μC/OS-Il在TMS320VC33上的可靠應用

1 宏OS_ENTER_CRITlCAL和OS_EXIT_ CRITICAL
在μC／OS_ II中，0S_ENTER_CRITICAL和OS_ EXIT_CRITIcAL這兩個(gè)宏分別實(shí)現關(guān)中斷和開(kāi)中斷的功能。TMS320VC33的全局中斷控制在ST寄存器的 GIE位(第13位)，GIE=1時(shí)全局允許中斷，GIE=O時(shí)全局禁止中斷。這兩個(gè)宏最簡(jiǎn)單直接的實(shí)現是使用與或指令修改GIE位，即“andn 2000H，st”和“0r 2000H，st”，網(wǎng) 上的移植代碼就是采用了這種方式。但這不是一個(gè)非常可靠的方法，原因是TMS320VC33的流水線(xiàn)執行結構。為了提高代碼的執行效率，TMS320VC33采取了四級流水線(xiàn)執行結構，指令的執行分為取指令、指令解碼、讀操作數和指令執行四個(gè)階段，每個(gè)階段都是并行執行的。在理想情況下(即不存在流水線(xiàn)沖突和等待周期)，每個(gè)機器周期內都有四條不同的指令分別位于取指、解碼、讀和執行階段。這時(shí)每條指令都以單機器周期執行，DSP達到其最大標稱(chēng)的指令吞吐量。當產(chǎn)生中斷請求并且允許中斷時(shí)，DSP不會(huì )立即執行中斷服務(wù)程序，而是要先禁止中斷、獲取中斷向量、保存返回地址，然后再跳轉至中斷服務(wù)程序。而以上各步都是與流水線(xiàn)操作同步的，在流水線(xiàn)結構中，DSP對中斷響應步驟如表1所列。

表1中，proga+l是單周期取指指令。如果prog a+l 是多周期取指指令(例如取指時(shí)含有等待狀態(tài))，中斷響應會(huì )延遲到prog a+l執行以后。由表1可知，DSP對中斷 的響應是在取指邊界而不是指令的執行邊界。假設prog a一2是關(guān)中斷指令“andn 2000H，st”，那么prog a一1、 prog a甚至prog a+l仍然是可中斷的，必須等到prog a +l執行完畢后才能完全禁止中斷。同樣在開(kāi)中斷時(shí)，緊鄰開(kāi)中斷指令的后三條指令是不響應中斷的?，F在考慮下面的情況：系統通過(guò)OS_ENTER_CRITICAL宏禁止中斷時(shí)，同時(shí)發(fā)生了中斷請求，并且緊鄰的三條指令是訪(fǎng)問(wèn)全局變量的指令。此時(shí)，由于流水線(xiàn)結構的執行特點(diǎn)， DSP還是會(huì )響應中斷，如果相應的中斷服務(wù)程序也訪(fǎng)問(wèn)了同樣的全局變量，這樣就可能破壞數據的一致性，造成系統的崩潰。為了防止這種情況，必須在改變系統中斷狀態(tài)時(shí)能夠消除流水線(xiàn)操作帶來(lái)的影響。為可靠實(shí)現OS_ ENTER_CRlTICAL和OS_EXIT_CRITICAL宏，在修改 ST寄存器之前加一條指令“RPTS O”。因為在RPTS指 令執行過(guò)程中會(huì )自動(dòng)禁止中斷，并且停止流水線(xiàn)操作，只有RPTS指令的下一條指令執行完畢后，DSP才會(huì )重新打開(kāi)流水線(xiàn)。這樣就保證了改變DSP中斷狀態(tài)時(shí)不會(huì )響應中斷，也不會(huì )執行其他指令。上述宏的可靠實(shí)現為：

需要說(shuō)明的是，利用trap指令的實(shí)現方式也是可靠的，但trap和rets／reti會(huì )兩次清除流水線(xiàn)，因而會(huì )對性能稍微有點(diǎn)影響。OS_ENTER_CRITICAL宏的另外兩種實(shí)現方法首先要保存DSP的中斷狀態(tài)，然后再改變中斷狀態(tài)。相應的，OS_EXIT_CRlTICAL宏可直接從前面保存的狀態(tài)進(jìn)行恢復。由于流水線(xiàn)操作的影響，要正確保存ST寄存器的狀態(tài)，直接的存儲或壓棧指令是不行的，需要一些附加的保護性代碼，本文就不再深入討論了。

2 OSRdyGrp和OSRdyTbl
在筆者的應用系統中，除了定時(shí)器1中斷外，還使用 了外部中斷2、DMA中斷和串口接收中斷，把這些中斷全 部打開(kāi)后，會(huì )出現一個(gè)非常奇怪的現象。系統剛開(kāi)始運行 時(shí)一切正常，一段時(shí)間后，與idle task不在同一個(gè)優(yōu)先級 組的所有任務(wù)再也不執行了。但從程序上看，這些任務(wù)應 該處于就緒狀態(tài)，除非就緒任務(wù)的優(yōu)先級與idle task處于 同一個(gè)組，否則系統永遠都在執行idle task。通過(guò)檢查 OSRdyTbl發(fā)現，這些不被調度的任務(wù)的確處于就緒狀 態(tài)，但在OSRdyGrp中卻沒(méi)有設置相應的標志．如果在 OSRdyTbl表中任務(wù)是就緒的，與該任務(wù)優(yōu)先級組相對應 的OSRdyGrp中的標志卻是0，那么任務(wù)調度時(shí)這些就緒 的任務(wù)是不會(huì )被調度的。在μC／OS-II中，OSRdyGrp與 OSRdyTbl的值都是同時(shí)修改的，并且還采用了臨界區保 護，為什么還會(huì )出現OSRdyGrp與OSRdyTbl狀態(tài)不一致 的現象呢?通過(guò)對匯編代碼的仔細分析，發(fā)現問(wèn)題出現在 函數OSTimeTick中，編譯器產(chǎn)生了高效但不可靠的代 碼。筆者使用的開(kāi)發(fā)平臺是Code Composer V4.1，代碼 生成工具版本為5.11。此版本的代碼生成工具產(chǎn)生的 OSTimeTick函數的匯編代碼如下：

