一種基于C51單片機的非搶占式的操作系統架構

　　摘 要：從Keil C51的內存空間管理方式入手，著(zhù)重討論實(shí)時(shí)操作系統在任務(wù)調度時(shí)的重入問(wèn)題，分析一些解決重入的基本方式與方法：分析實(shí)時(shí)操作系統任務(wù)調度的占先性，提出非占先的任務(wù)調度是能更適合于Keil C51的一種調度方式。為此，構造這一實(shí)時(shí)操作系統，并有針對性地介紹此系統的堆管理方法、任務(wù)的建立以廈任務(wù)的切換等。

　　關(guān)鍵詞：51單片機 實(shí)時(shí)操作系統 任務(wù)重八調度

　　目前，大多數的產(chǎn)品開(kāi)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，有非常廣大的應用環(huán)境與前景，多年來(lái)的資源積累，使51系列單片機仍是許多開(kāi)發(fā)者的首選。針對這種情況，近幾年涌現出許多基于51內核的擴展芯片，功能越來(lái)越齊全，速度越來(lái)越快，也從一個(gè)側面說(shuō)明了51系列單片機在國內的生命力。

　　多年來(lái)我們一直想找一個(gè)合適的實(shí)時(shí)操作系統，作為自己的開(kāi)發(fā)基礎。根據開(kāi)發(fā)需求，整合一些常用的嵌入式構件，以節約開(kāi)發(fā)時(shí)間，盡最大可能地減少開(kāi)發(fā)工作量;另外，要求這個(gè)實(shí)時(shí)操作系統能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。畢竟，大系統是少數的，而小應用是多數而廣泛的。顯而易見(jiàn)，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(shuō)了。

　　1 KeiI C51與重入問(wèn)題

　　說(shuō)到實(shí)時(shí)操作系統，就不能不考慮重入問(wèn)題。對于PC機這樣的大內存處理器而言，這似乎并不是一個(gè)很麻煩的問(wèn)題，借用μC/OS—II RTOS的說(shuō)法，即要求在重入的函數內，使用局部變量。但5l系列單片機堆?？臻g很小，僅局限在256字節之內，無(wú)法為每個(gè)函數都分配一個(gè)局部堆空間。正是由于這個(gè)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(不考慮擴展外部存儲器的情況);

　?、谠诰幾g鏈接時(shí)，即已經(jīng)完成局部變量的定位;

　?、廴绻骱瘮抵g沒(méi)有直接或間接的調用關(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，純粹的函數如果不加處理(如增加一個(gè)模擬棧)，是無(wú)法重人的。那么在Keil C5l環(huán)境下，如何使其函數具有可重人性呢?下面分析在實(shí)時(shí)操作系統下面，任務(wù)的基本結構與模式：

　　vold TaskA(void*ptr){

　　UINT8 vaL_a;

　　//其他一些變量定義

　　do{

　　//實(shí)際的用戶(hù)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(shí)際的用戶(hù)任務(wù)處理代碼

　　)while(1);

　　void Funcl(){

　　UlNT8 v al_fa;

　　//其他變量的定義

　　//函數的處理代碼

　　}

　　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(gè)相同的RAM空間。這樣，當TaskA運行一段時(shí)間，改變了val_a后，TaskB取得CPU控制權并運行時(shí)，便可能會(huì )改變val_b。由于其指向相同的RAM空間，導致TaskA重新取得CPU控制權時(shí)，val—a的值已經(jīng)改變，從而導致程序運行不正確，反過(guò)來(lái)亦然。另一方面，Funcl()與TaskB有直接的調用關(guān)系，因而其局部變量val_fa與val_b不會(huì )被互相覆蓋，但也不能保證其局部變量val_fa不會(huì )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(wèn)題。但問(wèn)題是，定義大量的static類(lèi)型變量，將導致RAM空間的大量占用，有可能直接導致RAM空間不夠用。尤其是在一些小容量的單片機內，一般只有128或256字節，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中使用了臨界保護的方法來(lái)保護代碼不被中斷占先，確實(shí)有效地解決了RAM空間太小，不宜大量定義靜態(tài)變量的問(wèn)題。然而如果每個(gè)任務(wù)都采用此種結構，任務(wù)一開(kāi)始，就關(guān)閉中斷，將使實(shí)時(shí)性得不到保證。事實(shí)證明，這種延時(shí)是相當可觀(guān)的。用一個(gè)實(shí)例來(lái)說(shuō)明，如果想在系統中使用一個(gè)動(dòng)態(tài)刷新的LED顯示器，就難以保證顯示的穩定與連續，哪怕在系統中是使用一個(gè)單獨的定時(shí)器來(lái)做這一工作(進(jìn)入臨界區后，EA=0)。其次，這種結構事實(shí)上將占先的任務(wù)調度轉化為非占先的任務(wù)調度。實(shí)際上如果在(3)與(4)之間沒(méi)有碰巧發(fā)生中斷并導致一個(gè)任務(wù)調度，那就可以理解為是任務(wù)主動(dòng)放棄CPU的控制。如果在(3)和(4)之間碰巧產(chǎn)生了一個(gè)中斷并導致了一個(gè)任務(wù)調度，只是執行了一次多余的任務(wù)調度而已，而且并不希望在(3)之后發(fā)生2次甚至多次的任務(wù)調度，相信讀者也有這一愿望。

