基于μC／OS-II的中斷下半部設(shè)計方案
但是對于中斷處理，即使是最新版本的μC／0S—IIv2．85也未能提供層次化的處理機制來幫助開發(fā)者開發(fā)更靈活高效的中斷服務(wù)程序。中斷隨時可能發(fā)生，而中斷服務(wù)程序執(zhí)行的越快越好。因此很多優(yōu)秀操作系統(tǒng)均實現(xiàn)了分層次處理中斷響應(yīng)的機制來達到這個目的。例如，Linux提供了中斷上／下半部的分層處理機制，上半部是常規(guī)意義的中斷服務(wù)程序，而中斷下半部則在允許中斷的情況下執(zhí)行上半部可延后的工作。一般而言，很多處理器在處理中斷時是不允許中斷嵌套響應(yīng)的。所以中斷下半部處理機制的意義在于盡量縮短中斷服務(wù)程序(即中斷上半部)的執(zhí)行時間，而一些可以被延后和允許被中斷的工作推后到中斷下半部執(zhí)行。在中斷下半部允許中斷，處理器就可以更快、更及時地響應(yīng)中斷，更少地丟失中斷信號。在理想的情況下，最好是上半部所有的工作都交給下半部分執(zhí)行。
簡而言之，層次化的中斷處理機制實質(zhì)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(yīng)的機制。μC／OS—II的設(shè)計者Jean J．Labrosse在其著作中談到：實時內(nèi)核最重要的指標(biāo)就是中斷關(guān)了多長時間。所以為了幫助開發(fā)者合理設(shè)計中斷服務(wù)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(shè)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(shè)計方案
目前，在μC／OS—II內(nèi)核中任務(wù)的運行空間分為中斷空間和任務(wù)空間。中斷空間即為中斷服務(wù)程序運行所處的空間，這時處理器執(zhí)行中斷服務(wù)程序，而所有任務(wù)(task)都被處于被中斷態(tài)。對很多處理器而言，在中斷空間內(nèi)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(wù)程序，執(zhí)行那些有嚴(yán)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(yīng)有自己獨立的?？臻g，二者不會干擾。
μC／0S—II已經(jīng)設(shè)計了完善的中斷服務(wù)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(wù)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(wù)調(diào)度恢復(fù)處理器到任務(wù)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(jù)優(yōu)先級順序選擇就緒的下半部服務(wù)程序順序執(zhí)行，并且對相應(yīng)的下半部狀態(tài)進行修改，最后跳轉(zhuǎn)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(wù)空間的轉(zhuǎn)換。至此，中斷服務(wù)全部完成，用戶任務(wù)得以繼續(xù)執(zhí)行。
本設(shè)計使用softirq來指中斷下半部的服務(wù)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(wù)程序可能需要對應(yīng)的softirq來完成延后的任務(wù)，類似的softirq也應(yīng)有不同的優(yōu)先級來標(biāo)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(chǎn)生內(nèi)存碎片和更多的處理器資源損耗。每一個softirq都有對應(yīng)的標(biāo)志變量來標(biāo)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(wù)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(shè)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(shè)計消除了重入的可能性。softirq遵循μC／OS—II對編寫中斷服務(wù)程序的限制要求，例如中斷服務(wù)函數(shù)不能執(zhí)行可能會導(dǎo)致任務(wù)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(shè)計全局的考慮，中斷下半部的實現(xiàn)應(yīng)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(wù)空間的所有任務(wù)都要被阻塞。中斷下半部與中斷上半部(即中斷服務(wù)程序)一個根本的不同是：中斷下半部允許中斷。
