Прерывания и особые случаи. Примеры прерываний

Механизм приоритетов (МП) показывает какие устройства нужно обслужить первыми. МП решает следующие задачи:

Фиксирует приоритет любой выполняемой процессором программы.

Идентифицирует ЗП от ВУ с максимальным приоритетом.

Разрешает прерывание программы при возникновении запроса с большим приоритетом.

Прерывание программы обслуживания прерываний называется вложенным прерыванием.

Рис. 6.4 Пример работы ЦП в режиме вложенных прерываний.

На рис 6.4 показан пример вложенного прерывания:

До t 1 нет ЗП

t 1 → ЗП от ВУ4

t 2 → ЗП от ВУ3

t 3 → ЗП от ВУ2

t 4 → закончено обслуживание ВУ2

t 5 → ЗП от ВУ1

t 6 → закончено обслуживание ВУ1

t 7 → закончено обслуживание ВУ3

t 8 → закончено обслуживание ВУ4

Недостаток: При большой частоте поступления ЗП ЦП работает неэффективно, т.к. много времени ЦП расходуется на ЗП, восстановление регистров процессора, переход от одной программы к другой.

Можно уменьшить частоту ЗП путем включения буферных ЗУ.

При присвоении приоритетов ВУ учитываются следующие условия:

Чем больше быстродействие устройства, тем выше приоритет ему присваивается.

Наивысший приоритет присваивается устройству, данные от которого не могут быть восстановлены (обычно таймер).

В ЭВМ семейства Macintosh приоритет программы указывается во втором слове ВП.

В ЭВМ семейства IBM PC приоритет программы устанавливается с помощью специальной БИС (большая интегральная схема) – программируемый контроллер прерываний.

Техническая реализация многоуровневых вложенных приоритетных векторных прерываний в ЭВМ на основе единого магистрального канала обмена данными.

Реализация многоуровневых ВП в ЭВМ семейства IBM .

Для Реализация многоуровневых ВП в ЭВМ семейства IBM применена БИСIntel 8259A .

Технические характеристики бис Intel 8259a.

Число уровней ЗП = 8.

Количество уровней можно расширить до 64 за счет каскадного включения микросхем

Режим обслуживания ЗП, уровни приоритетов, АВП устанавливаются программным путем.

Техническая реализация приоритетных векторных прерываний в ЭВМ с изолированными магистральными каналами обмена данными (семейство IBM AT ): режимы работы программируемого контроллера прерываний (ПКП),

схема подключения ПКП к системной магистрали,

Схема включения ПКП к системной шине ВУ.

Рис. 6.7 Схема включения ПКП к системной шине и ВУ.

Назначение выводов БИС:

D 7- D 0 – выводы ШД, служат для приема управляющее информации от ЦП и передачи статусной информации в ЦП.

A 0 – адресный вход, адресация внутренних регистров контроллера (2 адреса).

~ CS (chip select ) - выбор кристалла, разрешает или запрещает связь контроллера с системной шиной.

• ~CS = 0 – есть связь, ~CS = 1 – нет связи.

Первый ПКП использует адреса – 20 h , 21 h .

Второй ПКП использует адреса – A 0 h , A 1 h .

~ RD , ~ WR – ввод, вывод (сигналы ШУ), соединяются с линиями магистрали~ IOR и ~ IOW .

INT (выход) – сигнал ЗП в ЦП.

~INTA (interrupt acknowledge) – сигнал РП от ЦП.

CAS 2, CAS 1, CAS 0 – шина каскадирования. Для ведущего контроллера прерывания эти линии являются выходами, а для ведомого – входами.

~ SP /~ EN – указывает ведущий (1) или ведомый (0) ПКП.

IR 0... IR 7 – входы запросов прерывания от ВУ.

функциональный состав и программная модель ПКП.

Прерывание - это изменение естественного порядка выполнения программы, которое связано с необходимостью реакции системы на работу внешних устройств, а также на ошибки и особые ситуации, возникшие при выполнении программы. При этом вызывается специальная программа - обработчик прерываний , специфическая для каждой возникшей ситуации, после выполнения которой возобновляется работа прерванной программы.

Механизм прерывания обеспечивается соответствующими аппаратно-программными средствами компьютера.

Классификация прерываний представлена на рис. 7.1 .

Рис. 7.1.

Запросы аппаратных прерываний возникают асинхронно по отношению к работе микропроцессора и связаны с работой внешних устройств.

