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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。
②尽量对原μC／0S—II体系结构做最小化的修改，如任务调度机制、任务空间的各种保护和同步机制等。改动所涉及的范围越大，引入bug的可能性也越大。在所增加的代码中尽量利用原μC／0S—II提供的系统调用，如开关中断还有任务调度等函数，这样兼顾了效率和安全性。
③尽量减少使用平台相关性代码，保证μC／OS—II的可移植性。
④设计简洁明确的API接口，以方便其他开发者能够轻松使用这种机制。
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
μC／OS—II核心代码os_core．c中的OSIntExit()函数是μC／OS—II中断处理程序的出口。为了实现中断下半部的入口，应将OSIntExit()函数中if((OSIntNesting=0)&&(OSLockNesting==O))语句以下列代码来代替：
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：
①SOFTIRQ_READY，说明有就绪的softirq等待运行；
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：
点击看原图
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。
然后，利用INTS_0N()显示允许中断，并执行getHighPrioSirq()函数快速地判断已就绪最高优先级的softirq的序号。getHighPrioSirq()利用了PendingMap[]数组实现了以空间换时间的思想，能够快速计算出一个32位无符号整数中最低一位“1”的序号。PendingMap口是有256个INT32U类型数据的数组，PendingMap[temp]的值就是以二进制表示的8位无符号整数temp中最低一位“1”的序号。 |
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