一種基于C51單片機(jī)的非搶占式的操作系統(tǒng)架構(gòu)
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摘 要：從Keil C51的內(nèi)存空間管理方式入手，著重討論實時操作系統(tǒng)在任務(wù)調(diào)度時的重入問題，分析一些解決重入的基本方式與方法：分析實時操作系統(tǒng)任務(wù)調(diào)度的占先性，提出非占先的任務(wù)調(diào)度是能更適合于Keil C51的一種調(diào)度方式。為此，構(gòu)造這一實時操作系統(tǒng)，并有針對性地介紹此系統(tǒng)的堆管理方法、任務(wù)的建立以廈任務(wù)的切換等。
本文引用地址：http://www.ex-cimer.com/article/201612/341756.htm關(guān)鍵詞：51單片機(jī) 實時操作系統(tǒng) 任務(wù)重八調(diào)度
目前，大多數(shù)的產(chǎn)品開發(fā)是在基于一些小容量的單片機(jī)上進(jìn)行的。51系列單片機(jī)，是我國目前使用最多的單片機(jī)系列之一，有非常廣大的應(yīng)用環(huán)境與前景，多年來的資源積累，使51系列單片機(jī)仍是許多開發(fā)者的首選。針對這種情況，近幾年涌現(xiàn)出許多基于51內(nèi)核的擴(kuò)展芯片，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個側(cè)面說明了51系列單片機(jī)在國內(nèi)的生命力。
多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統(tǒng)，作為自己的開發(fā)基礎(chǔ)。根據(jù)開發(fā)需求，整合一些常用的嵌入式構(gòu)件，以節(jié)約開發(fā)時間，盡最大可能地減少開發(fā)工作量;另外，要求這個實時操作系統(tǒng)能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。畢竟，大系統(tǒng)是少數(shù)的，而小應(yīng)用是多數(shù)而廣泛的。顯而易見，μC/OS—II是不太適合于以上要求的，而Keil C所帶的RTX Tiny不帶源代碼，不具透明性，至于其FULL版本就更不用說了。
1 KeiI C51與重入問題
說到實時操作系統(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對于PC機(jī)這樣的大內(nèi)存處理器而言，這似乎并不是一個很麻煩的問題，借用μC/OS—II RTOS的說法，即要求在重入的函數(shù)內(nèi)，使用局部變量。但5l系列單片機(jī)堆?？臻g很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個函數(shù)都分配一個局部堆空間。正是由于這個原因，Keil C51使用了所謂的可覆蓋技術(shù)：
?、倬植孔兞看鎯υ谌諶AM空間(不考慮擴(kuò)展外部存儲器的情況);
②在編譯鏈接時，即已經(jīng)完成局部變量的定位;
③如果各函數(shù)之間沒有直接或間接的調(diào)用關(guān)系，則其局部變量空間便可覆蓋。
正是由于以上的原因，在Keil C51環(huán)境下，純粹的函數(shù)如果不加處理(如增加一個模擬棧)，是無法重人的。那么在Keil C5l環(huán)境下，如何使其函數(shù)具有可重人性呢?下面分析在實時操作系統(tǒng)下面，任務(wù)的基本結(jié)構(gòu)與模式：
vold TaskA(void*ptr){
UINT8 vaL_a;
//其他一些變量定義
do{
//實際的用戶任務(wù)處理代碼
}while(1);
}
void TaskB(void*ptr){
UINT8 vaLb;
//其他一些變量定義
do{
Funcl();
//其他實際的用戶任務(wù)處理代碼
)while(1);
void Funcl(){
UlNT8 v al_fa;
//其他變量的定義
//函數(shù)的處理代碼
}
在上面的代碼中，TaskA與TaskB并不存在直接或間接的調(diào)用關(guān)系，因而其局部變量val_a與val_b便是可以被互相覆蓋的，即其可能都被定位于某一個相同的RAM空間。這樣，當(dāng)TaskA運(yùn)行一段時間，改變了val_a后，TaskB取得CPU控制權(quán)并運(yùn)行時，便可能會改變val_b。由于其指向相同的RAM空間，導(dǎo)致TaskA重新取得CPU控制權(quán)時，val—a的值已經(jīng)改變，從而導(dǎo)致程序運(yùn)行不正確，反過來亦然。另一方面，F(xiàn)uncl()與TaskB有直接的調(diào)用關(guān)系，因而其局部變量val_fa與val_b不會被互相覆蓋，但也不能保證其局部變量val_fa不會與TaskA或其他任務(wù)的局部變量形成可覆蓋關(guān)系。