②盡量對原μC／0S—II體系結(jié)構(gòu)做最小化的修改，如任務(wù)調(diào)度機制、任務(wù)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(diào)用，如開關(guān)中斷還有任務(wù)調(diào)度等函數(shù)，這樣兼顧了效率和安全性。
③盡量減少使用平臺相關(guān)性代碼，保證μC／OS—II的可移植性。
④設(shè)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(jù)中斷下半部的設(shè)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(yīng)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(wù)程序都已經(jīng)結(jié)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：
①SOFTIRQ_READY，說明有就緒的softirq等待運行；
②SOFTIRQ_RUNNING，說明softirq正在被調(diào)度但其狀態(tài)可能為被中斷態(tài)；
③SOFTIRQ_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(wù)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(jié)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(wù)空間的代碼。0S—IntCallSirq()是一段具有平臺相關(guān)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。
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(shè)置softirq_stat的值為S0FTIRQ_RUNNING以標(biāo)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g(shù)etHighPrioSirq()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(jù)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(jīng)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(dān)。
softirq[]是中斷下半部服務(wù)函數(shù)指針數(shù)組，它內(nèi)含32個數(shù)據(jù)對應(yīng)不同的32個softirq。(*softirq[num])()會將PC設(shè)為第num個服務(wù)函數(shù)的入口地址，從而執(zhí)行這個服務(wù)函數(shù)。執(zhí)行完成后立即關(guān)閉中斷并清除這個softirq的就緒標(biāo)志。
當(dāng)所有的就緒softirq執(zhí)行完成后，設(shè)置softirq_stat為SOFTIRQ_NONE，執(zhí)行OSIntNesting一一，并調(diào)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(diào)度執(zhí)行已就緒的最高優(yōu)先級的任務(wù)；若非0，則執(zhí)行OSResumeCur()調(diào)度執(zhí)行被中斷的任務(wù)，如圖3所示。以上兩個函數(shù)都會從對應(yīng)任務(wù)的堆棧中恢復(fù)出任務(wù)的上下文，使得處理器返回到任務(wù)空間。
2．4 通過API使用中斷下半部
本設(shè)計的中斷下半部提供了以下API，供開發(fā)者使用這種機制：
這個調(diào)用將使當(dāng)前任務(wù)阻塞并立即切換到中斷下半部執(zhí)行softirq的系統(tǒng)調(diào)用。開發(fā)者可能希望在開啟中斷并且禁止任務(wù)調(diào)度的情況下執(zhí)行某個任務(wù)(利用softirq，這很容易做到)，并且對實時響應(yīng)外部中斷無任何影響。這個調(diào)用實現(xiàn)的功能類似于模擬一個中斷的發(fā)生。
以上API接口均經(jīng)過良好的設(shè)計，功能定義明確，實現(xiàn)代碼短小精悍，所有帶返回值的函數(shù)在遇到參數(shù)錯誤的情況下，能返回相應(yīng)的錯誤信息以有利于開發(fā)者調(diào)試。
