感謝前輩分享，附上鍊接：http://www.prtos.org/vxworks-wind-kernel/
本文討論Wind內核的設計思想，正如前文所述，VxWorks的Wind內核採用可裁剪的微內核設計，具有多任務併發執行、可搶佔的優先級調度、可選的時間片調度、任務間通信和同步機制、快速的上下文切換，低中斷時延、快速的中斷響應、支持中斷嵌套、支持256個優先級、支持優先級繼承、以及任務刪除保護機制，Wind內核運行在特權模式，不使用陷阱指令和跳轉表，所有的系統調用均採用函數調用的形式實現。
Wind內核是一種強實時操作系統內核，但和當前其它成熟的操作系統一樣，並不是“硬實時”的操作系統。所謂“硬實時”是指當某種事件發生時，系統必須在預定時間之內，或者說在限期之前做出反應，否則就會造成災難性的後果。具有這一特徵的操作系統要做到對於所提交的每一項作業及其時間要求，或者做出承諾，或者立即拒絕(以使提交者可以考慮採取其他措施)，對於做出的承諾則保證其實現。提交給硬實時系統的作業也可以是不帶時間要求的，但是對這些作業的承諾當然也就不包含時間的因素，那將當作後臺作業來對待。
VxWorks 沒有使用基於時間限（deadline）的調度算法，也就是不接受任何作業提交的時間要求。爲了提高實時性，目前採用的方法都是優先級搶佔式調度，使得高優先級的任務的到優先執行。這樣，在一定計算資源前提下，通過恰當的任務劃分和設定任務優先級可以滿足實時性的要求。
備註：網上有人說VxWorks內核是一種硬實時內核，這是不準確的。準確的說VxWorks系統是實時系統，但是它的實時性是在一定計算資源前提下，通過恰當的任務劃分和設定任務優先級來實現的，其它系統比如uC/OS系統，FreeRTOS都是如此。
2.1 Wind內核結構
爲了提高系統的實時性，大多數操作系統都提供了各種機制，如可搶佔的內核、中斷的後半段處理等。VxWorks 爲了提高實時性，構造成了一個帶有微內核的層次結構。
在計算機的早期，操作系統大部分是一個統一的實體(monolithic)。在這樣的系統中，提供不同功能的模塊是獨立考慮的，如處理器管理、內存管理、文件管理等，較少考慮模塊間的關係。這樣的操作系統結構清晰，構造簡單，但是由於操作系統本身很複雜，在這種大粒度的操作系統中難以劃分可搶佔部分和不可搶佔部分的邊界，難以避免有冗餘的操作在操作系統的不可搶佔部分中執行，造成系統的實時性比較差，不適合實時應用環境。
而帶有微內核的層次結構的操作系統則較好的解決了這個問題。在這樣的操作系統中，以內核作爲層次結構的起點，每一層功能對較低層進行封裝。內核僅需要包含最重要的操作指令，提供高層軟件與下層硬件的抽象層，形成操作系統其它部分所需的最小操作集。這樣就可以比較容易的精確確定可搶佔部分與不可搶佔部分的邊界，減少了需要在內核不可搶佔部分執行的操作，有利於實現更快的內核搶佔，提高系統的實時性。
操作系統的最好的內部結構模型是一個層次性的結構，最底層是內核。這些層次可以看成爲一個倒置的金字塔，每一層都建立在較低層的功能之上。 內核僅包含一個操作系統執行的最重要的底層功能。正象一個統一結構的操作系統，內核提供了在高層軟件與下層硬件之間的抽象層。然而，內核僅提供了構造操作系統其他部分所需的最小操作集。