Запрос от немаскируемых прерываний поступает на вход NMI микропроцессора и не может быть программно заблокирован. Обычно этот вход используется для запросов прерываний от схем контроля питания или неустранимых ошибок ввода/вывода.

Для запросов маскируемых прерываний используется вход INT микропроцессора. Обработка запроса прерывания по данному входу может быть заблокирована сбросом бита IF в регистре флагов микропроцессора.

Программные прерывания , строго говоря, называются исключениями или особыми случаями. Они связаны с особыми ситуациями, возникающими при выполнении программы (отсутствие страницы в оперативной памяти, нарушение защиты, переполнение ), то есть с теми ситуациями, которые программист предвидеть не может, либо с наличием в программе специальной команды INT n, которая используется программистом для вызова функций операционной системы либо BIOS , поддерживающих работу с внешними устройствами. В дальнейшем при обсуждении работы системы прерываний мы будем употреблять единый термин " прерывание " для аппаратных прерываний и исключений, если это не оговорено особо.

Программные прерывания делятся на следующие типы.

Нарушение (отказ) - особый случай, который микропроцессор может обнаружить до возникновения фактической ошибки (например, отсутствие страницы в оперативной памяти); после обработки нарушения программа выполняется с рестарта команды, приведшей к нарушению.

Ловушка - особый случай, который обнаруживается после окончания выполнения команды (например, наличие в программе команды INT n или установленный флаг TF в регистре флагов ). После обработки этого прерывания выполнение программы продолжается со следующей команды.

Авария ( выход из процесса) - столь серьезная ошибка, что некоторый контекст программы теряется и ее продолжение невозможно. Причину аварии установить нельзя, поэтому программа снимается с обработки. К авариям относятся аппаратные ошибки, а также несовместимые или недопустимые значения в системных таблицах.

Порядок обработки прерываний

Прерывания и особые случаи распознаются на границах команд, и программист может не заботиться о состоянии внутренних рабочих регистров и устройств конвейера.

Реагируя на запросы прерываний, микропроцессор должен идентифицировать его источник, сохранить минимальный контекст текущей программы и переключиться на специальную программу - обработчик прерывания. После обслуживания прерывания МП возвращается к прерванной программе, и она должна возобновиться так, как будто прерывания не было.

Обработка запросов прерываний состоит из:

• "рефлекторных" действий процессора, которые одинаковы для всех прерываний и особых случаев и которыми программист управлять не может;
• выполнения созданного программистом обработчика.

Для того чтобы микропроцессор мог идентифицировать источник прерывания и найти обработчик, соответствующий полученному запросу, каждому запросу прерывания присвоен свой номер (тип прерывания ).

Тип прерывания для программных прерываний вводится изнутри микропроцессора; например, прерывание по отсутствию страницы в памяти имеет тип 14. Для прерываний, вызываемых командой INT n, тип содержится в самой команде. Для маскируемых аппаратных прерываний тип вводится из контроллера приоритетных прерываний по шине данных . Немаскируемому прерыванию назначен тип 2.

Всего микропроцессор различает 256 типов прерываний . Таким образом, все они могут быть закодированы в 1 байте.

"Рефлекторные" действия микропроцессора по обработке запроса прерывания выполняются аппаратными средствами МП и включают в себя:

• определение типа прерывания ;
• сохранение контекста прерываемой программы (некоторой информации, которая позволит вернуться к прерванной программе и продолжить ее выполнение). Всегда автоматически сохраняются как минимум регистры EIP и CS , определяющие точку возврата в прерванную программу, и регистр флагов EFLAGS . Если вызов обработчика прерывания проводится с использованием шлюза задачи, то в памяти полностью сохраняется сегмент состояния TSS прерываемой задачи;
• определение адреса обработчика прерывания и передача управления первой команде этого обработчика.

После этого выполняется программа - обработчик прерывания , соответствующая поступившему запросу. Эта программа пишется и размещается в памяти прикладным или системным программистом. Обработчик прерывания должен завершаться командой I RET , по которой автоматически происходит переход к продолжению выполнения прерванной программы с восстановлением ее контекста.

Для вызова обработчика прерывания микропроцессор при работе в реальном режиме использует таблицу векторов прерываний , а в защищенном режиме - таблицу дескрипторов прерываний .

