中断yuanli

中断中断 yuanliyuanli中断使能/禁止inUnlock()与 intLock()转2008-03-18 15:14VxWorks 提供两个重要 API： （1）intLock()：使中断禁止 （2）intUnlock()：开中断 可以用 intLock/intUnlock 提供最高级别的互斥机制以保护临界区域不被打断，例如： oldlevel = intLock(); /* 写 XXX 寄存器 */ XXX_REG_WRITE(pChan, XXX_UBRDIV, XXX_CNT0_115200 | XXX_CNT1_VAL); intUnlock(oldlevel);用 intLock()禁止中断后，当前执行的任务将一直继续，中断处理和任务调度得不到执行，直到该任务主动调用 intUnLock 解锁中断为止。对于 intLock 和 unLock 的使用，我们要注意如下几点： （1）不要在中断禁止期间调用 vxWorks 系统函数，否则有可能意外使能中断，违反临界代码的设计意图。另外，intLock 也不能屏蔽调度，如果在中断禁止代码区使用系统调用，就可能出现任务调度，其他任务的运行可能会解锁中断； （2）中断禁止对系统的实时性有很大的影响，在解决执行代码和中断处理互斥问题才可使用，并且应使中断禁止时间尽可能的短。对于任务间的互斥问题，可以使用 taskLock()和 taskUnLock()来解决；（3）有些 CPU 中断是分级，我们可以用 intLockLevelSet()和intLockLevelGet()来操作中断闭锁的级别。缺省情况下，taskLock禁止所有等级的中断。 至此，我们可以对“互斥”问题进行一个系统的总结，主要有如下几种方法： （1）intLock 禁止中断：解决任务和 ISR 之间的互斥问题； int lock = intLock(); /. . critical region that cannot be interrupted intUnlock(lock); （2）taskLock 禁止优先级抢占调度：当当前任务正在运行时，除了中断服务程序外，高优先级的任务也不允许抢占 CPU； taskLock(); /. . critical region that cannot be interrupted . taskUnlock(); （3）二进制信号量或互斥信号量。 semTake (semMutex, WAIT_FOREVER); /. . critical region, only accessible by a single task at a time . semGive (semMutex); 总的来说，在实时系统中采取“禁止中断”的方法会影响系统对外部中断及时响应和处理的能力；而“禁止优先级抢占调度”方法阻止了高优先级的任务抢先运行，在实时系统中也是不适合的。因此，信号量无疑是解决互斥问题的最好方法。wasuke 大虾确实很严谨。争辩也没有关系呀，论坛本来就是通过讨论，达到相互学习，共同成长的目的嘛。不过我对于你提出的一些观点有一些不解。下面做一些分析。把 tick 设置成 1ms 再用 tick 进行延时 1ms 确实是不准确。但对于命题来说：是“获得毫秒级时间” ，我的理解是：精确到若干个毫秒，比如说 8ms，大概也就是 7.x 到 8.x 个毫秒。大致精确了。所以我对“获得毫秒级时间”的理解是：允许误差容限是 1ms，这叫做 ms级，如果要获得精确的 1ms 时间（或延时） ，这种做法就不行了。当然，绝对精确的 1ms，用软件方法，特别是有操作系统、中断源不止 1 个的情况下，是很难实现的，就看对 1ms 到底有多少允许的误差，比如说允许 100us，还是 50us。所以，我认为，要获得严格的1ms 时间（延时） ，就不应该叫做“获得毫秒级时间”了。理解错误的话，还请指点。关于 taskDelay(1)还是 taskDelay(2)，我确实没有这样的经验。通常，对于程序员来说，调用 taskDelay(1)的真实想法类似于“让本任务（线程）停止（挂起）1 个 tick 之后再接着往下运行” ，简单地说就是“延时 1 个 tick”，现在分析一下从调用taskDelay(1)开始，对于 VxWorks 操作系统来说，究竟做了些什么：我们假设调用 taskDelay(1)的任务为 TaskA，TaskA 任务（线程）调用 taskDelay(1)，系统登记当前 tick 数目，保护好任务（线程）的上下文环境，把任务（线程）放置到等待（delayed）任务（线程）列表，执行调度器，看有没有其它事情可做（就绪列表中还有任务） ，有就做，没有就执行 Idle 状态的语句。我们可以假设从 0 时刻开始，且 tick 数目可以用小数表示，调用 taskDelay(1)的精确时刻是tick 1000.9，那么登记到的 tick 应该是 1000。过了 0.1 个 tick之后，主时钟中断发生了，关中断，保护现场，开中断，进主时钟中断，tick 加 1，变成 1001，执行调度器，而 TaskA 的延时已经到了（延时启动时登记的 tick 数目与现在的 tick 数目差值等于延时设置的数目） ，那么 taskA 就进入就绪（ready）队列，假设此时没有更高优先级的任务就绪（ready） ，那么 TaskA 就得到执行，因为从主时钟中断发生到调度器最终决定让 TaskA 执行这个时间（对于1 个 tick 来说）是非常短的（否则系统开销就太大了） ，假设为0.01 个 tick，当前时间点（以 tick 为单位）就是 1001.01。那么相当于说 TaskA 从调用 TaskDelay(1)开始，到延时结束，又被执行的时间是从 1000.9 到 1001.01 这段时间。显然，这个时间只有1001.01-1000.9 0.11tick 这么长，根本就是不是我们想要的1ms，而且可以说是“差远了” 。