VxWorks 的Wind內核就是這樣的一個有利於構造層次結構的微內核，它由 kernelLib庫、taskLib庫、semLib庫、tickLib庫、wdLib庫、schedLib庫、workQLib庫、windLib庫、windAlib庫、semAlib庫、以及workQAlib庫組成的。其中其中kernelLib庫、taskLib庫、semLib庫、tickLib庫、以及wdLib庫組成了VxWorks內核的基本功能，同時也是Wind內核底層最基本、最核心的函數。在這樣的內核中，容易實現很強的實時性；而對內核高層次的封裝則使得用戶在開發 VxWorks 的應用程序時，只需要調用頂層的函數，不必關心底層的實現，程序設計也很方便。VxWorks內核結構從邏輯上可以分成3層，如圖2.1所示。
2.1 VxWorks內核層次結構
其中由全局變量kernelState包含的例程構成了Wind內核的核心態，當kernelState設置爲TRUE時，表示此時存在代碼正在內核態運行。VxWorks的內核態的本質是保護內核數據結構，以防止多處代碼對內核數據結構同時進行訪問，所以其不同於通用操作系統內核態的概念。
進入內核態只需要簡單的將全局變量kernelState置爲TRUE，從這一點開始所有的內核數據將會被保護，而避免競爭。當結束內核操作時，VxWorks通過windExit()例程將kernelState重新設置爲FALSE。讓我們考慮一下當處在內核態時，誰會競爭使用內核數據結構，顯然中斷服務例程是僅有可能的在Wind內核處於內核時，請求內核額外工作的始作俑者。這也就意味着，一旦系統進入內核態，應用程序請求內核服務的僅有方式通過中斷服務程序。
kernelState在設置之前總是會被檢查是否已經被置位。這就是互斥機制的精髓，VxWorks內核使用將工作延遲來作爲互斥機制實現方式的技術，當kernelState爲TRUE的時候，要做的工作不會立即執行，而是作爲一個延遲的Job放到延時工作隊列中。內核延時工作隊列只能在恢復前一個將要執行的任務上下文之前，被windExit()清空(或者當中斷ISR首先進入內核態的條件下的，intExit()清空)。在內核態即將結束的時刻關中斷，windExit()會檢查工作隊列是否爲空，並進入一個被選擇的任務上下文。
正如前文所述，Wind內核使用kernelState全局變量從軟件上模擬了一個特權態，處於特權態禁止任務搶佔。處於特權態例程的函數在windLib庫中。執行windLib庫中的例程，更高層次的調用例程將會進入內核態(kernelState=1)，獲得對所有內核隊列的互斥使用。windLib庫中的例程具有自由支配任務內核數據結構的能力。內核態(kernelState=1)是一種強有力的互斥工具，處於內核態的時間內，搶佔是被禁止的。高的搶佔時延破壞了實時系統的響應時延的快速性，因此必須非常保守的使用這種機制(目前使用這種設計機制的開源RTOS，只有RTEMS)。實際上微內核的設計理念是保持內核足夠小的同時，使其仍具有支持更高級別應用的能力，還記得我在前一章說過的話嗎？“一個優美的內核不是還有什麼樣的功能還可以增加，而是還有什麼樣的功能還可以減少”。
Wind內核在處於特權態時是開中斷的，這就意味此時內核仍可以繼續響應外部中斷，Wind內核的創新之處在於提出了工作隊列(Work Queue)的概念。由於內核態只能被高層次的應用互斥訪問，當中斷髮生時，如果沒有程序訪問內核態例程，當前中斷ISR首先會進入內核態(將kernelState置爲TRUE)，然後執行相應的中斷ISR；如果內核態已經被佔用(kernelState=FALSE)，那邊當前中斷的ISR將會被放置到內核工作隊列後直接返回。等到佔用內核態的程序退出內核態(調用windExit()例程)時會執行內核工作隊列中的工作(即Job)，其中的中斷ISR將會得到處理(我會在後續的博文中結合代碼具體分析O(∩_∩)O)。
