STM32

STM32基本系统主要有下面几个部分:

电源

  •  无论是否使用模拟部分和AD部分,MCU外围出去VCC和GND,VDDA、VSSA、Vref(如果封装有该引脚)都必需要连接,不可悬空
  
  •  对于每组对应的VDD和GND都应至少放置一个104的陶瓷电容用于滤波,并接该电容应放置尽量靠近MCU

  •  用万用表测试供电电压是否正确,调试时最好用数字电源供电,以便过压或过流烧坏板子,电压最好一步一步从进线端测试到芯片供电端

复位、启动选择

  •  Boot引脚与JTAG无关。其仅是用于MCU启动后,判断执行代码的起始地址

  •  在电路设计上可能Boot引脚不会使用,但要求一定要外部连接电阻到地或电源,切不可悬空; STM32三种启动模式对应的存储介质均是芯片内置的,它们是:
   - 用户闪存 = 芯片内置的Flash
   - SRAM = 芯片内置的RAM区,就是内存
   - 系统存储器 = 芯片内部一块特定的区域,芯片出厂时在这个区域预置了一段Bootloader,就是通常说的ISP程序,这个区域的内容在芯片出厂后没有人能够修改或擦除,即它是一个ROM区

在每个STM32的芯片上都有两个管脚BOOT0和BOOT1,这两个管脚在芯片复位时的电平状态决定了芯片复位后从哪个区域开始执行程序,见下表:

一文读懂STM32的基本系统

  •  BOOT1=x BOOT0=0 从用户闪存启动,这是正常的工作模式。
  •  BOOT1=0 BOOT0=1 从系统存储器启动,这种模式启动的程序功能由厂家设置。
  •  BOOT1=1 BOOT0=1 从内置SRAM启动,这种模式可以用于调试。
  •  用JTAG口或SWD模式烧写 选择从用户闪存启动。
  •  用串口ISP模式烧写程序时时选择从系统存储启动

烧写接口

如果要减小插座的数量,就用SWD模式的仿真,在这个模式下,如果用JLINK只要四根线就可以了,这四根线分别是:3.3V、GND、SWDIO、SWCLK
  
其中STM32的JTMS/SWDIO接JTAG口的TMS,STM32的JTCK/SWCLK接JTAG口的TCK。如果要用ULINK2,则再加多一条“NRST”,即5条。这个接口你可自行定义,在使用时用杜邦线跳接或做块转换接口板联接仿真器与目标板即可。
  
在烧写时出现了IDCODE如图有序列号,证明烧写接口是好的!也就是硬件调试通了。如没有也许焊接不过关,从新加固焊接芯片。

调试烧录失败的常见原因

1. 目标芯片没有正确连接,不能正常工作 —— 解决方法:确保目标板的最小系统正确连接,芯片能正常工作:VDD、VDDA及VSS 、VDDS已全部正确连接,复位电路能够可靠复位,各复位源不互相影响。
  
2. 芯片内原先烧录的代码影响了新的调试操作,芯片内原先烧录的代码出错,芯片上电运行,进入未定义状态,不能进入调试模式。芯片内原先烧录的代码启动了某些外设,或者将SWJ引脚配置为普通I/O口 —— 解决方法:选择芯片的BOOT0/BOOT1引脚从RAM启动,或先擦除芯片内代码。

3. 芯片已被读/写保护,调试工具不能读写芯片内置的Flash —— 解决方法:先使用调试工具解除芯片的读/写保护。

来源:网络

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基于STM平台且满足实时控制要求操作系统,有以下5种可供移植选择,分别为μClinux、μC/OS-II、eCos、FreeRTOS和都江堰操作系统(djyos)。

下面分别介绍这五种嵌入式操作系统的特点及不足。

1、μClinux

μClinux是一种优秀的嵌入式Linux版本,其全称为micro-control Linux,从字面意思看是指微控制Linux。同标准的Linux相比,μClinux的内核非常小,但是它仍然继承了Linux操作系统的主要特性,包括良好的稳定性和移植性、强大的网络功能、出色的文件系统支持、标准丰富的API,以及TCP/IP网络协议等。因为没有MMU内存管理单元,所以其多任务的实现需要一定技巧。

μClinux在结构上继承了标准Linux的多任务实现方式,分为实时进程和普通进程,分别采用先来先服务和时间片轮转调度,仅针对中低档嵌入式CPU特点进行改良,且不支持内核抢占,实时性一般。

综上可知,μClinux最大特点在于针对无MMU处理器设计,这对于没有MMU功能的stm32f103来说是合适的,但移植此系统需要至少512KB的RAM空间,1MB的ROM/FLASH空间,而stmf103拥有256K的FLASH,需要外接存储器,这就增加了硬件设计的成本。

μClinux结构复杂,移植相对困难,内核也较大,其实时性也差一些,若开发的嵌入式产品注重文件系统和与网络应用则μClinux是一个不错的选择。

2、μC/OS-II

μC/OS-II是在μC/OS的基础上发展起来的,是用C语言编写的一个结构小巧、抢占式的多任务实时内核。μC/OS-II能管理64个任务,并提供任务调度与管理、内存管理、任务间同步与通信、时间管理和中断服务等功能,具有执行效率高、占用空间小、实时性能优良和扩展性强等特点。

在文件系统的支持方面,由于μC/OS-II是面向中小型嵌入式系统的,即使包含全部功能,编译后内核也不到10 KB,所以系统本身并没有提供对文件系统的支持。但是μC/OS-II具有良好的扩展性能,如果需要也可自行加入文件系统的内容。

在对硬件的支持上,μC/OS-II能够支持当前流行的大部分CPU,μC/OS-II由于本身内核就很小,经过裁剪后的代码最小可以为2KB,所需的最小数据RAM空间为4 KB,μC/OS-II的移植相对比较简单,只需要修改与处理器相关的代码就可以。

综上可知,μC/OS-II是一个结构简单、功能完备和实时性很强的嵌入式操作系统内核,针对于没有MMU功能的CPU,它是非常合适的。它需要很少的内核代码空间和数据存储空间,拥有良好的实时性,良好的可扩展性能,并且是开源的,网上拥有很多的资料和实例,所以很适合向stm32f103这款CPU上移植。

