摘要：鉴于MCS-51系统只提供“二级中断嵌套”，提出扩展51系统中断优先级的纯软件方法。其利用51系统内建的中断允许寄存器IE和中断优先级寄存器IP，通过屏蔽字机制来实现；以C51的形式，给出这种扩展方法的函数库实现，为该方法的使用赋予友好、简洁的用户接口。
关键词：MCS-51单片机 中断优先级 软扩展 C51
引言
众所周知，MCS-51系统只提供“二级中断嵌套”，而大多数嵌入式系统希望有多于两级的优先级别。因为一般来说，系统都有掉电中断，且应置为最高优先级，这样所有其它中断只能共用一个最低优先级，如此，往往不能满足实际的逻辑需求。为了使系统具有多于两级的中断优先级别，可以利用8259A之类的中断控制芯片实现中断优先级的硬扩展，但却增加了系统的造价和复杂性。因复杂性的提高，系统的可靠性将受到影响。本文提出一种扩展MCS-51系统中断优先级的纯软件方法，不需增加任何硬件，且所需的额外资源消耗也很小。实际应用表明这种方法是可行的和有效的。
1 MCS-51的中断系统简介
MCS-51系列单片机允许有五个中断源，提供两个中断优先级，可实现二级中断嵌套。这两级优先级遵循下述规则：仅高优先级中断源可中断嵌套低优先级中断源。为实现这一规则，中断系统内部包含两个不可寻址的优先级状态触发器。当特定优先级的某中断源被响应时，相应的触发器即被置位，直到执行了RETI指令后，这个触发器才复位。在此期间，同级和低级中断将被防止。中断源的中断请求能否得到响应，受中断允许寄存器IE的控制。每个中断源的优先级可通过对中断优先级寄存器IP编程来设定：或最低，或最高。同一优先级中的各中断源同时请求中断时，由内部查询逻辑确定响应次序。查询次序依次为：外部中断0（X0）、定时器中断0（T0）、外部中断1（X1）、定时器中断1（T1）、串口中断（S）。如果当前指令是RETI或是对IE、IP操作的指令，将封装CPU对中断的响应，且必须再执行完一条指令之后才会响应中断。
2 中断优先级软扩展的方法
首先，给出软扩展的第一种方法，并分析其特点，指出其存在的缺陷。然后，基于对方法一的不足之处，给出不断完善的方法二、方法三。其中方法二是对方法一的完善，方法三是对方法二的完善，并最终解决了方法一、二中的缺陷，实现了真正的中断优先级的软扩展。
2.1 方法一
此法仅使用和系统的中断允许寄存器IE，通过中断屏蔽字机制，以使不同的中断源具有不同的逻辑中断优先级（下文中的“优先级”如不加说明即指“逻辑中断优先级”）。
不失一般性，不妨令8051系统的五个中断源——外中断0（X0）、定时器中断0（T0）、外中断1(X1)、定时器中断1（T1）及串口中断（S），有如表1所列的优先级。（实际应用中，视具体情况，赋予不同中断源以适当的优先级。）
其中，“0”代表最高优先级，“4”代表最低优先级。
首先，给设定了优先级的诸中断源赋以二级“物理中断优先级”：将优先级最高的中断源（X1）在中断优先级寄存器IP中的相应位（PX1）置1，而令IP中的其它相关位（PT1、PT0、PS、PX0）为0。
其次，给设定了优先级的各中断源分配适当的“中断屏蔽字”。其基本思想是屏蔽同级和低级中断。具体分配过程如下：优先级为k(0≤k≤N-1，N为中断源数量)的中断源的“中断屏蔽字”为：优先级为x(x∈[k,N-1]，即同级和低级)的中断源在IE中的对应位置0，优先级为y(y∈[0,k-1]，即高级)的中断源在IE中的相应位置1而得的位组字节。当然，IE的EA位（CPU中断允许标志位）始终为1.
