中斷的運行并非 “瞬間完成”，而是遵循一套嚴謹?shù)挠布c軟件協(xié)同流程，從 “事件觸發(fā)” 到 “任務恢復” 可分為五個核心階段：中斷請求、中斷響應、現(xiàn)場保護、執(zhí)行 ISR、現(xiàn)場恢復與返回。每個階段都有明確的硬件邏輯與軟件規(guī)則，確保中斷處理的正確性與高效性。

（一）中斷請求：事件的 “信號傳遞”

中斷流程的起點是 “中斷請求（IRQ, Interrupt Request）”—— 當外設或內部模塊發(fā)生特定事件時（如按鍵按下導致 GPIO 引腳電平變化、定時器計數(shù)達到設定值、串口接收緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)），會向 MCU 的 “中斷控制器” 發(fā)送一個硬件信號（通常是電平信號或脈沖信號），表明 “需要緊急處理”。

不同嵌入式芯片的中斷請求機制存在差異，但核心邏輯一致：首先，外設需具備 “中斷使能” 開關 —— 只有當外設自身的中斷使能位被置 1 時，事件發(fā)生才會觸發(fā) IRQ（例如，要讓串口接收數(shù)據(jù)觸發(fā)中斷，需先開啟串口的 “接收中斷使能位”）；其次，中斷請求需經過 “同步電路”—— 由于外設時鐘與 MCU 核心時鐘可能不同步（如外設用 32kHz 時鐘，核心用 100MHz 時鐘），IRQ 信號需經過 1-2 個核心時鐘周期的同步，避免 metastability（亞穩(wěn)態(tài)）導致的信號誤判；最后，中斷請求會被暫存在中斷控制器的 “掛起寄存器（Pending Register）” 中，等待 MCU 響應 —— 即使 MCU 暫時無法處理（如正在執(zhí)行更高優(yōu)先級任務），IRQ 信號也會被掛起保存，不會丟失。

（二）中斷響應：MCU 的 “優(yōu)先級判斷”

當 MCU 接收到中斷請求后，并非立即響應，而是先進行 “中斷響應條件判斷”，核心是 “是否允許中斷” 與 “中斷優(yōu)先級是否足夠高”。

首先是 “全局中斷使能” 判斷：MCU 有一個 “全局中斷使能位”（如 ARM Cortex-M 系列的 PRIMASK 寄存器），只有當該位為 0 時（全局中斷允許），MCU 才會響應中斷；若該位為 1（全局中斷禁止），則所有可屏蔽中斷都會被忽略，僅不可屏蔽中斷（NMI）能強制響應 —— 這一機制用于處理 “臨界區(qū)”（如主程序與 ISR 共享數(shù)據(jù)時，需禁止中斷避免數(shù)據(jù)混亂）。

其次是 “中斷優(yōu)先級判斷”：當多個中斷請求同時掛起時，中斷控制器會根據(jù)預設的 “中斷優(yōu)先級”，選擇優(yōu)先級最高的中斷進行響應。嵌入式系統(tǒng)的中斷優(yōu)先級通常分為 “搶占優(yōu)先級” 與 “子優(yōu)先級”（如 Cortex-M 的 NVIC 控制器）：搶占優(yōu)先級高的中斷可打斷正在執(zhí)行的低搶占優(yōu)先級 ISR（即 “中斷嵌套”）；若兩個中斷的搶占優(yōu)先級相同，則比較子優(yōu)先級，子優(yōu)先級高的先響應；若搶占優(yōu)先級與子優(yōu)先級均相同，則按 “中斷編號” 的默認順序響應（如編號小的優(yōu)先）。例如，“電機過載保護中斷”（搶占優(yōu)先級 1）可打斷正在執(zhí)行的 “按鍵掃描中斷”（搶占優(yōu)先級 2），而 “串口接收中斷” 與 “SPI 接收中斷”（均為搶占優(yōu)先級 2，子優(yōu)先級 1 與 2）則按子優(yōu)先級順序響應。