3、eCos

eCos(embedded Configurable operating system),即嵌入式可配置操作系统。

它是一个源代码开放的可配置、可移植、面向深度嵌入式应用的实时操作系统。

最大特点是配置灵活,采用模块化设计,核心部分由小同的组件构成,包括内核、C语言库和底层运行包等。

每个组件可提供大量的配置选项(实时内核也可作为可选配置),使用eCos提供的配置工具可以很方便地配置,并通过不同的配置使得eCos能够满足不同的嵌入式应用要求。

eCos操作系统的可配置性非常强大,用户可以自己加入所需的文件系统。eCos操作系统同样支持当前流行的大部分嵌入式CPU,eCos操作系统可以在16位、32位和64位等不同体系结构之间移植。

eCos由于本身内核就很小,经过裁剪后的代码最小可以为10 KB,所需的最小数据RAM空间为10 KB。

在系统移植方面 eCos操作系统的可移植性很好,要比μC/OS-II和μClinux容易。

综上所述,eCos最大特点是配置灵活,并且支持无MMU的CPU的移植,开源且具有很好的移植性,也比较合适于移植到stm32平台的CPU上。但eCOS的应用还不是太广泛,还没有像μC/OS-II那样普遍,并且资料也没有μC/OS-II多。eCos适合用于一些商业级或工业级对成本敏感的嵌入式系统,例如消费电子领域中的一些应用。

4、FreeRTOS

由于RTOS需占用一定的系统资源(尤其是RAM资源),只有μC/OS-II、embOS、salvo、FreeRTOS等少数实时操作系统能在小RAM单片机上运行。

相对于C/OS-II、 embOS等商业操作系统,FreeRTOS操作系统是完全免费的操作系统,具有源码公开、可移植、可裁减、调度策略灵活的特点,可以方便地移植到各种单片机上运行,其最新版本为6.0版。

作为一个轻量级的操作系统,FreeRTOS提供的功能包括:任务管理、时间管理、信号量、消息队列、内存管理、记录功能等,可基本满足较小系统的需要。

FreeRTOS内核支持优先级调度算法,每个任务可根据重要程度的不同被赋予一定的优先级,CPU总是让处于就绪态的、优先级最高的任务先运行。

FreeRT0S内核同时支持轮换调度算法,系统允许不同的任务使用相同的优先级,在没有更高优先级任务就绪的情况下,同一优先级的任务共享CPU的使用时间。

FreeRTOS的不足:

相对于常见的μC/OS—II操作系统,FreeRTOS操作系统既有优点也存在不足。

其不足之处, 一方面体现在系统的服务功能上,如FreeRTOS只提供了消息队列和信号量的实现,无法以后进先出的顺序向消息队列发送消息;另一方 面,FreeRTOS只是一个操作系统内核,需外扩第三方的GUI(图形用户界面)、TCP/IP协议栈、FS(文件系统)等才能实现一个较复杂的系统, 不像μC/OS-II可以和μC/GUI、μC/FS、μC/TCP-IP等无缝结合。

5、都江堰操作系统(djyos)

都江堰操作系统,简称djyos,得名于一个伟大的水利工程:都江堰。

与传统操作系统不同,djyos不是以线程而是以事件为调度核心,这种调度算法使程序员摆脱模拟计算机执行过程编写程序的思维方式,而是按人类认知世界的方式编写应用程序,就如同在嵌入式编程中引入了VC似的。

djyos的调度算法使程序员可以摆脱线程和进程的束缚,djyos没有有关线程的api,一个完全不懂线程知识的程序员也可以顺利地在djyos下编写应用程序。

djyos 操作系统是以事件为核心进行调度的,这种调度策略使程序员可以按人类认知事物的习惯而不是计算机的习惯来编程。

由上所述,对于stm32f103来说,移植μC/OS-II、eCos、FreeRTOS、都江堰操作系统是合适的。

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今天仔细读了一下内存管理的代码,然后还有看了堆栈的相关知识,把以前不太明白的一些东西想通了,写下来,方便以后查看,也想大家看了能指出哪里不对,然后修改。

STM32内存管理以及堆和栈的理解

首先,先看一下stm32的存储器结构。

​Flash,SRAM寄存器和输入输出端口被组织在同一个4GB的线性地址空间内。可访问的存储器空间被分成8个主要块,每个块为512MB。

FLASH存储下载的程序。

SRAM是存储运行程序中的数据。

所以,只要你不外扩存储器,写完的程序中的所有东西也就会出现在这两个存储器中。

这是一个前提!

堆栈的认知

1、STM32中的堆栈。

这个我产生过混淆,导致了很多逻辑上的混乱。首先要说明的是单片机是一种集成电路芯片,集成CPU、RAM、ROM、多种I/O口和中断系统、定时器/计数器等功能。CPU中包括了各种总线电路,计算电路,逻辑电路,还有各种寄存器。Stm32有通用寄存器R0‐R15 以及一些特殊功能寄存器,其中包括了堆栈指针寄存器。当stm32正常运行程序的时候,来了一个中断,CPU就需要将寄存器中的值压栈到RAM里,然后将数据所在的地址存放在堆栈寄存器中。等中断处理完成退出时,再将数据出栈到之前的寄存器中,这个在C语言里是自动完成的。

2、编程中的堆栈。

在编程中很多时候会提到堆栈这个东西,准确的说这个就是RAM中的一个区域。我们先来了解几个说明:

(1) 程序中的所有内容最终只会出现在flash,ram里(不外扩)。

(2) 段的划分,是将类似数据种类存储在一个区域里,方便管理,但正如上面所说,不管什么段的数据,都是最终在flash和ram里面。

C语言上分为栈、堆、bss、data、code段。具体每个段具体是存储什么数据的,直接百度吧。重点分析一下STM32以及在MDK里面段的划分。

MDK下Code,RO-data,RW-data,ZI-data这几个段:

Code是存储程序代码的。

​RO-data是存储const常量和指令。

​RW-data是存储初始化值不为0的全局变量。

​ZI-data是存储未初始化的全局变量或初始化值为0的全局变量。

Flash=Code + RO Data + RW Data;

RAM= RW-data+ZI-data;

这个是MDK编译之后能够得到的每个段的大小,也就能得到占用相应的FLASH和RAM的大小,但是还有两个数据段也会占用RAM,但是是在程序运行的时候,才会占用,那就是堆和栈。在stm32的启动文件.s文件里面,就有堆栈的设置,其实这个堆栈的内存占用就是在上面RAM分配给RW-data+ZI-data之后的地址开始分配的。

堆:是编译器调用动态内存分配的内存区域。

栈:是程序运行的时候局部变量的地方,所以局部变量用数组太大了都有可能造成栈溢出。

堆栈的大小在编译器编译之后是不知道的,只有运行的时候才知道,所以需要注意一点,就是别造成堆栈溢出了。。。不然就等着hardfault找你吧。

3、OS中的堆栈及其内存管理。

嵌入式系统的堆栈,不管是用什么方法来得到内存,感觉他的方式都和编程中的堆差不多。目前我知道两种获得内存情况:

(1)用庞大的全局变量数组来圈住一块内存,然后将这个内存拿来进行内存管理和分配。这种情况下,堆栈占用的内存就是上面说的:如果没有初始化数组,或者数组的初始化值为0,堆栈就是占用的RAM的ZI-data部分;如果数组初始化值不为0,堆栈就占用的RAM的RW-data部分。这种方式的好处是容易从逻辑上知道数据的来由和去向。

(2)​就是把编译器没有用掉的RAM部分拿来做内存分配,也就是除掉RW-data+ZI-data+编译器堆+编译器栈后剩下的RAM内存中的一部分或者全部进行内存管理和分配。这样的情况下就只需要知道内存剩下部分的首地址和内存的尾地址,然后要用多少内存,就用首地址开始挖,做一个链表,把内存获取和释放相关信息链接起来,就能及时的对内存进行管理了。内存管理的算法多种多样,不详说,这样的情况下:OS的内存分配和自身局部变量或者全局变量不冲突,之前我就在这上面纠结了很久,以为函数里面的变量也是从系统的动态内存中得来的。这种方式感觉更加能够明白自己地址的开始和结束。

这两种方法我感觉没有谁更高明,因为只是一个内存的获取方式,高明的在于内存的管理和分配。​

转自:https://blog.csdn.net/c12345423/article/details/53004747

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1. STM32的Timer简介

STM32中一共有11个定时器,其中2个高级控制定时器,4个普通定时器和2个基本定时器,以及2个看门狗定时器和1个系统嘀嗒定时器。其中系统嘀嗒定时器是前文中所描述的SysTick,看门狗定时器以后再详细研究。今天主要是研究剩下的8个定时器。

STM32定时器功能和用法详解

其中TIM1和TIM8是能够产生3对PWM互补输出的高级登时其,常用于三相电机的驱动,时钟由APB2的输出产生。TIM2-TIM5是普通定时器,TIM6和TIM7是基本定时器,其时钟由APB1输出产生。由于STM32的TIMER功能太复杂了,所以只能一点一点的学习。因此今天就从最简单的开始学习起,也就是TIM2-TIM5普通定时器的定时功能。

2. 普通定时器TIM2-TIM5

2.1 时钟来源

计数器时钟可以由下列时钟源提供:

  •  内部时钟(CK_INT)

  •  外部时钟模式1:外部输入脚(TIx)

  •  外部时钟模式2:外部触发输入(ETR)

  •  内部触发输入(ITRx):使用一个定时器作为另一个定时器的预分频器,如可以配置一个定时器Timer1而作为另一个定时器Timer2的预分频器。

由于今天的学习是最基本的定时功能,所以采用内部时钟。TIM2-TIM5的时钟不是直接来自于APB1,而是来自于输入为APB1的一个倍频器。这个倍频器的作用是:当APB1的预分频系数为1时,这个倍频器不起作用,定时器的时钟频率等于APB1的频率;当APB1的预分频系数为其他数值时(即预分频系数为2、4、8或16),这个倍频器起作用,定时器的时钟频率等于APB1的频率的2倍。

APB1的分频在STM32_SYSTICK的学习笔记中有详细描述。通过倍频器给定时器时钟的好处是:APB1不但要给TIM2-TIM5提供时钟,还要为其他的外设提供时钟;设置这个倍频器可以保证在其他外设使用较低时钟频率时,TIM2-TIM5仍然可以得到较高的时钟频率。

2.2 计数器模式

TIM2-TIM5可以由向上计数、向下计数、向上向下双向计数。向上计数模式中,计数器从0计数到自动加载值(TIMx_ARR计数器内容),然后重新从0开始计数并且产生一个计数器溢出事件。

在向下模式中,计数器从自动装入的值(TIMx_ARR)开始向下计数到0,然后从自动装入的值重新开始,并产生一个计数器向下溢出事件。而中央对齐模式(向上/向下计数)是计数器从0开始计数到自动装入的值-1,产生一个计数器溢出事件,然后向下计数到1并且产生一个计数器溢出事件;然后再从0开始重新计数。

2.3 编程步骤

1. 配置系统时钟;

2. 配置NVIC;

3. 配置GPIO;

4. 配置TIMER;

其中,前3项在前面的笔记中已经给出,在此就不再赘述了。第4项配置TIMER有如下配置:

(1)利用TIM_DeInit()函数将Timer设置为默认缺省值;

(2)TIM_InternalClockConfig()选择TIMx来设置内部时钟源;

(3)TIM_Perscaler来设置预分频系数;

(4)TIM_ClockDivision来设置时钟分割;

(5)TIM_CounterMode来设置计数器模式;

(6)TIM_Period来设置自动装入的值

(7) TIM_ARRPerloadConfig()来设置是否使用预装载缓冲器

(8)TIM_ITConfig()来开启TIMx的中断

其中(3)-(6)步骤中的参数由TIM_TimerBaseInitTypeDef结构体给出。步骤(3)中的预分频系数用来确定TIMx所使用的时钟频率,具体计算方法为:

CK_INT/(TIM_Perscaler+1)。CK_INT是内部时钟源的频率,是根据2.1中所描述的APB1的倍频器送出的时钟,TIM_Perscaler是用户设定的预分频系数,其值范围是从0 – 65535。

步骤(4)中的时钟分割定义的是在定时器时钟频率(CK_INT)与数字滤波器(ETR,TIx)使用的采样频率之间的分频比例。TIM_ClockDivision的参数如下表:

STM32定时器功能和用法详解

数字滤波器(ETR,TIx)是为了将ETR进来的分频后的信号滤波,保证通过信号频率不超过某个限定。

步骤(7)中需要禁止使用预装载缓冲器。当预装载缓冲器被禁止时,写入自动装入的值(TIMx_ARR)的数值会直接传送到对应的影子寄存器;如果使能预加载寄存器,则写入ARR的数值会在更新事件时,才会从预加载寄存器传送到对应的影子寄存器。

ARM中,有的逻辑寄存器在物理上对应2个寄存器,一个是程序员可以写入或读出的寄存器,称为preload register(预装载寄存器),另一个是程序员看不见的、但在操作中真正起作用的寄存器,称为shadow register(影子寄存器);设计preload register和shadow register的好处是,所有真正需要起作用的寄存器(shadow register)可以在同一个时间(发生更新事件时)被更新为所对应的preload register的内容,这样可以保证多个通道的操作能够准确地同步。如果没有shadow register,或者preload register和shadow register是直通的,即软件更新preload register时,同时更新了shadow register,因为软件不可能在一个相同的时刻同时更新多个寄存器,结果造成多个通道的时序不能同步,如果再加上其它因素(例如中断),多个通道的时序关系有可能是不可预知的。