　　除此之外，還可以發(fā)現任務(wù)的一個(gè)特點(diǎn)：當任務(wù)從(1)重新開(kāi)始時(shí)，局部變量x和y是一個(gè)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(huì )影響程序的正確性。其實(shí)這一特點(diǎn)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(gè)共性——如果任務(wù)在整個(gè)執行過(guò)程中，不會(huì )(被占先)放棄CPU控制權，則其局部變量大多數并不需要進(jìn)行特別的保護，即其作用域只是任務(wù)的當次執行，針對上面的代碼，就是臨界保護區內的代碼區域。

　　2 實(shí)時(shí)操作系統要不要占先

　　由上面的分析，如果要保持一個(gè)函數可重人，就得使用靜態(tài)變量，系統的RAM資源將是一個(gè)嚴峻的考驗;如果使用臨界區來(lái)保護運行環(huán)境，系統的實(shí)時(shí)性又得不到保證，而且有將占先式任務(wù)調度轉為非占先任務(wù)調度之虞。顯然，使用靜態(tài)變量簡(jiǎn)單，但有更多的不適用性，對將來(lái)功能的調整也是一個(gè)阻礙，一般不被采用。那么，就只能從環(huán)境保護上來(lái)下功夫了，但是果真只能以進(jìn)入臨界區犧牲系統的實(shí)時(shí)性來(lái)保證任務(wù)不被占先?下面看看臨界保護這一方法的基本思路：

　?、僭谝粋€(gè)任務(wù)中，如果局部變量在其作用域內不被占先切換，則這些變量在任務(wù)被剝奪了CPU控制權后，不關(guān)心其值也不會(huì )影響任務(wù)的正確執行;

　?、谑褂门R界區保護，可以達到上面所提到的要求;

　?、塾纱藢е碌膶?shí)時(shí)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)保護局部變量的關(guān)鍵。既然如此，何不舍棄占先式的任務(wù)調度?這不失為一個(gè)好的出發(fā)點(diǎn)。針對Keil C51，非占先式任務(wù)調度，可能是一種更好的方法，更能協(xié)調51系列單片機的既定資源。下面編寫(xiě)這樣一個(gè)系統：

　?、偈褂梅钦枷仁饺蝿?wù)調度;

　?、诳梢栽谛∪萘康男酒惺褂?，開(kāi)發(fā)目標是，即使是8051這樣小的芯片，也可使用這個(gè)實(shí)時(shí)操作系統;

　?、壑С謨?yōu)先級調度，盡可能保證其實(shí)時(shí)性。

　　3 實(shí)時(shí)操作系統的實(shí)現

　　基于以上的分析與目的，近日完成了這個(gè)操作系統。在堆棧上借用RTx的管理方法，即當前任務(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(shí)際是初始化0STaskStackBotton數組，并將當前任務(wù)指定為空閑任務(wù)，下一個(gè)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(shí)，將SP的值存人OSTaslkStackBotton[O]，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton[1]，依此類(lèi)推。而任務(wù)是調用0STa-skCreate函數建立的。實(shí)際上只是將任務(wù)(假設為n號任務(wù))的地址填人到對應OSTaskStackBotton[n]所指向的位置，并將SP向后移動(dòng)2個(gè)字節，如圖2所示。

　　為什么要以這樣一種規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)調度之前，各任務(wù)的堆棧實(shí)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(jiǎn)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，便調用OSStart()開(kāi)始任務(wù)調度。OSStart()是一個(gè)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(gè)空閑任務(wù)并打開(kāi)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)，當調OSTaskCreate建立時(shí)，會(huì )將其地址填人到SP的位置，并把SP向后移動(dòng)2個(gè)字節(見(jiàn)圖2及說(shuō)明)，因而此時(shí)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(huì )返回到空閑任務(wù)。至此，系統進(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，在當前任務(wù)優(yōu)先級低于下一個(gè)取得CPU控制權的任務(wù)時(shí)，將下一個(gè)取得CPU控制權的任務(wù)的棧頂到當前任務(wù)的棧頂之間的內容向RAM空間的高端搬移，以空出全部的RAM空間作下一個(gè)任務(wù)的堆空間，同時(shí)更新對應的OSTaskStackBotton，使其指向新的正確任務(wù)的堆棧棧底。如果當前任務(wù)的優(yōu)先級高于下一個(gè)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(dòng)調用OSSleep，放棄CPU的控制權。任務(wù)調用OSSleep后，將選擇優(yōu)先級最高的就緒任務(wù)運行。

　　結 語(yǔ)

　　系統完成后，內核的代碼量在400多個(gè)字節左右，占用1個(gè)定時(shí)器中斷及小量的內存空間。系統設置容量為8個(gè)任務(wù)，用戶(hù)實(shí)際可用任務(wù)為7個(gè)，能夠滿(mǎn)足一般需求，也達到了在小容量芯片中應用的開(kāi)發(fā)要求。由于沒(méi)有采用占先式的任務(wù)調度，除開(kāi)全程相關(guān)的個(gè)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(dòng)放棄CPU控制權，對于個(gè)別需要保護的變量單獨進(jìn)行處理也變得容易。在系統中，全程不需要反復地開(kāi)關(guān)中斷，實(shí)時(shí)性能也很好。對個(gè)別時(shí)序要求嚴格的外設(如DSl8820)除外。