構(gòu)造一個51單片機的實時操作系統(tǒng)
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。
關(guān)鍵詞:51單片機 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上進(jìn)行的。51系列單片機,是我國目前使用最多的單片機系列之一,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):
①局部變量存儲在全局RAM空間(不考慮擴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
}{{分頁}}
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運行一段時間,改變了val_a后,TaskB取得CPU控制權(quán)并運行時,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:
①在一個任務(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;
③由此導(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;
②可以在小容量的芯片中使用,開發(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);
③支持優(yōu)先級調(diào)度,盡可能保證其實時性。{{分頁}}
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();{{分頁}}
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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