wind內核中kernelState包含的內核態例程在windLib庫中，以wind*開頭的例程，見圖2.2。
圖2.2 VxWorks內核態例程示意圖
其中：
*表示中斷ISR不能調用該例程，只能在任務級被調用；
@*表示可以在中斷ISR中調用該例程；
#表示將在wind內核內部使用；
@表示可以在內核態運行；
VxWorks系統的組成部分見圖2.3。
圖2.3 VxWorks系統構成圖
2.2 Wind內核的類和對象
VxWorks的Wind內核採用類和對象的思想將wind內核的5個組成部分：任務管理模塊、內存管理模塊、消息隊列管理模塊、信號量管理模塊、以及看門狗管理模塊組織起來。
在Wind內核中，所有的對象都是類的組成部分，類定義了操作對象的方法(Method)，同時維護着對所有對象的操作記錄。Wind內核採用了C++的語義，但是採用C語言來實現。整個Wind內核通過顯式編碼實現，其編譯過程並不依賴於具體的編譯器。這意味着Wind內核不但可以在VxWorks自帶的diab編譯上編譯，也可以使用開源的GNU/GCC編譯器。VxWorks爲Wind內核設計了一個元類(Meta-class)，所有的對象類(Obj-class)都是基於該元類。每個對象類只負責維護各自對象(Object)的操作方法(比如創建對象、初始化對象、註銷對象等)、以及管理統計記錄(比如一個創建對象的數據、銷燬對象的數目等)。類管理模式不是VxWorks內核的特性，它是操作系統的組成部分；但是所有的內核對象都依賴於它。Wind內核各個組成模塊間對象類、對象和元類的關係如圖2.4所示。
圖2.4 對象類、對象和元類的關係示意圖
備註：採用對象和類的設計思想，可以將VxWorks的Wind內核的各個組件有機的組織起來，創建相同組件的各個實例時都便於驗證實例類型的正確性，同時所有的組件對象類都來源於基類，對所有對象的操作記錄。
2.3 wind內核特性
多任務：內核的基本功能是提供一個多任務環境。多任務使得許多程序在表面上表現爲併發執行，而事實上內核是根據基本的調度算法使他們分段執行。每個明顯獨立的程序被成爲一個任務。每個任務擁有自己的上下文，其中包含在內核調度使該任務執行的時候它所看到的CPU環境和系統資源。
任務狀態：內核維護系統中的每個任務的當前狀態。狀態遷移發生在應用程序調用內核功能服務的時候。下面定義了Wind內核狀態：
就緒態----一個任務當前除了CPU不等待任何資源
阻塞態----一個任務由於某些資源不可獲得而被阻塞
延遲態----一個任務睡眠一段時間
掛起態----主要用於調試的一個輔助狀態，掛起禁止任務的執行
任務被創建以後進入掛起態，需要通過特定的操作使被創建的任務進入就緒態，這一操作執行速度很快，使應用程序能夠提前創建任務，並以一種快捷的方式激活該任務。
調度控制：多任務需要一個調度算法分配CPU給就緒的任務。在VxWorks中默認的調度算法是基於優先級的搶佔調度，但應用程序也可以選擇使用時間片輪轉調度。