當滿足響應條件時，MCU 會啟動 “中斷響應序列”：首先，禁止同優(yōu)先級及更低優(yōu)先級的中斷（防止響應過程中被打斷）；其次，自動保存 “上下文現(xiàn)場”—— 將當前的程序計數(shù)器（PC，記錄下一條要執(zhí)行的指令地址）、程序狀態(tài)寄存器（PSR，記錄 CPU 狀態(tài)）、通用寄存器（R0-R3 等）的值壓入棧（Stack）中，確保后續(xù)能準確恢復常規(guī)任務；最后，根據(jù) “中斷向量表” 找到對應的 ISR 入口地址，將 PC 指向該地址，正式進入 ISR 執(zhí)行階段。

（三）現(xiàn)場保護與 ISR 執(zhí)行：事件的 “核心處理”

盡管 MCU 在中斷響應階段已自動保存部分寄存器（如 R0-R3、PC、PSR），但對于其他通用寄存器（如 R4-R11），若 ISR 中會修改這些寄存器的值，則需要在 ISR 開頭手動進行 “現(xiàn)場保護”—— 將這些寄存器的值壓入棧中；若 ISR 中不修改，則無需保護，以減少處理延遲。這一環(huán)節(jié)的核心原則是 “誰修改，誰保護”，避免 ISR 執(zhí)行后，常規(guī)任務的寄存器值被篡改，導致程序運行異常。

中斷服務程序（ISR）是中斷處理的 “核心邏輯”，其設計直接決定中斷處理的效率與可靠性。ISR 的核心要求是 “短小精悍”—— 僅處理與中斷事件直接相關的必要操作，避免執(zhí)行復雜運算、循環(huán)或調用耗時函數(shù)（如 printf、動態(tài)內存分配）。例如，按鍵中斷的 ISR 應僅做 “置位按鍵標志位” 或 “讀取按鍵值并緩存”，而將 “按鍵防抖處理”“執(zhí)行按鍵對應的功能（如開燈）” 交給主程序；串口接收中斷的 ISR 應僅做 “將接收數(shù)據(jù)存入緩沖區(qū)”，而將 “數(shù)據(jù)解析”“數(shù)據(jù)處理” 交給主程序。這樣設計的原因在于：ISR 執(zhí)行時間越長，中斷延遲與嵌套沖突的風險越高，甚至可能導致低優(yōu)先級中斷被長期阻塞，丟失重要事件。

此外，ISR 中還需注意 “中斷清除”—— 部分外設的中斷請求會在事件發(fā)生后持續(xù)有效（如定時器溢出中斷），若 ISR 中不手動清除 “中斷掛起位”，則 ISR 執(zhí)行完成后，中斷控制器會認為中斷請求仍存在，立即再次觸發(fā)中斷，導致 “中斷風暴”（ISR 無限循環(huán)執(zhí)行）。中斷清除的方式因外設而異：有的需要清除外設自身的中斷掛起位（如定時器的 SR 寄存器），有的需要通過讀取數(shù)據(jù)自動清除（如串口接收數(shù)據(jù)后，讀取 DR 寄存器即可清除接收中斷掛起位）。

（四）現(xiàn)場恢復與中斷返回：任務的 “無縫銜接”

ISR 執(zhí)行完成后，需要進行 “現(xiàn)場恢復” 與 “中斷返回”，確保常規(guī)任務能從被暫停的位置繼續(xù)執(zhí)行?，F(xiàn)場恢復與現(xiàn)場保護相對應：若 ISR 開頭手動保護了 R4-R11 等寄存器，則需在 ISR 結尾手動將這些寄存器的值從棧中彈出，恢復原值；若未保護，則無需操作。

中斷返回的核心是執(zhí)行 “中斷返回指令”（如 ARM Cortex-M 的 BX LR 指令，x86 的 IRET 指令）。當 MCU 執(zhí)行該指令時，會自動從棧中彈出之前保存的 PC、PSR、R0-R3 等寄存器的值，恢復 CPU 的狀態(tài)與程序計數(shù)器指向 ——PC 重新指向被中斷的常規(guī)任務的下一條指令，PSR 恢復中斷前的 CPU 狀態(tài)（如中斷屏蔽位、條件標志位），R0-R3 恢復原值。同時，中斷控制器會自動清除當前中斷的掛起位，并重新允許同優(yōu)先級及更低優(yōu)先級的中斷（若之前禁止），至此，整個中斷流程完成，常規(guī)任務無縫銜接繼續(xù)執(zhí)行。