3. 程序源代码

本例实现的是通过TIM2的定时功能,使得LED灯按照1s的时间间隔来闪烁

#include "stm32f10x_lib.h"
void RCC_cfg();
void TIMER_cfg();
void NVIC_cfg();
void GPIO_cfg();
int main()
{
RCC_cfg();
NVIC_cfg();
GPIO_cfg();
TIMER_cfg();
//开启定时器2
TIM_Cmd(TIM2,ENABLE);
while(1);
}
void RCC_cfg()
{
//定义错误状态变量
ErrorStatus HSEStartUpStatus;
//将RCC寄存器重新设置为默认值
RCC_DeInit();
//打开外部高速时钟晶振
RCC_HSEConfig(RCC_HSE_ON);
//等待外部高速时钟晶振工作
www.dgzj.com
HSEStartUpStatus = RCC_WaitForHSEStartUp();
if(HSEStartUpStatus == SUCCESS)
{
//设置AHB时钟(HCLK)为系统时钟
RCC_HCLKConfig(RCC_SYSCLK_Div1);
//设置高速AHB时钟(APB2)为HCLK时钟
RCC_PCLK2Config(RCC_HCLK_Div1);
//设置低速AHB时钟(APB1)为HCLK的2分频
RCC_PCLK1Config(RCC_HCLK_Div2);
//设置FLASH代码延时
FLASH_SetLatency(FLASH_Latency_2);
//使能预取指缓存
FLASH_PrefetchBufferCmd(FLASH_PrefetchBuffer_Enable);
//设置PLL时钟,为HSE的9倍频 8MHz * 9 = 72MHz
RCC_PLLConfig(RCC_PLLSource_HSE_Div1, RCC_PLLMul_9);
//使能PLL
RCC_PLLCmd(ENABLE);
//等待PLL准备就绪
while(RCC_GetFlagStatus(RCC_FLAG_PLLRDY) == RESET);
//设置PLL为系统时钟源
RCC_SYSCLKConfig(RCC_SYSCLKSource_PLLCLK);
//判断PLL是否是系统时钟
while(RCC_GetSYSCLKSource() != 0x08);
}
//允许TIM2的时钟
RCC_APB1PeriphClockCmd(RCC_APB1Periph_TIM2,ENABLE);
//允许GPIO的时钟
RCC_APB2PeriphClockCmd(RCC_APB2Periph_GPIOB,ENABLE);
}
void TIMER_cfg()
{
TIM_TimeBaseInitTypeDef TIM_TimeBaseStructure;
//重新将Timer设置为缺省值
TIM_DeInit(TIM2);
//采用内部时钟给TIM2提供时钟源
TIM_InternalClockConfig(TIM2);
//预分频系数为36000-1,这样计数器时钟为72MHz/36000 = 2kHz
TIM_TimeBaseStructure.TIM_Prescaler = 36000 - 1;
//设置时钟分割
TIM_TimeBaseStructure.TIM_ClockDivision = TIM_CKD_DIV1;
//设置计数器模式为向上计数模式
TIM_TimeBaseStructure.TIM_CounterMode = TIM_CounterMode_Up;
//设置计数溢出大小,每计2000个数就产生一个更新事件
TIM_TimeBaseStructure.TIM_Period = 2000 - 1;
//将配置应用到TIM2中
TIM_TimeBaseInit(TIM2,&TIM_TimeBaseStructure);
//清除溢出中断标志
TIM_ClearFlag(TIM2, TIM_FLAG_Update);
//禁止ARR预装载缓冲器
TIM_ARRPreloadConfig(TIM2, DISABLE);
//开启TIM2的中断
TIM_ITConfig(TIM2,TIM_IT_Update,ENABLE);
}
void NVIC_cfg()
{
NVIC_InitTypeDef NVIC_InitStructure;
//选择中断分组1
NVIC_PriorityGroupConfig(NVIC_PriorityGroup_1);
//选择TIM2的中断通道
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannel = TIM2_IRQChannel;
//抢占式中断优先级设置为0
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelPreemptionPriority = 0;
//响应式中断优先级设置为0
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelSubPriority = 0;
//使能中断
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelCmd = ENABLE;
NVIC_Init(&NVIC_InitStructure);
}
void GPIO_cfg()
{
GPIO_InitTypeDef GPIO_InitStructure;
GPIO_InitStructure.GPIO_Pin = GPIO_Pin_5; //选择引脚5
GPIO_InitStructure.GPIO_Speed = GPIO_Speed_50MHz; //输出频率最大50MHz
GPIO_InitStructure.GPIO_Mode = GPIO_Mode_Out_PP; //带上拉电阻输出
GPIO_Init(GPIOB,&GPIO_InitStructure);
}

在stm32f10x_it.c中,我们找到函数TIM2_IRQHandler(),并向其中添加代码

void TIM2_IRQHandler(void)
{
u8 ReadValue;
//检测是否发生溢出更新事件
if(TIM_GetITStatus(TIM2, TIM_IT_Update) != RESET)
{
//清除TIM2的中断待处理位
TIM_ClearITPendingBit(TIM2 , TIM_FLAG_Update);
//将PB.5管脚输出数值写入ReadValue
ReadValue = GPIO_ReadOutputDataBit(GPIOB,GPIO_Pin_5);
if(ReadValue == 0)
{
GPIO_SetBits(GPIOB,GPIO_Pin_5);
}
else
{
GPIO_ResetBits(GPIOB,GPIO_Pin_5);
}
}
}

转自:畅学单片机

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说到复位,我们都不会陌生,系统基本都有一个复位按键。复位的种类有很多:上电复位、掉电复位、复位引脚复位、看门狗复位、软件复位等。本文探讨的就是在stm32中复位电路如何设计。

STM32介绍

STM32系列基于专为要求高性能、低成本、低功耗的嵌入式应用专门设计的ARMCortex®-M0,M0+,M3, M4和M7内核在STM32F105和STM32F107互连型系列微控制器之前,意法半导体已经推出STM32基本型系列、增强型系列、USB基本型系列、互补型系列;新系列产品沿用增强型系列的72MHz处理频率。内存包括64KB到256KB闪存和 20KB到64KB嵌入式SRAM。

新系列采用LQFP64、LQFP100和LFBGA100三种封装,不同的封装保持引脚排列一致性,结合STM32平台的设计理念,开发人员通过选择产品可重新优化功能、存储器、性能和引脚数量,以最小的硬件变化来满足个性化的应用需求。

stm32复位电路设计

复位电路的作用是为了是系统恢复到初始状态的,单片机的复位方式也是存在好几种的:上电复位,系统复位,备份区域复位

上电复位:其产生的条件是,当系统上电、掉电,以及系统从待机模式返回时,发生电源复位。电源复位能够复位除了备份区域寄存器之外的所有寄存器的状态。

系统复位:以下任一事件发生时,均能产生一个系统复位:

1. NRST引脚上的低电平(外部复位)

2. 窗口看门狗计数终止(WWDG复位)