- 基於優先級搶佔調度：基於優先級的搶佔調度，每個任務被指定一個優先級，內核分配CPU給處於就緒態的優先級最高的任務。調度採用搶佔的方式，是因爲當一個優先級高於當前任務的任務變爲就緒態時，內核將立即保存當前任務的上文，並切換到高優先級任務的上文。VxWorks有從0到255共256個優先級。在創建的時候任務被指定一個優先級，在任務運行的過程中可以動態地修改優先級以便跟蹤真實世界的事件優先級。外部中斷被指定優先於任何任務的優先級，這樣能夠在任何時候搶佔一個任務。
- 時間片輪轉：基於優先級搶佔調度可以擴充時間片輪轉調度。時間片輪轉調度允許在相同優先級的處於就緒態的任務公平地共享CPU。沒有時間片輪轉調度，當有多個任務在同一優先級共享處理器時，一個任務可能獨佔CPU，不會被阻塞直到被一個更高優先級的任務搶佔，而不給同一優先級的其他任務運行的機會。如果時間片輪轉被使能，執行任務的時間計數器在每個時鐘滴答遞增。當指定的時間片耗盡，計數器會被清零，該任務被放在同一優先級任務隊列的隊尾。加入特定優先級組的新任務被放在該組任務的隊尾，並將運行計數器初始化爲零。
基本的任務函數：用於狀態控制的基本任務函數包括一個任務的創建、刪除、掛起和喚醒。一個任務也可以使自己睡眠一個特定的時間間隔不去運行。許多其他任務例程提供由任務上下文獲得的狀態信息。這些例程包括訪問一個任務當前處理器寄存器控制。
任務刪除問題： wind內核提供防止任務被意外刪除的機制。通常，一個執行在臨界區或訪問臨界資源的任務要被特別保護。我們設想下面的情況：一個任務獲得一些數據結構的互斥訪問權，當它正在臨界區內執行時被另一個任務刪除。由於任務無法完成對臨界區的操作，該數據結構可能還處於被破壞或不一致的狀態。而且，假想任務沒有機會釋放該資源，那麼現在其他任何任務現在就不能獲得該資源，資源被凍結了。
任何要刪除或終止一個設定了刪除保護的任務的任務將被阻塞。當被保護的任務完成臨界區操作以後，它將取消刪除保護以使自己可以被刪除，從而解阻塞刪除任務。
正如上面所展示的，任務刪除保護通常伴有互斥操作。 這樣，爲了方便性和效率，互斥信號量包含了刪除保護選項（我會在後續的博文中詳細介紹）
任務間通信： 爲了提供完整的多任務系統的功能，Wind內核提供了一套豐富的任務間通信與同步的機制。這些通信功能使一個應用中各個獨立的任務協調他們的活動。
共享地址空間： Wind內核的任務間通信機制的基礎是所有任務所在的共享地址空間。通過共享地址空間，任務能夠使用共享數據結構的指針自由地通信。管道不需要映射一塊內存區到兩個互相通信任務的尋址空間。
備註：不幸的是，共享地址空間具有上述優點的同時，帶來了未被保護內存的重入訪問的危險。UNIX，Linux操作系統通過隔離進程提供這樣的保護，但同時帶來了對於實時操作系統來說巨大的性能損失。
互斥操作： 當一個共享地址空間簡化了數據交換，通過互斥訪問避免資源競爭就變爲必要的了。用來獲得一個資源的互斥訪問的許多機制僅在這些互斥所作用的範圍上存在差別。實現互斥的方法包括禁止中斷、禁止任務搶佔和通過信號量進行資源鎖定。
- 中斷禁止：最強的互斥方法是屏蔽中斷。這樣的鎖定保證了對CPU的互斥訪問。這種方法當然能夠解決互斥的問題，但它對於實時是不恰當的，因爲它在鎖定期間阻止系統響應外部事件。長的中斷延時對於要求有確定的響應時間的應用來說是不可接受的。
- 搶佔禁止：禁止搶佔提供了強制性較弱的互斥方式。 當前任務運行的過程中不允許其他任務搶佔，而中斷服務程序可以執行。這也可能引起較差的實時響應，就象被禁止中斷一樣，被阻塞的任務會有相當長時間的搶佔延時，就緒態的高優先級的任務可能會在能夠執行前被強制等待一段不可接受的時間。爲避免這種情況，在可能的情況下儘量使用信號量實現互斥。