Содержимое регистра IDTr не сохраняется в сегментах TSS и не изменяется при переключении задачи. Программы не могут обратиться к IDT , так как единственный бит TI индикатора таблицы в селекторе сегмента обеспечивает выбор только между таблицами GDT и LDT .

Максимальный предел таблицы дескрипторов прерываний составляет 256*8 - 1 = 2047.

Можно определить предел меньшим, но это не рекомендуется. Если происходит обращение к дескриптору вне пределов IDT , процессор переходит в режим отключения до получения сигнала по входу NMI или сброса.

В IDT могут храниться только дескрипторы следующих типов:

• шлюз ловушки ,
• шлюз прерывания, шлюз задачи.

Сторожевые таймеры.

Часто электрические помехи, производимые окружающим оборудованием, вызывают обращение микроконтроллера по неправильному адресу, после чего его поведение становится непредсказуемым (микроконтроллер «идет в раз­нос»). Чтобы отслеживать такие ситуации в состав микроконтроллера часто включают сторожевые таймеры.

Это устройство вызывает сброс микроконтроллера, если его содержимое не будет обновлено в течение определенного промежутка времени (обычно от десятков миллисекунд до нескольких секунд). Если изменение содержимо­го программного счетчика не соответствует заданной программе, то команда модификации сторожевого таймера не будет выполнена. В этом случае сторо­жевой таймер производит сброс микроконтроллера, устанавливая его в ис­ходное состояние.

Многие разработчики не используют сторожевые таймеры в своих прило­жениях, так как не видят необходимости их применения для борьбы с влия­нием электрических помех, например, при размещении микроконтроллера в электронно-лучевом дисплее вблизи от трансформатора, обеспечивающего гашение обратного хода луча, или рядом с катушками зажигания в автомо­биле. В современной электронике вероятность возникновения электрических нарушений незначительна, хотя они иногда возникают в ситуациях, похо­жих на перечисленные выше.

Не рекомендуется использовать сторожевой таймер для маскирования программных проблем. Хотя этот таймер может уменьшить вероятность про­граммных ошибок, однако вряд ли он обеспечит исключение всех возмож­ных причин их возникновения. Вместо того, чтобы надеяться на предотвра­щение программных сбоев аппаратными средствами, лучше более тщательно протестировать программное обеспечение в различных ситуациях.

Многие пользователи считают, что прерывания - это та часть аппаратного обеспечения, которую лучше оставить в покое, так как их использование требует превосходного знания процессора для разработки программы обра­ботки прерывания. В противном случае при возникновении прерывания сис­тема «засыпает» или «идет вразнос». Такое чувство обычно появляется у раз­работчика после опыта работы с прерываниями для персонального компьютера, который имеет ряд особенностей, усложняющих создание об­работчика прерываний. Многие из этих проблем не имеют места в оборудова­нии, реализованном на базе микроконтроллеров. Использование в данном оборудовании прерываний может существенно упростить его разработку и применение.

Если вы никогда не имели дело с прерываниями, то у вас возникнет вопрос - что это такое? В компьютерной системе прерывание - это запуск специальной подпрограммы (называемой «обработчиком прерывания» или «программой обслуживания прерывания»), который вызывается сигналом аппаратуры. На время выполнения этой подпрограммы реализация текущей программы останавливается. Термин «запрос на прерывание» (interrupt request) используется потому, что иногда программа отказывается подтвердить пре­рывание и выполнить обработчик прерывания немедленно (рис 2.19).

Прерывания в компьютерной системе аналогичны прерываниям в повсед­невной жизни. Классический пример такого прерывания - телефонный зво­нок во время просмотра телевизионной передачи. Когда звонит телефон, у вас есть три возможности. Первый - проигнорировать звонок. Второй - отве­тить на звонок, но сказать, что вы перезвоните позже. Третий - ответить на звонок, отложив все текущие дела. В компьютерной системе также имеются три подобных ответа, которые могут быть использованы в качестве реакции на внешний аппаратный запрос.

Первый возможный ответ - «не реагировать на прерывание, пока не за­вершится выполнение текущей задачи» - реализуется путем запрещения (маскирования) обслуживания запроса прерывания. После завершения задачи возможен один из двух вариантов: сброс маски и разрешение обслуживания, что приведет к вызову обработчика прерывания, или анализ значения битов («поллинг»). указывающих на поступление запросов прерывания и непос­редственное выполнение программы обслуживания без вызова обработчика прерывания. Такой метод обработки прерываний используется, когда требу­ется обеспечить заданное время выполнения основной программы, так как любое прерывание может нарушить реализацию необходимого интерфейса.

