μC/OS—II是一個針對微控制器和嵌入式應用而設計的輕量級實時操作系統(tǒng)，通過了美國聯(lián)邦航空管理局符合RTCA D0178B標準的認證。這表明μC/OS—II能用于與人性命攸關的、安全性條件極為苛刻的系統(tǒng)。由于其輕量級的設計，源代碼開放和優(yōu)秀的實時性能等諸多優(yōu)點，成為了眾多嵌入式開發(fā)者的首選。

　　層次化的中斷處理機制實質上是一種可以使開發(fā)者在處理中斷時盡量縮短屏蔽中斷時間，提高異步事件響應的機制。μC/OS—II的設計者Jean J.Labrosse在其著作中談到：實時內核最重要的指標就是中斷關了多長時間。所以為了幫助開發(fā)者合理設計中斷服務程序，以使其嵌入式系統(tǒng)獲得最好的實時性，μC/OS—II有必要實現(xiàn)層次化的中斷處理機制。本文將從分析μC/OS—II的中斷處理入手，介紹通過引入中斷下半部來實現(xiàn)層次化的中斷處理機制的設計方案和實現(xiàn)方法，并通過在ARM7處理器上的測試來說明這種機制的引入對于提高系統(tǒng)實時性的意義。

　　1 中斷下半部的設計方案

　　目前，在μC/OS—II內核中任務的運行空間分為中斷空間和任務空間。中斷空間即為中斷服務程序運行所處的空間，這時處理器執(zhí)行中斷服務程序，而所有任務(task)都被處于被中斷態(tài)。對很多處理器而言，在中斷空間內中斷請求是被屏蔽的。中斷下半部的引入將中斷空間一分為二，如圖1所示。中斷的上半部為中斷服務程序，執(zhí)行那些有嚴格時限要求不能被打斷的工作;中斷的下半部執(zhí)行那些在中斷上半部被延后，允許被中斷的工作。中斷上半部和下半部都應有自己獨立的?？臻g，二者不會干擾。

　　μC/0S—II已經設計了完善的中斷服務程序的入口和出口函數(shù)，所以為了實現(xiàn)中斷上半部和下半部的銜接，要從μC/0S—II的中斷出口函數(shù)OSintExit()著手進行修改。修改后的OSIntExit()實現(xiàn)的功能將是：退出中斷的上半部，檢查中斷下半部是否有就緒的服務程序，若有則在允許中斷的情況下執(zhí)行中斷下半部的處理函數(shù)，若沒有則進行任務調度恢復處理器到任務空間執(zhí)行。

　　中斷下半部的核心是中斷下半部的管理函數(shù)OSDo-Sirq()。它的功能是檢查中斷下半部的狀態(tài)變量，依據優(yōu)先級順序選擇就緒的下半部服務程序順序執(zhí)行，并且對相應的下半部狀態(tài)進行修改，最后跳轉到下半部的出口函數(shù)。出口函數(shù)OSSirqExit()使處理器完成從中斷空間到任務空間的轉換。至此，中斷服務全部完成，用戶任務得以繼續(xù)執(zhí)行。

　　本設計使用softirq來指中斷下半部的服務程序。中斷下半部支持最多32個具有不同靜態(tài)優(yōu)先級的softirq。中斷優(yōu)先級范圍為0～31，O是最高優(yōu)先級，31是最低優(yōu)先級。這里引入了優(yōu)先級的思想，因為上半部服務程序可能需要對應的softirq來完成延后的任務，類似的softirq也應有不同的優(yōu)先級來標識它們先后的運行順序。而采用靜態(tài)實現(xiàn)的目的是為了實時性和穩(wěn)定性的考慮，若采用動態(tài)實現(xiàn)，代價是可能產生內存碎片和更多的處理器資源損耗。每一個softirq都有對應的標志變量來標識它的使能、屏蔽和就緒的狀態(tài)。一組具有明確功能定義的API用于softirq的注冊、屏蔽和使能等功能。

　　一般情況下，中斷服務程序是不會重入的，因為絕大多數(shù)處理器會在中斷執(zhí)行時禁止中斷，至少是禁止同級和更低優(yōu)先級的中斷。本設計的中斷下半部同樣不要求softirq具有可重入性，因為在下半部的實現(xiàn)中已通過巧妙的設計消除了重入的可能性。softirq遵循μC/OS—II對編寫中斷服務程序的限制要求，例如中斷服務函數(shù)不能執(zhí)行可能會導致任務阻塞的函數(shù)等，在此不再贅述。

　　2 中斷下半部的實現(xiàn)