- 互斥信號量：信號量是用於鎖定共享資源訪問的基本方式。不象禁止中斷或搶佔，信號量限制了互斥操作僅作用於相關的資源。一個信號量被創建來保護資源。VxWorks的信號量遵循Dijkstra的P()和V()操作模式。
當一個任務請求信號量，P()操作根據在發出調用時信號量的置位或清零的狀態， 會發生兩種情況。如果信號量處於置位態， 信號量會被清零，並且任務立即繼續執行。如果信號量處於清零態，任務會被阻塞來等待信號量。
當一個任務釋放信號量，V()操作會發生幾種情況。如果信號量已經處於置位態，釋放信號量不會產生任何影響。如果信號量處於清零態且沒有任務等待該信號量，信號量只是被簡單地置位。如果信號量處於清零態且有一個或多個任務等待該信號量，最高優先級的任務被解阻塞，信號量仍爲清零態。
通過將一些資源與信號量關聯，能夠實現互斥操作。當一個任務要操作資源，它必須首先獲得信號量。只要任務擁有信號量，所有其他的任務由於請求該信號量而被阻塞。當一個任務使用完該資源，它釋放信號量，允許等待該信號量的另一個任務訪問該資源。
Wind內核提供了二值信號量來解決互斥操作所引起的問題。 這些問題包括資源擁有者的刪除保護，由資源競爭引起的優先級逆轉：
- 刪除保護：互斥引起的一個問題會涉及到任務刪除。在由信號量保護的臨界區中，需要防止執行任務被意外地刪除。刪除一個在臨界區執行的任務是災難性的。資源會被破壞，保護資源的信號量會變爲不可獲得，從而該資源不可被訪問。通常刪除保護是與互斥操作共同提供的。由於這個原因，互斥信號量通常提供選項來隱含地提供前面提到的任務刪除保護的機制。
- 優先級逆轉/優先級繼承：優先級逆轉發生在一個高優先級的任務被強制等待一段不確定的時間以便一個較低優先級的任務完成執行。考慮下面的假設(我已經在前面的博文中介紹過，這裏在囉嗦下O(∩_∩)O)：
T1，T2和T3分別是高、中、低優先級的任務。T3通過擁有信號量而獲得相關的資源。當T1搶佔T3，爲競爭使用該資源而請求相同的信號量的時候，它被阻塞。如果我們假設T1僅被阻塞到T3使用完該資源爲止，情況並不是很糟。畢竟資源是不可被搶佔的。然而，低優先級的任務並不能避免被中優先級的任務搶佔，一個搶佔的任務如T2將阻止T3完成對資源的操作。這種情況可能會持續阻塞T1等待一段不可確定的時間。這種情況成爲優先級逆轉，因爲儘管系統是基於優先級的調度，但卻使一個高優先級的任務等待一個低優先級的任務完成執行。 互斥信號量有一個選項允許實現優先級繼承的算法。優先級繼承通過在T1被阻塞期間提升T3的優先級到T1解決了優先級逆轉引起的問題。這防止了T3，間接地防止T1，被T2搶佔。通俗地說，優先級繼承協議使一個擁有資源的任務以等待該資源的任務中優先級最高的任務的優先級執行。當執行完成，任務釋放該資源並返回到它正常的或標準的優先級。因此，繼承優先級的任務避免了被任何中間優先級的任務搶佔。
同步：信號量另一種通常的用法是用於任務間的同步機制。在這種情況下，信號量代表一個任務所等待的條件或事件。最初，信號量是在清零態。一個任務或中斷通過置位該信號量來指示一個事件的發生。等待該信號量的任務將被阻塞直到事件發生、該信號量被置位。一旦被解阻塞，任務就執行恰當的事件處理程序。信號量在任務同步中的應用對於將中斷服務程序從冗長的事件處理中解放出來以縮短中斷響應時間是很有用的。
消息隊列：消息隊列提供了在任務與中斷服務程序或其他任務間交換變長消息的一種較低層的機制。這種機制在功能上類似於管道，但有較少的開銷。