3. 独立看门狗计数终止(IWDG复位)

4. 软件复位(SW复位)

5. 低功耗管理复位

系统复位能够复位除时钟控制寄存器CRS中的复位标志和备份区域中的寄存器之外的所有寄存器。

备份区域复位:对于备份区域的复位,一种是在软件复位的时候设定备份区域控制寄存器中的对应位产生的;另一种是当电源和电池都掉电又重新上电时产生的。

平常我们常用的复位方式有两种,一种是NRST引脚的低电平复位,通过按键复位电路给这个引脚一个低电平,让系统完成复位,另一种大家都知道,那就是上电复位了,有时候是复位电路莫名失效了,有时是刚启动的时候,虽然用的没有按键复位电路多,不过也算是很常用的一种复位方式了。按键复位电路直接给图了,网上的讲解可能把这电路图都讲烂了,我就不费口舌了。

电容充电时间计算:T = 1.1RC = 1.1 * 10000 * 0.0000001 = 0.0011s = 1.1ms

浅析stm32复位电路方法

STM32 内核复位与系统复位

内核复位与系统复位的区别

本文说的内核是指处理器内核,也就是MPU(Microprocessor Unit)。比如STM32F103,其内核就是Cortex-M3内核。

而这里的系统就是包含内核和外设,也就是MCU(Microcontroller Unit),对于STM32F103来说,就是Cortex-M3内核+各种外设接口。

内核复位:只复位Cortex-M3处理器,而不复位外设如GPIO、TIM、USART、SPI等的寄存器。

系统复位:即复位Cortex-M3处理器,又复位外设寄存器。

因此,我们常说的复位一般指的是系统复位。

内核复位与系统复位的函数源代码

本文以Cortex-M3(STM32F103)为例来说明,其他芯片类似。

编写了4个复位函数,内核复位(C语言)、内核复位(汇编)和系统复位(C语言)、系统复位(汇编):

void NVIC_CoreReset(void); //内核复位(C语言)
void NVIC_CoreReset_a(void); //内核复位(汇编)
void NVIC_SystemReset(void); //系统复位(C语言)
void NVIC_SystemReset_a(void); //系统复位(汇编)

在ST官方库中的core_cm3.h文件中已经提供了NVIC_SystemReset的C语言源代码。

Cortex-M3允许由软件触发复位序列,用于特殊的调试或维护。在Cortex-M3中,有两种方法可以实现自我复位。

第一种方法:置位 NVIC 中应用程序中断与复位控制寄存器(AIRCR)的 VECTRESET 位(位偏移:0)。

NVIC_CoreReset内核复位

这种复位的作用范围覆盖了整个Cortex-M3处理器,除了调试逻辑之外的所有角落,但是它不会影响到Cortex-M3处理器外部的任何电路,所以STM32上的各片上外设和其它电路都不受影响。

编写的NVIC_CoreReset函数C语言源码:

staTIc __INLINE void NVIC_CoreReset(void)
{
__DSB();
//置位VECTRESET
SCB-》AIRCR = ((0x5FA 《《 SCB_AIRCR_VECTKEY_Pos) |
(SCB-》AIRCR & SCB_AIRCR_PRIGROUP_Msk) |
SCB_AIRCR_VECTRESET_Msk);
__DSB();
while(1);
}

汇编版函数源码:

__asm void NVIC_CoreReset_a(void)
{
LDR R0, =0xE000ED0C
LDR R1, =0x05FA0001 //置位VECTRESET
STR R1, [R0]
deadloop_Core
B deadloop_Core
}

内核复位主要注意:SCB_AIRCR_VECTRESET_Msk和LDR R1, =0x05FA0001,这是和系统复位唯一的区别。

第二种方法:置位 NVIC 中应用程序中断与复位控制寄存器(AIRCR)的 SYSRESETREQ位(位偏移:2)。

NVIC_SysReset系统复位

系统复位是置位同一个寄存器中的SYSRESETREQ位。这种复位则会波及整个芯片上的电路:它会使Cortex-M3处理器把送往系统复位发生器的请求线置为有效。但是系统复位发生器不是Cortex-M3的一部分,而是由芯片厂商实现,因此不同的芯片对此复位的响应也不同。因此,读者需要认真参阅芯片规格书,明白当发生片内复位时,各外设和功能模块都会回到什么样的初始状态,或者有哪些功能模块不受影响(比如,STM32系列的芯片有后备存储区,该区就被特殊对待)。

大多数情况下,复位发生器在响应 SYSRESETREQ 时,它也会同时把Cortex-M3处理器的系统复位信号(SYSRESETn)置为有效。通常,SYSRESETREQ不应复位调试逻辑。

这里有一个要注意的问题:从SYSRESETREQ被置为有效到复位发生器执行复位命令,往往会有一个延时。在此延时期间,处理器仍然可以响应中断请求。但我们的本意往往是要让此次执行到此为止,不要再做任何其它事情了。所以,最好在发出复位请求前,先把FAULTMASK置位。可以采用下列汇编语句:__disable_fault_irq();。

core_cm3.h中提供的NVIC_SystemReset函数C语言源码:

staTIc __INLINE void NVIC_SystemReset(void)
{
SCB->AIRCR = ((0x5FA << SCB_AIRCR_VECTKEY_Pos) |
(SCB->AIRCR & SCB_AIRCR_PRIGROUP_Msk) |
SCB_AIRCR_SYSRESETREQ_Msk);
__DSB(); /* Ensure compleTIon of memory access /
while(1); /* wait unTIl reset */
}

汇编版函数:

__asm void NVIC_SysReset_a(void)
{
LDR R0, =0xE000ED0C
LDR R1, =0x05FA0004
STR R1, [R0]
deadloop_Sys
B deadloop_Sys
}

结语

某些系统允许复位,但对外设又有特殊要求:某一个IO状态不能因为复位而改变,某一个定时器计数器不能改变等。例子:A系统通过一个IO控制B系统的电源,而这个IO置高时才开启B系统的电源。

正常工作过程中,B系统只有收到A系统关机命令任务才会进行关机(也就是说不能掉电关机),而A系统在工作过程中有复位的需求。

这个时候如果使用常规的复位方式,就会复位IO,不符合要求。如果有一种方式只复位内核而不复位外设就好了。

转自:畅学单片机

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1、简述

下面这张图是一条外部中断线或外部事件线的示意图。图中的蓝色虚线箭头,标出了外部中断信号的传输路径;图中红色虚线箭头,标出了外部事件信号的传输路径。

单片机STM32——中断与事件的区别

图中信号线上划有一条斜线,旁边标志19字样的注释,表示这样的线路共有19套。

2、概念

事件:是表示检测到某一动作(电平边沿)触发事件发生了。

中断:有某个事件发生并产生中断,并跳转到对应的中断处理程序中。

中断有可能被更优先的中断屏蔽,事件不会。

事件本质上就是一个触发信号,是用来触发特定的外设模块或核心本身(唤醒)。

事件只是一个触发信号(脉冲),而中断则是一个固定的电平信号 。

事件是中断的触发源,事件可以触发中断,也可以不触发,开放了对应的中断屏蔽位,则事件可以触发相应的中断。 事件还是其它一些操作的触发源,比如DMA,还有TIM中影子寄存器的传递与更新;