將val_a、val_b以及val_fa等局部變量定義為靜態(tài)變量(加上static指示符)可以解決這一問題。但問題是，定義大量的static類型變量，將導(dǎo)致RAM空間的大量占用，有可能直接導(dǎo)致RAM空間不夠用。尤其是在一些小容量的單片機(jī)內(nèi)，一般只有128或256字節(jié)，大量的靜態(tài)變量定義，在如此小的RAM資源狀況下顯然就不太合適了。由此而有了另一種的解決方法，如下代碼所示：
void TaskC(void){
UINT8 x，v;
whlk(1){
OS_ENTER_CRITICAL();
x=GetX(); (1)
y=GetY(); (2)
//任務(wù)的其他代碼
OS_EXIT_CRITICAL(); (3)
0SSleep(100); (4)
}
}
以上代碼TaskC中使用了臨界保護(hù)的方法來保護(hù)代碼不被中斷占先，確實有效地解決了RAM空間太小，不宜大量定義靜態(tài)變量的問題。然而如果每個任務(wù)都采用此種結(jié)構(gòu)，任務(wù)一開始，就關(guān)閉中斷，將使實時性得不到保證。事實證明，這種延時是相當(dāng)可觀的。用一個實例來說明，如果想在系統(tǒng)中使用一個動態(tài)刷新的LED顯示器，就難以保證顯示的穩(wěn)定與連續(xù)，哪怕在系統(tǒng)中是使用一個單獨(dú)的定時器來做這一工作(進(jìn)入臨界區(qū)后，EA=0)。其次，這種結(jié)構(gòu)事實上將占先的任務(wù)調(diào)度轉(zhuǎn)化為非占先的任務(wù)調(diào)度。實際上如果在(3)與(4)之間沒有碰巧發(fā)生中斷并導(dǎo)致一個任務(wù)調(diào)度，那就可以理解為是任務(wù)主動放棄CPU的控制。如果在(3)和(4)之間碰巧產(chǎn)生了一個中斷并導(dǎo)致了一個任務(wù)調(diào)度，只是執(zhí)行了一次多余的任務(wù)調(diào)度而已，而且并不希望在(3)之后發(fā)生2次甚至多次的任務(wù)調(diào)度，相信讀者也有這一愿望。
除此之外，還可以發(fā)現(xiàn)任務(wù)的一個特點：當(dāng)任務(wù)從(1)重新開始時，局部變量x和y是一個什么值并不在乎，即x和y即使在(3)之后改變了，也已經(jīng)不再重要，不會影響程序的正確性。其實這一特點也是大部分任務(wù)，至少是太部分任務(wù)的大部分局部變量的一個共性——如果任務(wù)在整個執(zhí)行過程中，不會(被占先)放棄CPU控制權(quán)，則其局部變量大多數(shù)并不需要進(jìn)行特別的保護(hù)，即其作用域只是任務(wù)的當(dāng)次執(zhí)行，針對上面的代碼，就是臨界保護(hù)區(qū)內(nèi)的代碼區(qū)域。
2 實時操作系統(tǒng)要不要占先
由上面的分析，如果要保持一個函數(shù)可重人，就得使用靜態(tài)變量，系統(tǒng)的RAM資源將是一個嚴(yán)峻的考驗;如果使用臨界區(qū)來保護(hù)運(yùn)行環(huán)境，系統(tǒng)的實時性又得不到保證，而且有將占先式任務(wù)調(diào)度轉(zhuǎn)為非占先任務(wù)調(diào)度之虞。顯然，使用靜態(tài)變量簡單，但有更多的不適用性，對將來功能的調(diào)整也是一個阻礙，一般不被采用。那么，就只能從環(huán)境保護(hù)上來下功夫了，但是果真只能以進(jìn)入臨界區(qū)犧牲系統(tǒng)的實時性來保證任務(wù)不被占先?下面看看臨界保護(hù)這一方法的基本思路：
?、僭谝粋€任務(wù)中，如果局部變量在其作用域內(nèi)不被占先切換，則這些變量在任務(wù)被剝奪了CPU控制權(quán)后，不關(guān)心其值也不會影響任務(wù)的正確執(zhí)行;
②使用臨界區(qū)保護(hù)，可以達(dá)到上面所提到的要求;
?、塾纱藢?dǎo)致的實時性能與占先切換的減弱可以接受。由此可知，不被占先是任務(wù)保護(hù)局部變量的關(guān)鍵。既然如此，何不舍棄占先式的任務(wù)調(diào)度?這不失為一個好的出發(fā)點。針對Keil C51，非占先式任務(wù)調(diào)度，可能是一種更好的方法，更能協(xié)調(diào)51系列單片機(jī)的既定資源。下面編寫這樣一個系統(tǒng)：
①使用非占先式任務(wù)調(diào)度;
?、诳梢栽谛∪萘康男酒惺褂茫_發(fā)目標(biāo)是，即使是8051這樣小的芯片，也可使用這個實時操作系統(tǒng);