3 測試中斷下半部對實時性的貢獻
3．1 測試平臺及測試方法說明
測試采用三星公司基于ARM7核的S3C44BOX處理器，其工作在66 MHz的頻率。μC／OS—II版本號為2．85。用處理器內(nèi)部的定時器在調(diào)試環(huán)境下進行時間測試，因為調(diào)試環(huán)境下可以通過設(shè)置斷點，快速、準(zhǔn)確地查看定時器的當(dāng)前值。
測試方法：使用中斷下半部對一個中斷服務(wù)的典型應(yīng)用進行修改，分別測試修改前和修改后的中斷響應(yīng)中關(guān)閉中斷的時間，并對比關(guān)閉中斷時間來說明實時性。
3．2 測試中斷下半部屏蔽中斷的時間
主要函數(shù)屏蔽中斷的時間如表1所列。
從表1可以看出，在中斷下半部入口函數(shù)OSIntExit()中所增加的代碼給內(nèi)核增加了約6．2μs的關(guān)中斷時間，中斷下半部管理函數(shù)OSDoSirq()給內(nèi)核增加了約3．5μs的關(guān)中斷時間，中斷下半部出口函數(shù)OSSirqExit()屏蔽中斷的時間約為4．4μs。經(jīng)過計算，一次完整的中斷下半部處理增加了約14．1μs的關(guān)中斷時間。
3．3 測試中斷下半部縮短中斷關(guān)閉的時間
Uart_Printf()為常用的串口打印函數(shù)，其常用于滿足特定條件時通過串口打印信息。很多開發(fā)者喜歡在中斷服務(wù)程序中使用它，所以，僅僅包含一句Uart_Printf()的中斷服務(wù)程序，可以被認為是一個普遍而簡單的應(yīng)用。下面給出針對只包含一句Uart_Printf()的中斷服務(wù)程序進行測試的結(jié)果。
中斷上半部除設(shè)置中斷相關(guān)寄存器指令外，僅包含一條Uart_Printf(“real-time test＼n”)，其通過串口發(fā)送一串字符。通過S3C44BOX內(nèi)部定時器測試得到，CPU從中斷觸發(fā)到回到任務(wù)空間繼續(xù)執(zhí)行所花的時間為970μs，在這段時間內(nèi)所有中斷都被屏蔽。
若在中斷服務(wù)程序中使用OSRegSirq()注冊softirq，將Uart_Printf(“real—time test＼n”)轉(zhuǎn)移到中斷的下半部執(zhí)行，這時從中斷發(fā)生到回到任務(wù)空間繼續(xù)執(zhí)行所花的時間為990 μs。總的運行時間雖然增加了20μs；但在此過程中，中斷僅僅被屏蔽了30．6μs，剩下的959．4μs時間里，所有的中斷屏蔽都被開啟?？梢姡瑢⒁痪浜唵蔚腢art_Printf(“real—time test＼n”)移到中斷下半部執(zhí)行就能夠節(jié)省939．4μs的中斷屏蔽時間。
3．4 測試結(jié)果分析
通過以上的測試結(jié)果可以看出：中斷下半部為μC／0S-II內(nèi)核帶來的負擔(dān)極小，一次完整的中斷上／下半部處理時間延長了約20μs，而關(guān)中斷時間增加了約14．1μs；通過測試一個簡單而普遍的中斷服務(wù)應(yīng)用，并采用中斷下半部實現(xiàn)，縮短了中斷關(guān)閉時間約939．4μs，這相當(dāng)于94．9％的中斷響應(yīng)的總耗時。如果粗略地以中斷屏蔽時間來衡量系統(tǒng)的實時性，這個測試中，使用中斷下半部將實時性提高了約32倍。若對更加復(fù)雜的中斷服務(wù)程序使用這種機制來進行設(shè)計，則實時性的提高將更為顯著。因此，采用中斷下半部將極大地縮短中斷服務(wù)處理中屏蔽中斷的時間，這對于實時系統(tǒng)的意義不言而喻。
結(jié) 語
中斷上／下半部的層次化處理機制為開發(fā)者提供了一種靈活、便捷的中斷服務(wù)程序的設(shè)計方法。通過合理利用中斷下半部，中斷上半部的執(zhí)行時間將明顯縮短，中斷被屏蔽的時間也會大大減少，處理器可以更快地響應(yīng)中斷，從而將大大減小丟失中斷信號的可能性。
本設(shè)計實現(xiàn)了基于μC／OS-II的中斷下半部。這種機制的實現(xiàn)充分利用了μC／0S—II的現(xiàn)有資源，代碼簡潔而高效，且與平臺相關(guān)性代碼極少，方便移植。一組功能定義明確的API極大地方便了開發(fā)者使用這種機制。通過在ARM7處理器上的測試表明，這種機制極大地改良了原μC／OS—II內(nèi)核簡陋的中斷處理方式，給μC／OS—II內(nèi)核帶來的負擔(dān)極小，卻能為使用μC／OS—II的開發(fā)者帶來極大的益處，對于嵌入式系統(tǒng)整體實時性的提高具有重要意義。
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