　　基于操作系統(tǒng)設計全局的考慮，中斷下半部的實現(xiàn)應遵循以下幾點原則：

　　①中斷下半部也將運行于中斷空間，這意味著任務空間的所有任務都要被阻塞。中斷下半部與中斷上半部(即中斷服務程序)一個根本的不同是：中斷下半部允許中斷。

　?、诒M量對原μC/0S—II體系結構做最小化的修改，如任務調度機制、任務空間的各種保護和同步機制等。改動所涉及的范圍越大，引入bug的可能性也越大。在所增加的代碼中盡量利用原μC/0S—II提供的系統(tǒng)調用，如開關中斷還有任務調度等函數(shù)，這樣兼顧了效率和安全性。

　?、郾M量減少使用平臺相關性代碼，保證μC/OS—II的可移植性。

　?、茉O計簡潔明確的API接口，以方便其他開發(fā)者能夠輕松使用這種機制。

　　根據中斷下半部的設計方案，其實現(xiàn)分為以下4個主要的模塊。

　　2.1 中斷下半部入口的實現(xiàn)

　　μC/OS—II核心代碼os_core.c中的OSIntExit()函數(shù)是μC/OS—II中斷處理程序的出口。為了實現(xiàn)中斷下半部的入口，應將OSIntExit()函數(shù)中if((OSIntNesting=0)&&(OSLockNesting==O))語句以下列代碼來代替：

　　第1條if語句判斷是否所有中斷服務程序都已經結束，注意這里也包括softirq。因為在進入下半部管理函數(shù)后會執(zhí)行OSIntNesting++，若softirq正在執(zhí)行則OSInt-Nesting一定大于O。這個簡單的if判斷語句消除了soft—irq的重入的可能性。判斷條件為真后，繼續(xù)判斷全局變量softirq_flag，若其值為SOFTIRQ_ENABLE則啟用中斷下半部。全局變量softirq_stat可能的值有3個：

　?、賁OFTIRQ_READY，說明有就緒的softirq等待運行;

　?、赟OFTIRQ_RUNNING，說明softirq正在被調度但其狀態(tài)可能為被中斷態(tài);

　?、跾OFTIRQ_NONE，說明沒有softirq處于就緒狀態(tài)。

　　此判斷語句條件為真時，函數(shù)OSIntCallSirq()將會保存被中斷任務的上下文，初始化中斷下半部堆棧指針，并執(zhí)行下半部管理函數(shù)OSDo-Sirq()。若判斷結果為假，則中斷處理返回被中斷的語句繼續(xù)執(zhí)行。而這條語句可能為中斷下半部的代碼，也可能為任務空間的代碼。0S—IntCallSirq()是一段具有平臺相關性的匯編代碼，在不同的處理器平臺上有不同的實現(xiàn)代碼，其流程如圖2所示。

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　　2.2 下半部管理函數(shù)OSDoSirq()的實現(xiàn)

　　這是中斷下半部實現(xiàn)的核心部分。其代碼如下：

　首先，通過使用OSIntNesting++以防止softirq的重入，設置softirq_stat的值為S0FTIRQ_RUNNING以標識softirq在執(zhí)行。通過檢查softirq_pending的值來判斷是否還有就緒的softirq等待執(zhí)行。

　　然后，利用INTS_0N()顯示允許中斷，并執(zhí)行getHighPrioSirq()函數(shù)快速地判斷已就緒最高優(yōu)先級的softirq的序號。getHighPrioSirq()利用了PendingMap[]數(shù)組實現(xiàn)了以空間換時間的思想，能夠快速計算出一個32位無符號整數(shù)中最低一位“1”的序號。PendingMap口是有256個INT32U類型數(shù)據的數(shù)組，PendingMap[temp]的值就是以二進制表示的8位無符號整數(shù)temp中最低一位“1”的序號。getHighPrioSirq()判斷一個32位整型無符號數(shù)中最低一位“1”的序號，最多只要經過4次與操作和移位操作。所以，getHighPrioSirq()是一個非?？焖俚暮瘮?shù)，不會給處理器帶來明顯的負擔。

　　softirq[]是中斷下半部服務函數(shù)指針數(shù)組，它內含32個數(shù)據對應不同的32個softirq。(*softirq[num])()會將PC設為第num個服務函數(shù)的入口地址，從而執(zhí)行這個服務函數(shù)。執(zhí)行完成后立即關閉中斷并清除這個softirq的就緒標志。

　　當所有的就緒softirq執(zhí)行完成后，設置softirq_stat為SOFTIRQ_NONE，執(zhí)行OSIntNesting一一，并調度下半部出口函數(shù)OSSirqExit()離開中斷下半部。

　　2.3 中斷下半部出口函數(shù)OSSirqExit()的實現(xiàn)

　　OSSirqExit()將首先判斷OSLockNesting的值，若為O，則執(zhí)行OSStartHighRdy()調度執(zhí)行已就緒的最高優(yōu)先級的任務;若非0，則執(zhí)行OSResumeCur()調度執(zhí)行被中斷的任務，如圖3所示。以上兩個函數(shù)都會從對應任務的堆棧中恢復出任務的上下文，使得處理器返回到任務空間。