OSTimeTick函數的while循環(huán)結構從第5行開(kāi)始至第23行結束。修改OSRdyGrp的語(yǔ)句是第8行，可以看出對OSRdyGrp的修改沒(méi)有保存至相應的內存單元，而是保存在寄存器r0中，對OSRdyTbl的修改卻直接保存到了內存單元(第14行)。位于循環(huán)體外的第4行語(yǔ)句將OSRdyGrp賦值給10，第24行將r0的內容保存至OSRdyGrp。編譯器利用寄存器優(yōu)化了對OSRdyGrp的訪(fǎng)問(wèn)，循環(huán)結構中OSRdyGrp值的每次改變都保存在寄存器中，只是在循環(huán)開(kāi)始和結束時(shí)訪(fǎng)問(wèn)了兩次內存，編譯器這樣的處理顯然是高效的．如果不優(yōu)化，語(yǔ)句“OSRdyGrp|=ptcb->OSTCBBitY”必須以讀-改-寫(xiě)的方式實(shí)現，OSRdyGrp值的每次改變需要訪(fǎng)問(wèn)兩次內存，而一般情況下對內存的訪(fǎng)問(wèn)是耗時(shí)的．應盡量避免。由上述代碼容易看出，這樣的優(yōu)化使得對OSRdyGrp的訪(fǎng)問(wèn)位于臨界區以外，因而引入了不安全因素。因為在時(shí)鐘節拍中斷服務(wù)程序OSTicklSR中允許嵌套中斷，所以第19行以后的語(yǔ)句是可中斷的。如果在20~23行之間發(fā)生了中斷，并且相應的中斷服務(wù)程序改變了OSRdyGrp，那么第24行的賦值可能使OSRdyrp獲得一個(gè)錯誤的結果，造成 OSRdy(jrp與C)SRdyrTbl的不一致。第4行的賦值語(yǔ)句同樣是危險的，如果有中斷發(fā)生，rO中暫存的值不一定是當前正確的OSRdyGrp。奇怪的是，無(wú)論采用何種編譯優(yōu)化選項，編譯器對OSRdyGrp的處理都是一樣的，即使禁止優(yōu)化也沒(méi)有用。在函數0S_TaskStat中對于OSStatRdy 的處理，無(wú)論采用何種編譯優(yōu)化選項都不會(huì )對OSStatRdy 進(jìn)行寄存器優(yōu)化。知道原因后，對這一問(wèn)題的處理是非常簡(jiǎn)單的，只要在OSRdyGrp聲明時(shí)加上volatile修飾符(位于文件uCOS_II．H中)就可以禁止編譯器對OSRdyGrp 進(jìn)行寄存器優(yōu)化。給OSRdyGrp加上volatile修飾符后的編譯結果為：

與上面的第7、8行對比可以看出，對OSRdyGrp的每次修改都訪(fǎng)問(wèn)了內存單元，并且是在臨界區內進(jìn)行的。

3 中斷處理程序
因為任務(wù)的切換是以中斷方式進(jìn)行的，如果某個(gè)中斷向量的處理程序可能引起任務(wù)切換或者允許嵌套中斷，該中斷處理程序必須嚴格按照μC／OS_II要求的步驟進(jìn)行。其中涉及到全部寄存器的保存與恢復、特定的μC／OS_II 函數調用、任務(wù)切換的處理等。雖然Code Composer支持 C語(yǔ)言的中斷處理函數，但是C函數的中斷處理程序不能產(chǎn)生正確的堆棧結構，所以最好不要直接用C語(yǔ)言處理中斷而是使用匯編語(yǔ)言。惟一的例外是中斷處理不涉及 μC／0S_II函數調用，并且禁止中斷嵌套，這時(shí)使用C語(yǔ)言會(huì )比較方便。時(shí)鐘節拍中斷服務(wù)程序OSTicklSR為中斷服務(wù)程序的編寫(xiě)提供了一個(gè)很好的范例。OSTicklSR 采用匯編語(yǔ)言實(shí)現了寄存器的保存與恢復，以及μC／OS_H 函數調用，真正的中斷處理在C函數CSTimeTick中。用戶(hù)的中斷處理程序完全可以采用和OSTicklSR相同的匯編語(yǔ)言框架，然后用C函數完成實(shí)際的處理。需要說(shuō)明的是，如果允許中斷嵌套，開(kāi)中斷指令必須要放在OSin_ tEnter函數調用之后。如果在OSintEnter之前開(kāi)中斷，嵌套的中斷服務(wù)程序不會(huì )知道自己是否是嵌套執行的，因而可能會(huì )執行任務(wù)切換。這樣外層中斷的堆棧將處于一個(gè)不確定的狀態(tài)，引起系統的崩潰。關(guān)于這一點(diǎn)，網(wǎng)上移植代碼的處理是不正確的。

結語(yǔ)
μC／0S-II是一個(gè)非常適合TMS320VC33的實(shí)時(shí)系統。因為μC／OS_II自身的內存占用非常小，對于一般的系統而言，DSP的片上RAM就可以容納全部的操作系統和應用程序代碼。試驗表明，經(jīng)過(guò)正確移植后，系統具備非常高的可靠性。