非对称双核MCU基础知识及核间通信

示。当然，内核也可以定期检查共享RAM的状态。

图2：内核间使用共享内存通信模式图

接下来，我们介绍基于消息队列和消息池的控制/状态通信方案。

消息队列：开设两个消息队列，一个用于M4发送消息给M0，另一个则是M0发送消息给M4。两个队列的地址需事先约定好。队列是循环队列，可以使用简单的数组配以读、写下标来实现，也可以使用链表结构来实现。前者实现简单、开销小，但消息只能是定长，不便于携带其它信息，还有，就是必须把数组放置在共享内存区连续的位置，灵活性低。基于链表的实现用指针链接每则消息，每则消息除了公共的链表控制部分外，还可以根据消息类别携带各种各样的附加参数，并且可以由系统软件的内存管理机制灵活分配消息内存，不过，缺点是相对复杂，额外开销大。若涉及动态内存管理，实时性将远不如基于数组的方案。

消息队列有一个缺点，就是消息的串行化处理，它没有优先级的概念。但实际上，我们有实时操作系统(RTOS)及嵌套中断机制的支持，本应实现消息的并发处理。

消息池：消息池在存储结构上其实是简化的基于数组的消息队列——去掉了队列的读、写下标记录器。池中每个元素是一个消息，并且有一个字节指示每个元素的状态——空闲/已处理、新、半处理。当发送方写入消息时，扫描数组以查找空闲位置;当接收方读取消息时，也是扫描数组以查找状态。可见，消息池是基于优先级来处理消息的——小下标的元素优先得到处理。

消息池的可扫描性实现了消息的并发处理，并且可以通过中断上下文和任务上下文分两次“反刍式”处理。在处理消息池的中断服务例程中，先扫描各消息完成第一次处理，执行消息中(如果有的话)对实时性要求较高的部分。如果系统中没有使用RTOS，可以在后台的主循环中，再接下来二次扫描消息池，以完成第二次处理。对于使用了RTOS的系统，可以根据消息的优先级，创建或激活不同优先级的任务，使消息“附身”在这些任务的上下文中得到第二次处理。

消息池的一大缺点就是不宜支持较大数目的待处理消息。如有需要，可以给每则消息添加链表控制字段，我们可以把同一优先级的消息链成一串，从而彻底消除这一局限。

若干重要的细节

内核互斥：伪并行的多任务之间需要互斥访问共享资源，真并行的内核之间更是如此。尤其关键的是，一个内核无法关闭另一个内核的中断，因此还无法通过关中断临界区来保护。唯一能保证的，就是不会出现两个内核同时存取相同的地址。另外，由于架构上的局限，无法使用“自旋锁”来互斥。为此，我们可以通过施加一些编程准则来实现互斥。最简易有效的方法，就是在相同地址上给每个内核分别设置“只读”或“只写”的权限，或者是有条件的读写权限。比如，对于消息队列的读位置，只有接收方可以写，而发送方只能读取来判断队列是否空/满。又如，对于消息池，尽管发送方和接收方对池中的元素状态均可读可写，但有如下的条件：发送方只能把空闲状态改为非空闲;接收方只能把各种非空闲的状态改为空闲。再如，对于链表结构，可以只允许发送方更新各种指针;接收方通过更改链表中元素的状态和触发中断，以指示发送方更新各指针的时机。

内核鉴别：M4向下兼容M0，这使我们可以重用很多的源代码。但是，有时需要鉴别当前正在哪个内核上运行。这有两种方法，分别用于不同场合：如果在编译期间鉴别即可，则可以在编译器设置中，预定义诸如“CORE_M4”和“CORE_M0”的宏，使用C/C++的条件编译来处理;若需要在运行期间区分，可以读取一个名为“CPUID”的寄存器，根据CPUID的值来判定是M4还是M0。

初始化与可执行映像：LPC4350在完成上电复位后，M4开始执行代码，而M0却一直保持在复位状态。这样，我们也可以无视M0的存在，而只按单核MCU来使用。为使用M0，需要让M4为M0准备好开始执行的全部环境，包括寄存器上下文与地址空间等，然后释放M0。当M0处在复位状态时，我们可以通过JTAG发现M0，但是却无法操作它。因此，如果要调试M0的程序，需要先给M4下载适当的映像，使其释放M0才可，不可能在拿到一个空白的芯片后，直接先从M0动手。

尽管M4与M0各有自己的映像，但是我们可以把M0的映像内含于M4的映像中，这样在生产时只需要烧写一次闪存。为了并入M0的映像，工具链通常会提供把映像转换成C数组定义格式的功能。通过这个功能，我们把M0的映像转换成一个C数组的表格，并且把它和M4的源文件一同编译连接，这样一来，M0的映像就