管道、套接字、遠程過程調用和許多高層的vxWorks機制提供任務間通信的更高層的抽象，包括管道、TCP/IP套接字、遠程過程調用和更多。爲了保持裁減內核爲僅包含足夠支持高層功能的一個最小函數集的設計目標，這些特性都是基於上面描述的內核同步方式的。
2.4 Wind 內核設計的優點
Wind內核的一個重要的設計特性是最小的搶佔延時。其他的主要設計的優點包括史無前例的可配置性，對不可預見的應用需求的可擴展性，在各種微處理器應用開發中的移植性。
最小的搶佔延時： 正如前面所討論的，禁止搶佔是獲得代碼臨界資源互斥操作的通常手段。這種技巧的不期望的負面影響是高的搶佔延時，這可以通過儘量使用信號量實現互斥和保持臨界區儘量緊湊。但即使廣泛地使用信號量也不能解決所有的可能導致搶佔延時的根源。內核本身就是一個導致搶佔延時的根源。爲了理解其原因，我們必須更好地理解內核所需的互斥操作。
內核級和任務級：在任何多任務系統中，大量的應用是發生在一個或多個任務的上下文中。然而，有些CPU時間片不在任何任務的上下文。這些時間片發生在內核改變內部隊列或決定任務調度。在這些時間片中，CPU在內核級執行而非任務級。
爲了內核安全地操作它的內部的數據結構，必須有互斥操作。內核級沒有相關的任務上下文，內核不能使用信號量保護內部鏈表。內核使用工作延期作爲實現互斥的方式。當有內核參與時，中斷服務程序調用的函數不是被直接激活，而是被放在內核的工作隊列中。內核完成這些請求的執行而清空內核工作隊列。
當內核正在執行已經被請求服務時系統將不響應到達內核的函數調用。可以簡單地認爲內核狀態類似於禁止搶佔。如前面所討論的，搶佔延時在實時系統中是不期望有的，因爲它增加了對於會引起應用任務重新調度的事件的響應時間。儘管操作系統在內核級（此時禁止搶佔）完全避免消耗時間是不可能的，但減少這些時間是很重要的。這是減少由內核執行的函數的數量的主要原因，也是不採用統一結構的系統設計方式的原因。
VxWorks顯示了採用任務級操作系統服務設計的一個最小內核是能夠滿足需求的。VxWorks是現在能夠獲得的獨立於任何處理器的、擁有相當小內核的、功能完全的層次結構的實時操作系統。
VxWorks系統在Wind內核之上提供了大量的功能。它包括內存管理，一個完整的BSD4.3網絡包，TCP/IP，網絡文件系統（NFS），遠程過程調用（RPC），UNIX兼容的鏈接加載模塊，C語言的解釋界面，各種類型的定時器，性能監測組件，調試工具，額外的通信工具如管道、信號和套接字，I/O和文件系統，和許多功能例程。這些都不是運行在內核級，所以不會禁止中斷或任務搶佔。
可配置性： 實時應用有多種內核需求。沒有哪個內核有一個用來滿足每種需求的很好的設計折衷。然而，一個內核可以通過配置來調整特定的性能特性，裁減實時系統來最好地適應一個應用的要求。不可預見的內核配置性以用戶可選擇的內核排隊算法的形式提供給應用。
排隊策略：vxWorks中的排隊庫是獨立於使用他們的內核隊列功能而執行的，這樣提供了將來增加新的排隊方式的靈活性。
在VxWorks中有各種內核隊列。就緒隊列是一個按優先級索引的所有等待調度的任務隊列。滴答隊列用於定時功能。信號量隊列是一個等待信號量的被阻塞任務的鏈表。活動隊列是一個系統中所有任務的一個先進先出（FIFO）的鏈表。這些隊列中的每個隊列都需要一個不同的排隊算法。這些算法不是被內嵌在內核中，而是被抽取到一個自治的、可轉換的排隊庫中。這種靈活的組織形式是滿足特殊的配置需求的基礎。