假如当初我们调用的是 taskDelay(2)而不是 taskDelay(1)。继承上面的分析中的假设，时间应该是 1002.01 - 1000.9 1.11tick。差别还要小一些。不过，这种情况不总成立，因为我们做的假设，比如从 1000.9 时间点调用 taskDelay（1） ，有可能是从 1000.03 就开始了，那么 taskDelay(1)带来的误差就比 taskDelay(2)小些。另外，TaskA 进入就绪队列就马上得到执行也不一定，有可能系统中存在更高优先级的任务也就绪了，且执行需要 0.7 个 tick 之如此长，那么 taskDelay(1)带来的误差也比 taskDelay(2)要小一些。从上面可以看出，用 taskDelay 这种方式做很小时间（tick）的延时，带来的误差是有不确定性的，且与系统的负荷强相关。通常，含有调用 taskDelay(x)这种语句，而且是用于延时目的的情况，都与某种事务处理的循环执行有关（也可以是其它） 。从宏观角度来看，taskDelay(1)可以大致使得任务在 1 个 tick 内就绪一次(至于在 1个 tick 内的哪个时间点执行，就不一定了)，当然也不绝对正确，例如，TaskA 执行需要 0.7 个 tick 才能完成，它的执行有可能被主时钟打断（中断比任务优先级要高，是“不得不处理”的事情，而且主时钟中断永远是最高优先级的） ，那么 TaskA 跨 tick 执行的可能性是很大的，如果调用 taskDelay(1)，肯定会出现就绪次数与tick 数目不相等（肯定是小于）的情况。而 taskDelay(2)，在宏观上的效果，大致（不是绝对，原因同上，taskA 执行本身需要时间，还有负荷导致的执行机会问题）是两个 tick 就绪一次，同样，上面的例子，虽然第一次调用 taskDelay()的时间点处于 1 个 tick 的尾端（可以说不合理了） ，但是它下次执行，在系统轻载的情况下，就到了前端，再下一次也是前端，如此下去就成了真正的 2 个 tick 就绪一次了。所以，总得来看，如果从设计目的上是需要 taskDelay(1)，那么在通常情况下（系统负荷不是很满，且 task 的执行在 1 次调用taskDelay（x）之间执行的其它代码不需要很长时间） ，使用taskDelay(1)比使用 taskDelay(2)更加能够达到（宏观上的）真实目的。但评价依据还得根据这个 task 到底需要执行多么频繁，task的自身特点，以及系统的负荷，特别是比这个 task 优先级更高的事务（包括中断和任务）的总负荷。所以，我并没有弄清楚，你提出来的最好使用 taskDelay(2)是出于什么考虑？关于“有些操作系统甚至不能在几个 ms 内完成完整中断处理”的说法，按我的了解，应该来说还是非常罕见的。首先，中断处理到底要多长时间才能完成，与硬件的性能强相关，操作系统来说，有差别，但不会特别大，或者说，特别是用 ms 来描述的情况。我们来对 CPU 的性能做一个了解，看在 1ms 内，CPU 到底能干多少活执行多少指令。首先来个低速的极端：以 8 位机，没有缓存，接 11.0592M 的晶振最基本的 MCS-51（没有 4 分频，3 分频等功能的）的情况为例，12 分频位 1 个指令周期，设指令平均周期位 2，那么 1s 内，可以执行的指令数目大致为 460,800 条（0.46MIPS） ，1ms 就可以执行 460 条指令。那么在这样的机器上运行复杂的操作系统（衡量复杂，最起码，中断由操作系统来管理，且有多任务调度器） ，那么中断处理在 1ms之内就非常难于完成，因为 1 个中断管理程序，和 1 个任务调度器，用 460 个指令完成困难太大了。所以这种性能水平的硬件，通常并不会运行复杂的操作系统（换而运行一些简单的操作系统，中断不由操作系统管） ，也不会把主时钟设成那么快，多数情况下，程序员选择了裸机编程。啊，需要说明的是，现在的 51 系列单片机性能，通常远比上述情况要高，在指令周期分频系数，外接晶振的允许频率都大大提高了。再看我们通常用的系统，在这里以通常大家用来运行 VxWorks 操作系统的 CPU 来看，均 32 位机，其中 ARM、x86、68K、CodFire，PPC较为常见。ARM 的性能高高低低有很多档，以 MIPS 来衡量性能（浮点在嵌入式系统中，无论从系统还是应用角度对性能评价来说毕竟不是最主要因素） ，ARM 最小的也有 20 个 MIPS 以上，通常超过 100个 MIPS。1 个 60M 的 ARM，MIPS 数目大概在 70 左右。1 个 70M 的MPC860，MIPS 数目大概在 150 左右，一个 333M 的 PowerPC603 核的CPU，MIPS 数目大概在 630 左右，而通常的 x86 系列，MIPS 数目均超过了 500（以上关于 MIPS 数目的估计，不一定准确但不至于有数量级差别） 。以 MPC860 为例，性能为 70MIPS，1ms 可以执行的指令数目大约为 70K（7 万）条，对于执行中断处理，调度器已经足够用了。当然，从微观角度来说，MIPS 是一个宏观量，我们不能单独用简单的 MIPS 数目来判断指令执行的确切的微观时间，现代的一些性能较高的 CPU 大多采用了高速缓存，支持指令、数据的预取，采用指令流水线技术和分支预测技术，在取指令、执行指令的这个过程中，遇到流水线冲突、分支预测失败等不期望的事情出现了，是要消耗一定时间来处理的。这个情况出现后，处理时间最大是多少，最小需要多少，发生多么频繁就跟 CPU 的设计架构有关了，与代码本身也有一定的关系，特别是程序的分支复杂的情况下，分支预测失败就发生频繁了。关于哪种 CPU 的架构好不好，流水线深度对CPU 性能的影响，网上资源很多，我就不多说了。而关于“完成中断处理” ，其时间通常由