基于μC/OS-II的中断下半部设计方案

基于μC/OS-II的中断下半部设计方案

μC/OS—II是一个针对微控制器和嵌入式应用而设计的轻量级实时操作系统，通过了美国联邦航空管理局符合RTCA D0178B标准的认证。这表明μC/OS—II能用于与人性命攸关的、安全性条件极为苛刻的系统。由于其轻量级的设计，源代码开放和优秀的实时性能等诸多优点，成为了众多嵌入式开发者的首选。

1 中断下半部的设计方案

μC/0S—II已经设计了完善的中断服务程序的入口和出口函数，所以为了实现中断上半部和下半部的衔接，要从μC/0S—II的中断出口函数OSintExit()着手进行修改。修改后的OSIntExit()实现的功能将是：退出中断的上半部，检查中断下半部是否有就绪的服务程序，若有则在允许中断的情况下执行中断下半部的处理函数，若没有则进行任务调度恢复处理器到任务空间执行。

中断下半部的核心是中断下半部的管理函数OSDo-Sirq()。它的功能是检查中断下半部的状态变量，依据优先级顺序选择就绪的下半部服务程序顺序执行，并且对相应的下半部状态进行修改，最后跳转到下半部的出口函数。出口函数OSSirqExit()使处理器完成从中断空间到任务空间的转换。至此，中断服务全部完成，用户任务得以继续执行。

一般情况下，中断服务程序是不会重入的，因为绝大多数处理器会在中断执行时禁止中断，至少是禁止同级和更低优先级的中断。本设计的中断下半部同样不要求softirq具有可重入性，因为在下半部的实现中已通过巧妙的设计消除了重入的可能性。softirq遵循μC/OS—II对编写中断服务程序的限制要求，例如中断服务函数不能执行可能会导致任务阻塞的函数等，在此不再赘述。

2 中断下半部的实现

基于操作系统设计全局的考虑，中断下半部的实现应遵循以下几点原则：

①中断下半部也将运行于中断空间，这意味着任务空间的所有任务都要被阻塞。中断下半部与中断上半部(即中断服务程序)一个根本的不同是：中断下半部允许中断。

③尽量减少使用平台相关性代码，保证μC/OS—II的可移植性。

根据中断下半部的设计方案，其实现分为以下4个主要的模块。

2.1 中断下半部入口的实现

第1条if语句判断是否所有中断服务程序都已经结束，注意这里也包括softirq。因为在进入下半部管理函数后会执行OSIntNesting++，若softirq正在执行则OSInt-Nesting一定大于O。这个简单的if判断语句消除了soft—irq的重入的可能性。判断条件为真后，继续判断全局变量softirq_flag，若其值为SOFTIRQ_ENABLE则启用中断下半部。全局变量softirq_stat可能的值有3个：

②SOFTIRQ_RUNNING，说明softirq正在被调度但其状态可能为被中断态;

③SOFTIRQ_NONE，说明没有softirq处于就绪状态。

此判断语句条件为真时，函数OSIntCallSirq()将会保存被中断任务的上下文，初始化中断下半部堆栈指针，并执行下半部管理函数OSDo-Sirq()。若判断结果为假，则中断处理返回被中断的语句继续执行。而这条语句可能为中断下半部的代码，也可能为任务空间的代码。0S—IntCallSirq()是一段具有平台相关性的汇编代码，在不同的处理器平台上有不同的实现代码，其流程如图2所示。

2.2 下半部管理函数OSDoSirq()的实现

这是中断下半部实现的核心部分。其代码如下：

首先，通过使用OSIntNesting++以防止softirq的重入，设置softirq_stat的值为S0FTIRQ_RUNNING以标识softirq在执行。通过检查softirq_pending的值来判断是否还有就绪的softirq等待执行。

softirq[]是中断下半部服务函数指针数组，它内含32个数据对应不同的32个softirq。(*softirq[num])()会将PC设为第num个服务函数的入口地址，从而执行这个服务函数。执行完成后立即关闭中断并清除这个softirq的就绪标志。

当所有的就绪softirq执行完成后，设置softirq_stat为SOFTIRQ_NONE，执行OSIntNesting一一，并调度下半部出口函数OSSirqExit()离开中断下半部。

2.3 中断下半部出口函数OSSirqExit()的实现

OSSirqExit()将首先判断OSLockNesting的值，若为O，则执行OSStartHighRdy()调度执行已就绪的最高优先级的任务;若非0，则执行OSResumeCur()调度执行被中断的任务，如图3所示。以上两个函数都会从对应任务的堆栈中恢复出任务的上下文，使得处理器返回到任务空间。

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