Рис. 2.18 - Выполнение прерывания.

Не рекомендуется длительное маскирование прерываний, так как в течение этого времени может произойти наложение нескольких событий, вызываю­щих прерывания, а распознаваться будет только одно. Допустимая продолжи­тельность маскирования зависит от конкретного применения микроконтрол­лера, типа и частоты следования таких событий. Не рекомендуется запрещать прерывания на время большее, чем половина минимального ожидаемого периода следования событий, запрашивающих прерывания.

Обработчик прерывания всегда обеспечивает следующую последователь­ность действий:

2. Сбросить контроллер прерываний и оборудование, вызвавшее запрос.

3. Обработать данные.

4. Восстановить содержимое регистров контекста.

5. Вернуться к прерванной программе.

Регистры контекста - это регистры, определяющие текущее состояние выполнения основной программы. Обычно к их числу относятся программ­ный счетчик, регистры состояния и аккумуляторы. Другие регистры процессора, такие как индексные регистры, могут быть использованы в процессе обработки прерывания, поэтому их содержимое также необходимо сохра­нить. Все остальные регистры являются специфическими для конкретного микроконтроллера и его применения.

После сброса в исходное состояние контроллер прерываний готов вос­принимать следующий запрос, а оборудование, вызывающее прерывание, готово посылать запрос, когда возникают соответствующие причины. Если поступит новый запрос прерывания, то регистр маскирования прерываний процессора предотвратит обработку прерывания, но регистр состояния пре­рываний зафиксирует этот запрос, который будет ожидать своего обслужива­ния. После завершения обработки текущего прерывания маска прерываний будет сброшена, и вновь поступивший запрос поступает на обработку.

Вложенные прерывания сложны для реализации некоторыми типами мик­роконтроллеров, которые не имеют стека. Эти прерывания могут также выз­вать проблемы, связанные с переполнением стека. Проблема переполнения актуальна для микроконтроллеров из-за ограниченного объема их памяти данных и стека: последовательность вложенных прерываний может привести к тому, что в стек будет помещено больше данных, чем это допустимо.

Наконец, прерывание обработано. Второй пример с телевизором показы­вает, что можно быстро отреагировать на запрос прерывания, приняв необ­ходимые данные, которые будут затем использованы после решения теку­щей задачи. В микроконтроллерах это реализуется путем сохранения поступивших данных в массиве памяти и последующей их обработки, когда выполнение исходной программы будет завершено. Такой способ обслужива­ния является хорошим компромиссом между немедленной полной обработ­кой прерывания, которая может потребовать много времени, и игнорирова­нием прерывания, что может привести к потере информации о событии, вызвавшем прерывание.

Восстановление регистров контекста и выполнение команды возврата из прерывания переводит процессор в состояние, в котором он находился до возникновения прерывания.

Рассмотрим, что происходит с содержимым различных регистров при обработке прерывания. Содержимое регистра состояния обычно автомати­чески сохраняется вместе с содержимым программного счетчика перед обра­боткой прерывания. Это избавляет от необходимости сохранять его в памяти программными средствами с помощью команд пересылки, а затем восста­навливать при возврате к исходной программе. Однако такое автоматическое сохранение реализуется не во всех типах микроконтроллеров, поэтому орга­низации обработки прерываний следует уделить особое внимание.

Если содержимое регистра состояния сохраняется перед началом выпол­нения обработчика прерывания, то по команде возврата производится его автоматическое восстановление.

Если содержимое других регистров процессора изменяется при выполне­нии обслуживания прерывания, то оно также должно быть сохранено в памяти до изменения и восстановлено перед возвратом в основную программу. Обычно принято сохранять все регистры процессора, чтобы избежать не­предсказуемых ошибок, которые очень трудно локализовать.

Адрес, который загружается в программный счетчик при переходе к обра­ботчику прерывания, называется «вектор прерывания». Существует несколь­ко типов векторов. Адрес, который загружается в программный счетчик при запуске микроконтроллера (reset) называется «вектор сброса». Для различных прерываний могут быть заданы разные вектора, что избавляет программу обслуживания от необходимости определять причину прерывания. Использо­вание различными прерываниями одного вектора обычно не вызывает про­блем при работе микроконтроллеров, так как чаще всего микроконтроллер исполняет одну единственную программу. Этим микроконтроллер отличается от персонального компьютера, в процессе эксплуатации которого могут до­бавляться различные источники прерываний. (Если вы когда-либо подклю­чали два устройства к портам СОМ1 и COM3, то вы представляете, о чем идет речь). В микроконтроллере, где аппаратная часть хорошо известна, не должно возникнуть каких-либо проблем при совместном использовании век­торов прерываний.