简单点就是中断一定要有中断服务函数,但是事件却没有对应的函数。

事件可以在不需要CPU干预的情况下,执行这些操作,但是中断则必须要CPU介入.。

ps:注意把事件与事件驱动区分开。事件驱动相关内容,可以看我的博客上别的文章。

3、中断传输路径

图中的蓝色虚线箭头,标出了外部中断信号的传输路径。首先,外部信号从编号1的芯片管脚进入,经过编号2的边沿检测电路,通过编号3的或门进入中断挂起请求寄存器,最后经过编号4的与门输出到NVIC中断检测电路。

首先是编号2的边沿检测电路:这个边沿检测电路受上升沿或下降沿选择寄存器控制,用户可以使用这两个寄存器控制需要哪一个边沿产生中断,因为选择上升沿或下降沿是分别受2个平行的寄存器控制,所以用户可以同时选择上升沿或下降沿,而如果只有一个寄存器控制,那么只能选择一个边沿了。

接下来,是编号3的或门,这个或门的另一个输入是软件中断/事件寄存器,从这里可以看出,软件可以优先于外部信号请求一个中断或事件,即当软件中断/事件寄存器的对应位为"1"时,不管外部信号如何,编号3的或门都会输出有效信号。

然后,一个中断或事件请求信号经过编号3的或门后,进入挂起请求寄存器,到此之前,中断和事件的信号传输通路都是一致的,也就是说,挂起请求寄存器中记录了外部信号的电平变化。

外部请求信号最后经过编号4的与门,向NVIC中断控制器发出一个中断请求,如果中断屏蔽寄存器的对应位为"0",则该请求信号不能传输到与门的另一端,实现了中断的屏蔽。

4、事件传输路径

明白了外部中断的请求机制,就很容易理解事件的请求机制了。图中红色虚线箭头,标出了外部事件信号的传输路径,外部请求信号经过编号3的或门后,进入编号5的与门,这个与门的作用与编号4的与门类似,用于引入事件屏蔽寄存器的控制;最后脉冲发生器的一个跳变的信号转变为一个单脉冲,输出到芯片中的其它功能模块。

5、区别

从这张图上我们也可以知道,从外部激励信号来看,中断和事件的产生源都可以是一样的。之所以分成2个部分,由于中断是需要CPU参与的,需要软件的中断服务函数才能完成中断后产生的结果。但是事件,是靠脉冲发生器产生一个脉冲,进而由硬件自动完成这个事件产生的结果,当然相应的联动部件需要先设置好,比如引起DMA操作,AD转换等。

简单举例:外部I/O触发AD转换,来测量外部物品的重量;如果使用传统的中断通道,需要I/O触发产生外部中断,外部中断服务程序启动AD转换,AD转换完成中断服务程序提交最后结果;要是使用事件通道,I/O触发产生事件,然后联动触发AD转换,AD转换完成中断服务程序提交最后结果;相比之下,后者不要软件参与AD触发,并且响应速度也更快。要是使用事件触发DMA操作,就完全不用软件参与就可以完成某些联动任务了。

6、总结

可以这样简单的认为,事件机制提供了一个完全有硬件自动完成的触发到产生结果的通道,不要软件的参与,降低了CPU的负荷,节省了中断资源,提高了响应速度(硬件总快于软件),是利用硬件来提升CPU芯片处理事件能力的一个有效方法。

——如有不对的地方,非常欢迎给予指导!
——【感谢】资料来源于
http://blog.sina.com.cn/s/blog_4d1854230101dcui.html

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这一部分我们将使用按键作为触发源,在产生中断时,实现控制LED灯的亮灭状态切换。

在具体应用前,我们还需先认识认识EXTI。

EXTI

全称为External interrupt/event controller,即外部中断/事件控制器。其管理了20个中断/事件线,每条线都有对应的一个边沿检测器,用于输入信号上升沿和下降沿的检测。如图6-1为stm32参考手册里的EXTI框图。

stm32中断初识与实践(下)
图6-1

图中有两条走向的线路,蓝色线路用于产生中断,绿色线路产生事件。我们从右往左看图。

查阅按键原理图可知,按键按下时,电平状态由低变高,会在输入线呈现出一个上升沿信号,这个信号到达边沿检测电路后,会被上升沿触发选择寄存器(EXTI_RTSR)检测并触发,输出有效信号1给编号3电路,否则输出无效信号0。如果电平由高变低,则会被下降沿触发选择寄存器(EXTI_FTSR)检测触发。

触发的信号到达编号3电路,这是一个或门电路,它的输入信号除了来源于边沿检测电路,还有来自软件中断事件寄存器(EXTI_SWIER)。无论是来自EXTI_SWIER或边沿检测电路的信号,只要有一个是有效信号1,那么便可以输出有效信号1给编号3电路。编号3电路之后,分为两条线,一条产生中断,一条产生事件。

信号沿着蓝色线路产生中断,编号3输出信号到编号4。编号4是一个与门电路,它的另一个信号来源是中断屏蔽寄存器(EXTI_IMR)。众所周知,与门电路要求输入信号都为1才能输出1,换言之,如果EXTI_IMR置为0,那么编号4电路输出的信号都为0,只有EXTI_IMR置1时,编号4输出的信号才由编号3决定。这样一来我们可以通过EXTI_IMR来控制是否产生中断。随后,编号4电路输出的信号会被保存到挂起寄存器(EXTI_PR)内。最后将EXTI_PR里的值输出到NVIC,实现中断控制。

信号沿着绿色线路产生事件,最终会输出一个脉冲信号。编号3输出信号到编号5,编号5也是一个与门电路,信号来源于编号3电路和事件屏蔽寄存器(EXTI_EMR)。和编号4的与门电路一样,我们可以通过EXTI_EMR来控制是否产生事件。当编号5输出有效信号1时会在脉冲发生器(Pulse generator)输出一个脉冲信号(无效信号不会输出脉冲)。这个脉冲信号可以给其他外设电路使用,如TIM、ADC等等,一般用来触发TIM或ADC开始转换。

