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目前，大多數的產品開發是在基于一些小容量的單片機上進行的。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，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個側面說明了51系列單片機在國內的生命力。 多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統，作為自己的開發基礎。根據開發需求，整合一些常用的嵌入式構件，以節約開發時間，盡最大可能地減少開發工作量；另外，要求這個實時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，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，就不能不考慮重入問題。對于PC機這樣的大內存處理器而言，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內，使用局部變量。但5l系列單片機堆棧空間很小，僅局限在256字節之內，無法為每個函數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： 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，即已經完成局部變量的定位； ③如果各函數之間沒有直接或間接的調用關系，則其局部變量空間便可覆蓋。 正是由于以上的原因，在Keil C51環境下，純粹的函數如果不加處理(如增加一個模擬棧)，是無法重人的。那么在Keil C5l環境下，如何使其函數具有可重人性呢?下面分析在實時操作系統下面，任務的基本結構與模式： 在上面的代碼中，TaskA與TaskB并不存在直接或間接的調用關系，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TaskA運行一段時間，改變了val_a后，TaskB取得CPU控制權并運行時，便可能會改變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，val—a的值已經改變，從而導致程序運行不正確，反過來亦然。另一方面，Funcl()與TaskB有直接的調用關系，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或其他任務的局部變量形成可覆蓋關系。 將val_a、val_b以及val_fa等局部變量定義為靜態變量(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： 以上代碼TaskC中使用了臨界保護的方法來保護代碼不被中斷占先，確實有效地解決了RAM空間太小，不宜大量定義靜態變量的問題。然而如果每個任務都采用此種結構，任務一開始，就關閉中斷，將使實時性得不到保證。事實證明，這種延時是相當可觀的。用一個實例來說明，如果想在系統中使用一個動態刷新的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單獨的定時器來做這一工作(進入臨界區后，EA=0)。其次，這種結構事實上將占先的任務調度轉化為非占先的任務調度。實際上如果在(3)與(4)之間沒有碰巧發生中斷并導致一個任務調度，那就可以理解為是任務主動放棄CPU的控制。如果在(3)和(4)之間碰巧產生了一個中斷并導致了一個任務調度，只是執行了一次多余的任務調度而已，而且并不希望在(3)之后發生2次甚至多次的任務調度，相信讀者也有這一愿望。 除此之外，還可以發現任務的一個特點：當任務從(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，至少是太部分任務的大部分局部變量的一個共性——如果任務在整個執行過程中，不會(被占先)放棄CPU控制權，則其局部變量大多數并不需要進行特別的保護，即其作用域只是任務的當次執行，針對上面的代碼，就是臨界保護區內的代碼區域。 2 實時操作系統要不要占先 由上面的分析，如果要保持一個函數可重人，就得使用靜態變量，系統的RAM資源將是一個嚴峻的考驗；如果使用臨界區來保護運行環境，系統的實時性又得不到保證，而且有將占先式任務調度轉為非占先任務調度之虞。顯然，使用靜態變量簡單，但有更多的不適用性，對將來功能的調整也是一個阻礙，一般不被采用。那么，就只能從環境保護上來下功夫了，但是果真只能以進入臨界區犧牲系統的實時性來保證任務不被占先?下面看看臨界保護這一方法的基本思路： ①在一個任務中，如果局部變量在其作用域內不被占先切換，則這些變量在任務被剝奪了CPU控制權后，不關心其值也不會影響任務的正確執行； ②使用臨界區保護，可以達到上面所提到的要求； ③由此導致的實時性能與占先切換的減弱可以接受。由此可知，不被占先是任務保護局部變量的關鍵。 既然如此，何不舍棄占先式的任務調度?這不失為一個好的出發點。針對Keil C51，非占先式任務調度，可能是一種更好的方法，更能協調51系列單片機的既定資源。下面編寫這樣一個系統： ①使用非占先式任務調度； ②可以在小容量的芯片中使用，開發目標是，即使是8051這樣小的芯片，也可使用這個實時操作系統； ③支持優先級調度，盡可能保證其實時性。 3 實時操作系統的實現 基于以上的分析與目的，近日完成了這個操作系統。在堆棧上借用RTx的管理方法，即當前任務使用全部的堆空間，如圖1所示。 3.1 堆棧的初始化與任務的創建 堆棧的初始化實際是初始化0STaskStackBotton數組，并將當前任務指定為空閑任務，下一個運行任務指定為最高優先級任務，即優先級為零的任務。初始化時，將SP的值存人OSTaslkStackBotton[O]，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton，依此類推。而任務是調用0STa-skCreate函數建立的。實際上只是將任務(假設為n號任務)的地址填人到對應OSTaskStackBotton[n]所指向的位置，并將SP向后移動2個字節，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?這是由于在任務建立后，還未進行任務調度之前，各任務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。 上面這段代碼中，所有任務建立后，便調用OSStart()開始任務調度。OSStart()是一個宏定義，如下所示： 首先，它創建了一個空閑任務并打開中斷，然后便返回。返回到哪里了呢?我們知道，空閑任務是優先級最低的任務，當調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(見圖2及說明)，因而此時處在堆棧頂端的，一定是空閑任務Taslddle。這就使得這里的return一定會返回到空閑任務。至此，系統進入正常運行狀態。 3．2 任務的切換 任務的切換分兩種情況，在當前任務優先級低于下一個取得CPU控制權的任務時，將下一個取得CPU控制權的任務的棧頂到當前任務的棧頂之間的內容向RAM空間的高端搬移，以空出全部的RAM空間作下一個任務的堆空間，同時更新對應的OSTaskStackBotton，使其指向新的正確任務的堆棧棧底。如果當前任務的優先級高于下一個任務的優先級，則作相反的搬移，如圖3與圖4所示。 所有任務必須主動調用OSSleep，放棄CPU的控制權。任務調用OSSleep后，將選擇優先級最高的就緒任務運行。 結 語 系統完成后，內核的代碼量在400多個字節左右，占用1個定時器中斷及小量的內存空間。系統設置容量為8個任務，用戶實際可用任務為7個，能夠滿足一般需求，也達到了在小容量芯片中應用的開發要求。由于沒有采用占先式的任務調度，除開全程相關的個別任務的一些局部變量外，其他局部變量已經不存在覆蓋關系，由于是任務主動放棄CPU控制權，對于個別需要保護的變量單獨進行處理也變得容易。在系統中，全程不需要反復地開關中斷，實時性能也很好。對個別時序要求嚴格的外設(如DSl8820)除外。 |