Последнее, что осталось рассмотреть, - это программные прерывания. Существуют процессорные команды, которые могут быть использованы для имитации аппаратных прерываний. Наиболее очевидное использование этих команд - это вызов системных подпрограмм, которые располагаются в про­извольном месте памяти, или требуют для обращения к ним межсегментных переходов. Эта возможность реализована в микропроцессорах семейства Intel i86 и используется в базовой системе ввода-вывода BIOS (Basic Input/Output System) и операционной системе DOS персональных компьютеров для вызо­ва системных подпрограмм без необходимости фиксирования точки входа. Вместо этого используются различные вектора прерываний, выбирающие команду, которая должна выполняться, когда происходит такое программ­ное прерывание.

Возможно после прочтения этой главы механизм прерываний станет для Вас более понятным или, наоборот. Вы только еще больше запутаетесь. При описании каждого микроконтроллера будет показано, как использование прерываний может упростить его применение.

Бывает такая ситуация, когда надо на один периферийный девайс повесить много разных задач, а он всего один и что то надо с этим делать.

Простой пример — таймер и его прерывание по переполнению.
Мы можем задавать выдержку и по прерыванию делать какие-нибудь операции. Но если в один момент времени мы хотим чтобы таймер по прерванию сделал одну операцию, а потом другую, третью. Да сколько угодно, в зависимости от состояния. А вектор один.

Или, например, USART. Нам запросто может потребоваться, чтобы в зависимости от режима на прерывание по приходу байта выполнялся разный код. В одном режиме — выдача приветствия, в другом посыл матом в баню. В третьем удар в голову. А вектор один.

Конечно, можно добавить в обработчик прерывания switch-case конструкцию и по выбору режима перейти на нужный участок кода, но это довольно громоздко, а самое главное — время перехода будет разное, в зависимости от того в каком порядке будет идти опрос-сравнение switch-case структуры.

То есть в свитче вида:

switch(x) { 1: Действие 1 2: Действие 2 3: Действие 3 4: Действие 4 }

Будет последовательное сравнение х вначале с 1, потом с 2, потом с 3 и так до перебора всех вариантов. А в таком случае реакция на Действие 1 будет быстрей чем реакция на Действие 4. Особо важно это при расчете точных временных интервалов на таймере.

Но есть простое решение этой проблемы — индексный переход. Достаточно перед тем как мы начнем ожидать прерывание предварительно загрузить в переменные (а можно и сразу в индексный регистр Z) направление куда нам надо перенаправить наш вектор и воткнуть в обработчик прерывания индексный переход. И вуаля! Переход будет туда куда нужно, без всякого сравнения вариантов.

В памяти создаем переменные под плавающий вектор:

Timer0_Vect_L: .byte 1 ; Два байта адреса, старший и младший Timer0_Vect_H: .byte 1

Подготовка к ожиданию прерывания проста, мы берем и загружаем в нашу переменную нужным адресом

CLI ; Критическая часть. Прерывания OFF LDI R16,low(Timer_01) ; Берем адрес и сохраняем STS Timer0_Vect_L,R16 ; его в ячейку памяти. LDI R16,High(Timer_01) ; Аналогично, но уже со старшим вектором STS Timer0_Vect_H,R16 SEI ; Прерывания ON

Все, можно запускать таймер и ждать нашего прерывания. С другими случаями аналогично.

А обработчик получается вида:

;============================= ; Вход в прерывание по переполнению от Timer0 ;============================= TIMER_0: PUSH ZL ; сохраняем индексный регистр в стек PUSH ZH ; т.к. мы его используем PUSH R2 ; сохраняем R2, т.к. мы его тоже портим IN R2,SREG ; Извлекем и сохраняем флаговый регистр PUSH R2 ; Если не сделать это, то 100% получим глюки LDS ZL,Timer0_Vect_L ; загружаем адрес нового вектора LDS ZH,Timer0_Vect_H ; оба байта. CLR R2 ; Очищаем R2 OR R2,ZL ; Проверяем вектор на ноль. Иначе схватим аналог OR R2,ZH ; reset"a. Проверка идет через операцию OR BREQ Exit_Tm0 ; с накоплением результата в R2 ; так мы не портим содержимое Z и нам не придется; загружать его снова IJMP ; Уходим по новому вектору; Выход из прерывания. Exit_Tm0: POP R2 ; Достаем и восстанавливаем регистр флагов OUT SREG,R2 POP R2 ; восстанавливаем R2 POP ZH ; Восстанавливаем Z POP ZL RETI ; Дополнительный вектор 1 Timer_01: NOP ; Это наши новые вектора NOP ; тут мы можем творить что угодно NOP ; желательно недолго - в прерывании же NOP ; как никак. Если используем какие другие NOP ; регистры, то их тоже в стеке сохраняем RJMP Exit_Tm0 ; Это переход на выход из прерывания; специально сделал через RJMP чтобы; Дополнительный вектор 2 ; сэкономить десяток байт на коде возврата:))) Timer_02: NOP NOP NOP NOP NOP RJMP Exit_Tm0 ; Дополнительный вектор 3 Timer_03: NOP NOP NOP NOP NOP RJMP Exit_Tm0

Реализация для RTOS
Но что делать если у нас программа построена так, что весь код вращается по цепочкам задач через диспетчер RTOS? Просчитать в уме как эти цепочки выполняются относительно друг друга очень сложно. И каждая из них может попытаться завладеть таймером (конечно не самовольно, с нашей подачи, мы же программу пишем, но отследить по времени как все будет сложно).
В современных больших осях на этот случай есть механизм Mutual exclusion — mutex. Т.е. это своего рода флаг занятости. Если какой нибудь процесс общается, например, с UART то другой процесс туда байт сунуть не смеет и покорно ждет пока первый процесс освободит UART, о чем просемафорит флажок.

В моей механизмов взаимоисключений нет, но их можно реализовать. По крайней мере сделать некоторое минимальное подобие. Полноценную реализацию всего этого барахла я делать не хочу, т.к. моей целью является удержания размера ядра на уровне 500-800 байт.
Проще всего зарезервировать в памяти еще один байт — переменную занятости. И когда один процесс захватывает ресурс, то в эту переменную он записывает время когда ориентировочно он его освободит. Время идет в тиках системного таймера которое у меня 1ms.
Если какой либо другой процесс попытается обратиться к этому же аппаратному ресурсу, то он вначале посмотрит на состояние его занятости, считает время в течении которого будет занято и уйдет покурить на этот период — загрузит сам себя в очередь по таймеру. Там снова проверит и так далее. Это простейший вариант.

Проблема тут в том, что если на один вектор много желающих будет, то процессы так и будут бегать вокруг да около, словно бухая молодежь вокруг единственного сортира на площади в период праздничных гуляний. У кого нибудь да мочевой пузырь не выдержит — запорет алгоритм. А у кого тут фиг угадаешь, т.к. промоделировать это будет сложновато.

Решение проблемы — добавление еще одной очередной цепочки, на этот раз уже на доступ к ресурсу. Чтобы он не простаивал вообще. Т.е. один выскочил, тут же второй, третий и так далее пока все процессы не справят свою нужду в какой нибудь там USART.
Недостаток очевиден — еще одна очередь это дополнительная память, дополнительный код, дополнительное время. Можно, конечно, извратиться и на очередь к вектору натравить код диспетчера основной цепи. Но тут надо все внимательно отлаживать, ведь вызываться он будет по прерыванию! Да и громоздко, требуется лишь тогда, когда у нас много желающих.

Второе решение — выкинуть переменную времени занятости, оставив только флаг «Занято!». А процесс который пытается обратиться не убегает покурить, а отскакивает на пару шагов назад — на конец очереди задач и сразу же ломится обратно. Народ вокруг сортира не вокруг бегает, а толкется локтями у входа по принципу кто первый пролезет.
Недостаток другой — большая нагрузка на главный конвеер, куча запросов на постановку в очередь так недолго распухнуть на всю оперативку и повстречаться со стеком, а это черевато глобальным апокалипсисом.

Разумеется таймер тут приведен для примера, большую часть задач можно решить системным таймером RTOS, но если нужна вдруг меньшая дискретность или высокая скорость реакции на событие (а не пока главный конвеер дотащит задачу до исполнения), то механим управляемых прерываний, ИМХО, то что доктор прописал.