EXTI的中断/事件线

EXTI有20条中断/事件线,其中有16条用于GPIO线上的外部中断/事件,占用EXTI0~EXTI15,其他4条用于特定外设的外部中断/事件。如图6-2。

stm32中断初识与实践(下)
图6-2

可以通过操作AFIO的四个外部中断配置寄存器(AFIO_EXTICR1~AFIO_EXTICR4)的EXTIx[3:0]位选择配置PAx、PBx、PCx...PGx等引脚。如图6-3为AFIO_EXTICR1寄存器描述。

stm32中断初识与实践(下)
图6-3

EXTI_InitTypeDef

EXTI_InitTypeDef是EXTI初始化结构体,其定义在stm32f10x.h文件中,如图6-4所示。

stm32中断初识与实践(下)
图6-4

有四个结构体成员,

  •  EXTI_Line:中断/事件线,可选择EXTI0~EXTI19,如图6-2所示;
  •  EXTI_Mode:EXTI模式,可设置产生中断(EXTI_Mode_Interrupt)或产生事件(EXTI_Mode_Event);
  •  EXTI_Trigger:EXTI边沿触发,可选择上升沿触发(EXTI_Trigger_Rising)、下降沿触发(EXTI_Trigger_Falling)或者上升沿下降沿都触发(EXTI_Trigger_Rising_Falling);
  •  EXTI_LineCmd:使能(ENABLE)/失能(DISABLE)EXTI线。

开始实验

按键按下时,产生电平变化,EXTI检测到上升沿信号,触发中断,执行中断服务函数,实现LED灯的亮灭切换。

简要分析下编程要点:

  •  初始化产生中断的外设(GPIO);
  •  配置NVIC;
  •  初始化EXTI;
  •  中断服务函数;
  •  main函数

NVIC配置

我们先对NVIC进行配置,将其封装为函数NVIC_Configuration(),供后续调用。

/**
* @brief NVIC配置
* @param 无
* @retval 无
*/
static void NVIC_Configuration(void)
{
NVIC_InitTypeDef NVIC_InitStructure;

NVIC_PriorityGroupConfig(NVIC_PriorityGroup_1); // 配置优先级分组

NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannel = EXTI0_IRQn; // 配置按键中断源
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelPreemptionPriority = 1; // 抢占优先级为1
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelSubPriority = 1; // 子优先级为1
NVIC_InitStructure.NVIC_IRQChannelCmd = ENABLE; // 使能中断寄存器

NVIC_Init(&NVIC_InitStructure);
}
NVIC配置部分,需要配置优先级分组、中断源、抢占优先级、子优先级以及使能中断寄存器等。关于优先级分组配置以及NVIC_InitTypeDef结构体分析,已在
上篇文章里详细说明,读者可点击进入阅读。

EXTI中断配置

/**
* @brief EXTI按键中断配置
* @param 无
* @retval 无
*/
void EXTI_Key_Config(void)
{
GPIO_InitTypeDef GPIO_InitStructure;
EXTI_InitTypeDef EXTI_InitStructure;

/* 调用函数配置NVIC */
NVIC_Configuration();

/* 初始化GPIO */
RCC_APB2PeriphClockCmd(RCC_APB2Periph_GPIOA|RCC_APB2Periph_AFIO, ENABLE);
GPIO_InitStructure.GPIO_Pin = GPIO_Pin_0;
GPIO_InitStructure.GPIO_Mode = GPIO_Mode_IN_FLOATING; // 浮空输入
GPIO_Init(GPIOA, &GPIO_InitStructure);

/* 初始化EXTI */
// 配置中断线的输入源
GPIO_EXTILineConfig(GPIO_PortSourceGPIOA, GPIO_PinSource0);

EXTI_InitStructure.EXTI_Line = EXTI_Line0; // 配置中断线为EXTI0
EXTI_InitStructure.EXTI_Mode = EXTI_Mode_Interrupt; // 配置为中断模式
EXTI_InitStructure.EXTI_Trigger = EXTI_Trigger_Rising;// 上升沿触发中断
EXTI_InitStructure.EXTI_LineCmd = ENABLE; // 使能中断
EXTI_Init(&EXTI_InitStructure);
}
这个配置函数里用到了GPIO和EXTI两个初始化结构体,对其分别进行初始化配置,同时调用NVIC_Configuration()函数配置NVIC。

其中,

  •  GPIO_EXTILineConfig()固件函数是对AFIO_EXTICR1的操作,所以我们需要开启AFIO时钟;
  •  需要把GPIO配置为输入模式(浮空输入),由外部电路决定引脚状态;
  •  通过查阅按键原理图可得,按键引脚为PA0,可得GPIO端口源和引脚源,并将其中断线配置为EXTI0;
  •  由按键原理图可得,按键按下时为高电平,所以使用上升沿触发中断。

中断服务函数

上篇文章里已经说明中断服务函数名应在启动文件里找到,并统一写在stm32f10x_it.c文件中。

/**
* @brief EXTI0线中断服务函数
* @param 无
* @retval 无
*/
void EXTI0_IRQHandler(void)
{
if(EXTI_GetITStatus(EXTI_Line0) != RESET) // 确保产生了EXTI0线中断
{
LED_TOGGLE; // LED灯状态切换
EXTI_ClearITPendingBit(EXTI_Line0);// 清除中断标志位
}
}
需要先确保是否产生了中断,这一步我们直接调用stm32f10x_exti.c文件里的库函数EXTI_GetITStatus(),通过其返回值判断。EXTI_GetITStatus()函数操作的是中断屏蔽寄存器(EXTI_IMR)和挂起寄存器(EXTI_PR),通过两个寄存器的值判断是否产生中断,。由图6-1功能框图可得,如果相应线的EXTI_IMR和EXTI_PR都置1,则返回“SET”,即产生中断。具体的源码实现可查看3.5版本的stm32f10x固件库。

LED_TOGGLE是一个宏,在宏里实现LED状态切换。具体的实现在 专栏(stm32):GPIO输入——按键检测文章里已经有过说明,读者可移步阅读。

中断服务实现后,需要清除该中断线的中断标志位,以免下次程序判断失误。

main函数

int main(void)
{
LED_GPIO_Config(); // LED端口初始化
EXTI_Key_Config(); // EXTI按键中断配置
while(1){} // 等待中断产生
}
当按键按下时,即进入中断,执行中断服务函数,完成实验。

文章转自知乎。

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stm32中断的讲解我分为两部分,即两篇文章,上半部分做一个总结性的概览,有一个初步认识,下半部分会通过一个实例来讲解中断的应用。本文即为上半部分的总结性概览。
所谓“中断”,通俗地讲,就是CPU在遇到一个需要即时处理的情况时,暂时中止当前程序的执行,转而处理新情况。

