterMark）、运行时间统计（configGENERATE_RUN_TIME_STATS）。
6. 中断触发流程
中断触发流程是指从外部设备或内部异常事件发生，到CPU暂停当前任务、保存上下文、跳转至中断服务程序（ISR）执行，最后恢复原任务的完整硬件与软件协同过程。
典型流程包括：
① 中断请求（IRQ）产生
② 中断控制器（如APIC或PIC）接收并仲裁
③ CPU在当前指令边界检查中断使能标志（IF位）
④ 若允许，CPU完成当前指令后响应中断
⑤ 自动压栈EFLAGS、CS、EIP（x86实模式/保护模式）或RFLAGS、CS、RIP（x86-64）
⑥ 根据中断向量号查IDT（中断描述符表）获取门描述符
⑦ 加载新的CS:EIP（或CS:RIP）和堆栈段（若发生特权级切换则切换到内核栈）
⑧ 执行中断服务程序
⑨ ISR末尾执行IRET（或IRETQ）指令
⑩ 恢复EFLAGS/CS/EIP并返回被中断点。