可擴展性： 支持不可預見的內核擴展的能力與以有功能的可配置性是同樣重要的。簡單的內核接口和互斥方法使內核級功能擴展相當容易； 在某些情況下，應用可以僅利用內核鉤子函數來實現特定的擴展。
內部鉤子函數：爲了不修改內核而能夠向系統增加額外的任務相關的功能，VxWorks提供了任務創建、切換和刪除的鉤子函數。這些允許在任務被創建、 上下文切換和任務被刪除的時候額外的例程被調用執行。這些鉤子函數可以利用任務上下文中的空閒區創建Wind內核的任務特性。
未來考慮： 有許多系統函數現在變得越來越重要，而且會影響到內核設計時的搶佔延時。儘管涉及這些問題一個完整的討論超出了本博文的範圍，但值得簡單地提一下。
設計一個獨立於CPU的操作系統一直是一個挑戰。隨着新的RSIC（精簡指令集）處理器變得很流行，這些難度也加大了。爲了在RISC環境下有效地執行，內核和操作系統需要有執行不同策略的靈活性。
例如，考慮在任務切換時內核執行的例程。在CISC（複雜指令集，如680x0或80x86）CPU，內核爲每個任務存儲一套完整的寄存器，在運行任務的時候將這些寄存器換入換出。在一個RISC機器上，這樣是不合理的，因爲涉及到太多的寄存器。所以內核需要一個更精密複雜的策略，如爲任務緩存寄存器，允許應用指定一些寄存器給特殊的任務。
移植性：爲了使Wind內核在他們出現的結構上能夠運行，需要有一個可移植的內核版本。這使移植是可行的，但不是最優化的。
多處理：支持緊耦合的多處理需求要求實時內核的內部功能包含，在理想情況下，在遠端請求內核調用，如從一個處理器到另一個處理器。這就要涉及到信號量調用（爲處理器間同步）和任務調用（爲了控制另一個CPU上的任務）。這種複雜性無疑會增加內核級功能調用的開銷，但是許多服務如對象標識可以在任務級執行。在多處理系統中保持一個最小內核的優點是處理器之間的互鎖可以有較好的時間粒度。大的內核將在內核級消耗額外的時間，僅能獲得粗糙的互鎖時間粒度。
實時內核的重要尺度：許多性能特性被用來比較已有的實時內核，這些包括：
- 快速的任務上下文切換----由於實時系統的多任務的特性，系統能夠快速地從一個任務切換到另一個任務是很重要的。在分時系統中，如UNIX，上下文切換是在ms級。Wind內核執行原始上下文切換用us級來衡量。
- 最小的同步開銷----因爲同步是實現資源互斥訪問的基本方法，這些操作所引起的開銷最小化是很重要的。在vxWorks中，請求和釋放二值信號量也是用us級來衡量。
- 最小的中斷延時----因爲外部世界來的事件通常以中斷的形式到來，操作系統快速的處理這些中斷是很重要的。內核在操作一些臨界數據結構的時候必須禁止中斷。爲了減小中斷延時，必須使這些時間最小化。Wind內核的中斷延時也是us級別。
備註：具體的數值性能指標，只有在具體的目標板上直接測量後，才能獲取。
搶佔延時對性能指標的影響： 當許多的實時解決方案被提交給應用工程師時， 性能指標對於評估供應商的產品變得越來越重要。不象上下文切換和中斷延時，搶佔延時很難測量。所以它很少在說明中被提及。但是考慮到當內核通常禁止上下文切換會長達數百微妙，而聲稱一個50us的固定長度（與任務個數無關）的上下文切換時間是毫無意義的。除了很難測量外，搶佔延時可能會削弱許多性能指標的有效性。Wind內核通過減小內核的大小來儘量減小搶佔延時。 包含繁多功能的內核必將引起長的搶佔延時。
此致，Wind內核我做了一個粗粒度的介紹，接下來的文章，我將就Wind內核具體方面，結合代碼來詳細的闡述。。。。O(∩_∩)O