在stm32参考手册中的中断和异常向量表里可查阅到,其内核的异常响应系统里有10个系统异常(含Reset和HardFault),60个外部中断。具体的定义可在库文件stm32f10x.h头文件的IRQn_Type枚举里查到。如图5-1。

stm32中断初识与实践(上)
图5-1

在进行中断配置前,有两个概念需要先弄清楚——NVIC、优先级定义及分组。

NVIC

NVIC即为嵌套向量中断控制器,控制着整个芯片的中断相关,是Cortex-M3内核里的一个外设。其在库文件core_cm3.h里定义如下:

stm32中断初识与实践(上)
图5-2

其中ISER(中断使能寄存器NVIC_ISERx)、ICER(中断清除寄存器NVIC_ICERx)、IP(8bit中断优先级寄存器NVIC_IPRx)会在配置中断的时候用到。我们可在core_cm3.h库文件里找到相关寄存器操作的函数声明,如操作ISER的NVIC_EnableIRQ()函数,操作ICER的NVIC_DisableIRQ()函数,操作IP的NVIC_SetPriority()函数等。

优先级定义及分组

NVIC里有一个中断优先级寄存器NVIC_IPRx,用来配置外部中断的优先级。IPR的宽度为8bit,而ST公司的F103芯片只用了高4bit来配置优先级,即每个外部中断可配置的优先级为0~15。这4bit被分组为抢占优先级(pre-emption priority)和子优先级(subpriority),数值越小,优先级越高。首先会比较抢占优先级,如果相同则比较子优先级,还是相同则继续比较各自的硬件中断编号(编号可在参考手册里的异常向量表查到,编号越小,优先级越高)。

优先级分组由内核外设SCB的AIRCR(应用程序中断及复位控制寄存器)的PRIGROUP[10:8]位决定,在F103里分成了5组。如图5-3。

stm32中断初识与实践(上)
图5-3

上图中的表格里显示了5组的优先级,由于只用了高4位,所以级数最多为16(0~15,有16个级数)。优先级分组配置可调用NVIC_PriorityGroupConfig()函数实现,函数声明和定义分别在库文件misc.h和misc.c中。该函数便是封装了对SCB_AIRCR寄存器的操作。

中断配置编程

经以上了解后,可以开始进入程序环节了。一般中断编程按以下四点来完成:

1. 使能外设中断。具体由相应外设的相关中断使能位控制,如串口收/发完成中断等。

2. 配置中断优先级分组。前文已经说明可以调用NVIC_PriorityGroupConfig()函数实现。

3. 初始化NVIC_InitTypeDef结构体。用于设置抢占优先级和子优先级,及使能中断。

4. 编写中断服务函数。启动文件中已经预先为每个中断定义了一个空的中断服务函数,用于初始化中断向量表。而实际中我们需要重新定义这些函数,可统一定义在stm32f10x_it.c中。
其中,

在第3点,NVIC_InitTypeDef结构体是在库文件misc.h中定义的。如图5-4。

stm32中断初识与实践(上)
图5-4

由图中库函数源码可知,

  •   NVIC_IRQChannel:中断源。每个中断都有其单独的中断源,不能写错,否则会致不响应中断,程序也不会报错。具体配置如图5-1的IRQn_Type枚举类型定义,这个枚举类型包含了所有的中断源。

  •   NVIC_IRQChannelPreemptionPriority:抢占优先级。由前文描述可知,可配置的优先级为0~15,有16个优先级数。

  •   NVIC_IRQChannelSubPriority:子优先级。同抢占优先级。

  •   NVIC_IRQChannelCmd:使能(ENABLE)或失能(DISABLE)中断寄存器。操作的是NVIC_ISER和NVIC_ICER寄存器。

在第4点,需要注意的是,函数名必须和启动文件里设置的一样,否则系统无法在中断向量表里找到中断服务函数入口,便会转而跳到启动文件里的空函数,从而进入死循环。如图5-5为启动文件预先定义的函数。

stm32中断初识与实践(上)
图5-5

至此,对中断已经有了一个大致的认识,第一步算是圆满完成啦。那么接下来的下半部分会开始借用一个实例来帮助巩固实践。

转自:fire909090

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作为意法半导体的STM32 *产品家族最新成员,STM32F7x0和H7x0超值系列(Value Lines) 微控制器(MCU)将为开发人员提供更高的灵活性。该系列产品适用于开发价格亲民、以性能为导向的实时物联网设备应用系统,同时不会影响目标应用的功能或网络安全性。

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新超值产品线保留了STM32F7和STM32H7的强大功能,例如,最先进的外设、硬件加速器,以及采用超高速内部总线、短中断延迟、快速启动(~1ms)等技术的实时架构。灵活的功耗模式、门控电源域和片上电源管理技术可简化设计,降低物料清单成本,让新微控制器保持高能效。

在一个安全的高能效架构内,新超值微控制器CoreMark®性能测试获得2020分,使其成为医疗、工业、消费等应用领域物联网创新的切入点。由于最高工作结温达到125°C,即使环境温度升高,处理器内核和外设的性能仍能发挥到极致。

入门级的STM32F730集成意法半导体独有的执行闪存内代码零等待周期的ART Accelerator™存储器加速技术,在216MHz运行频率时,CoreMark基准测取得1082分。外设接口包括加密硬件加速器、一个带PHY的USB 2.0高速端口、一个CAN接口。片上存储器包括64KB的闪存;用于高性能访问内部或外部存储器的8KByte指令和8KByte数据缓存;256KB系统RAM;用于执行最关键例程和数据的16kB + 64KB TCM(紧密耦合存储器)。

STM32F750增加一个集成意法半导体独有的Chrom-ART™图形加速器的TFT-LCD显示控制器。片上功能包括哈希算法硬件加速器;两个CAN接口;以太网MAC控制器;摄像头接口;两个带全速PHY的USB 2.0接口;64K字节闪存;4Kbyte指令缓存;4Kbyte数据缓存;320KB系统RAM;6kB + 64KB TCM。

高端的STM32H750在400MHz时CoreMark测试取得2020分,并在TFT控制器和Chrom-ART加速器内增加了硬件JPEG编码器/解码器,以实现更快的GUI图形处理性能。外设接口包括一个CANFD端口;内置时间触发功能和同类最好的运算放大器的附加CANFD端口;运行速率高达3.6Msample / s 的16位ADC。片上存储器包括 128KB闪存、16KB指令缓存、16KB数据缓存、864KB系统RAM和64kB + 128KB TCM,都具有ECC(纠错码)功能,用于安全执行内部或外部存储器内的代码。

STM32F730、STM32F750和STM32H750超值系列微控制器已正式投产,采用64引脚到240引脚的各种LQFP和BGA封装。

详情联系当地经销商或访问 https://www.st.com/en/microcontrollers/stm32f7x0-value-line.htmlhttps://www.st.com/en/microcontrollers/stm32h750-value-line.html

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