对于表1所列的中断优先级分配情况，各中断源的“中断屏蔽字”配置如表2所列。
表1 中断源的优先级分配表
| 中断源 |
X1 |
T1 |
T0 |
S |
X0 |
| 优先级 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
最后，给各中断源的ISR（Interrupt Routine，中断服务例程）加以如下所示的外壳（Assembly形式的）。不妨以定时器0（T0）为例：
CSEG AT 8×1+3
；定义绝对段，设置断向量
JMP T0_ISR_SHELL
?PR?TO_ISR_SHELL?XX SEGMENT CODE ;声明再定位段
T0_ISR_SHELL：
PUSH IE ；保存IE
MOV IE，#TO_INT_MASK
；设置当前中断屏蔽字
CALL ResetIntSys:复位中断系统
CALL T0_ISR：调用中断服务例程的主体
POP IE ；恢复IE
RET
这里，T0_ISR为定时器0（T0）的ISR的主体部分。其应以一般函数的形式，用汇编或C编写。ResetIntSys为仅含一条中断返回指令（IRET）的函数，即ResetIntSys:RETI。其用于复位中断系统，以使在相应ISR执行过程中，系统仍可响应其它中端源提出的中断请求，以便实现中断嵌套。这样就达到了防止同级和低级优先级中断的目的。
高优先级的中断源可以提出中断请求，但未必会被立即响应。因为在当前策略下，尚不能实现真正的“中断嵌套”（即高优先级的中断服务例程可中断低优先级的中断服务例程而嵌套执行），而仅有最高优先级的中断（X1）才可以实现这种真正的“中断嵌套”。因为在8051系统里，中断能否嵌套仅取决于其相应的“物理中断优先级”（各中断源的物理中断优先级由中断优先级寄存器IP中的相应位决定，且仅有二级）。下面分三种情况说明方法一的特点和不足：
①当外部中断1(X1，其具有最高的逻辑中断优先级和最高的物理中断优先级)提出中断请求时，系统将立即响应，而不管系统此时忙否。如果此时 系统正在执行其它中断的ISR，X1的ISR将以嵌套形式执行，因为其它中断湖泊的物理中断优先级都为最低（51系统仅有两级物理优先级：最高或最低）。
②当定时器0（T0，其优先级为2）的中断请求正被响应时，来自串口（S，其优先级为3）和外部中断0（X0，其优先级为4）的中断请求将被禁止；而只允许外部中断1（X1，其优先级为0）和定时器1（T1，其优先级为1）提出中断请求。如果是X1提出中断请求，则X1的ISR将立即嵌套执行；如果是T1提出，尽管其优先级高于当前中断T0，但因其物理中断优先级与T0一样（同为最低），故而将不会像X1那样被系统立即响应，并嵌套执行，而只能等待，直到T0的中断服务例程执行完毕。
③如果在串口（S，其优先级为3）中断正被响应过程中，定时器1（T1，其优先级为1）与定时器0（T0，其优先级为2）分别提出中断请求。由于它们有高于S的优先级，所以系统允许它们提出中断请求；但因其物理优先级与S一样，故而直到S的中断服务例程执行完毕，系统才会受理T1与T0的中断请求。逻辑上，由于T1具有高于T0的优先级，所以T1应先为系统响应。但因物理优先级相同时，中断请求的响应次序取决于内部查询顺序，而T0先于T1，所以实际上T0先 系统响应，即出现了“优先级反转”的问题。
可见，方法一虽然可以部分地达到“扩充中断优先级”的目的，但其存在两个问题：
*某些高优先级中断不能中断嵌套低优先级中断；
*会出现“优先级中反转”。
方法二和方法三是针对方法一的这两个不足而提出的，并最终实现对51系统的中断优先级的真正扩展。
2.2 方法二
该方法是在方法一基础上，为解决“优先级反转”的问题，而实施的简单策略而得。
根据方法一中对“优先级反转”问题的分析可知，出现该问题的原因是：各中断源的逻辑优先级与其内部查询顺序不一致。只要在系统设计时，兼顾中断源相关事件的紧迫程度与中断源的内部查询逻辑：将最紧迫的事件（如掉电）赋以最高的优先级0，并使其与系统中的最先被查询的中断源（外部中断0
）相关联；使次紧迫的事件的优先为1，并使之与系统内第二个被查询的中断源（定时器0