?、壑С謨?yōu)先級調(diào)度，盡可能保證其實時性。
3 實時操作系統(tǒng)的實現(xiàn)
基于以上的分析與目的，近日完成了這個操作系統(tǒng)。在堆棧上借用RTx的管理方法，即當(dāng)前任務(wù)使用全部的堆空間，如圖1所示。
3.1 堆棧的初始化與任務(wù)的創(chuàng)建
堆棧的初始化實際是初始化0STaskStackBotton數(shù)組，并將當(dāng)前任務(wù)指定為空閑任務(wù)，下一個運(yùn)行任務(wù)指定為最高優(yōu)先級任務(wù)，即優(yōu)先級為零的任務(wù)。初始化時，將SP的值存人OSTaslkStackBotton[O]，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton[1]，依此類推。而任務(wù)是調(diào)用0STa-skCreate函數(shù)建立的。實際上只是將任務(wù)(假設(shè)為n號任務(wù))的地址填人到對應(yīng)OSTaskStackBotton[n]所指向的位置，并將SP向后移動2個字節(jié)，如圖2所示。
為什么要以這樣一種規(guī)律而不是其他的方式呢?這是由于在任務(wù)建立后，還未進(jìn)行任務(wù)調(diào)度之前，各任務(wù)的堆棧實際上是它們自身的地址，因而其堆棧深度為2，為了程序的簡便而直接填入。
void main(void){
OSInit(); /*初始化OSTaskStackBcBotton隊列*/
TMOD=(TMOD&0XFO)│ 0XOl;
TL0=0xBF;
TH0=0xFC;
TRO=1;
ETO=1;
TFO=O：
OSTaskCreate(TaskA，NULL，0);
OSTaskCreate(TaskB.NULL，1);
OSTaskCreate(TaskC，NULL，2);
OSStart();
上面這段代碼中，所有任務(wù)建立后，便調(diào)用OSStart()開始任務(wù)調(diào)度。OSStart()是一個宏定義，如下所示：
#deflne OSStart() d0{
OSTaskCreate(TaskIdle，NULL，OS_MAX_TASKS);
EA=l：
return;
}while(O)
首先，它創(chuàng)建了一個空閑任務(wù)并打開中斷，然后便返回。返回到哪里了呢?我們知道，空閑任務(wù)是優(yōu)先級最低的任務(wù)，當(dāng)調(diào)OSTaskCreate建立時，會將其地址填人到SP的位置，并把SP向后移動2個字節(jié)(見圖2及說明)，因而此時處在堆棧頂端的，一定是空閑任務(wù)Taslddle。這就使得這里的return一定會返回到空閑任務(wù)。至此，系統(tǒng)進(jìn)入正常運(yùn)行狀態(tài)。
3.2 任務(wù)的切換
任務(wù)的切換分兩種情況，在當(dāng)前任務(wù)優(yōu)先級低于下一個取得CPU控制權(quán)的任務(wù)時，將下一個取得CPU控制權(quán)的任務(wù)的棧頂?shù)疆?dāng)前任務(wù)的棧頂之間的內(nèi)容向RAM空間的高端搬移，以空出全部的RAM空間作下一個任務(wù)的堆空間，同時更新對應(yīng)的OSTaskStackBotton，使其指向新的正確任務(wù)的堆棧棧底。如果當(dāng)前任務(wù)的優(yōu)先級高于下一個任務(wù)的優(yōu)先級，則作相反的搬移，如圖3與圖4所示。
所有任務(wù)必須主動調(diào)用OSSleep，放棄CPU的控制權(quán)。任務(wù)調(diào)用OSSleep后，將選擇優(yōu)先級最高的就緒任務(wù)運(yùn)行。
結(jié) 語
系統(tǒng)完成后，內(nèi)核的代碼量在400多個字節(jié)左右，占用1個定時器中斷及小量的內(nèi)存空間。系統(tǒng)設(shè)置容量為8個任務(wù)，用戶實際可用任務(wù)為7個，能夠滿足一般需求，也達(dá)到了在小容量芯片中應(yīng)用的開發(fā)要求。由于沒有采用占先式的任務(wù)調(diào)度，除開全程相關(guān)的個別任務(wù)的一些局部變量外，其他局部變量已經(jīng)不存在覆蓋關(guān)系，由于是任務(wù)主動放棄CPU控制權(quán)，對于個別需要保護(hù)的變量單獨(dú)進(jìn)行處理也變得容易。在系統(tǒng)中，全程不需要反復(fù)地開關(guān)中斷，實時性能也很好。對個別時序要求嚴(yán)格的外設(shè)(如DSl8820)除外。
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