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這兩個宏分別實現關中斷和開中斷的功能。TMS320VC33的全局中斷控制在ST寄存器的 GIE位(第13位)，GIE=1時全局允許中斷，GIE=O時全局禁止中斷。這兩個宏最簡單直接的實現是使用與或指令修改GIE位，即“andn 2000H，st”和“0r 2000H，st”，網 上的移植代碼就是采用了這種方式。但這不是一個非常可靠的方法，原因是TMS320VC33的流水線執(zhí)行結構。為了提高代碼的執(zhí)行效率，TMS320VC33采取了四級流水線執(zhí)行結構，指令的執(zhí)行分為取指令、指令解碼、讀操作數和指令執(zhí)行四個階段，每個階段都是并行執(zhí)行的。在理想情況下(即不存在流水線沖突和等待周期)，每個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(zhí)行階段。這時每條指令都以單機器周期執(zhí)行，DSP達到其最大標稱的指令吞吐量。當產生中斷請求并且允許中斷時，DSP不會立即執(zhí)行中斷服務程序，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程序。而以上各步都是與流水線操作同步的，在流水線結構中，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(例如取指時含有等待狀態(tài))，中斷響應會延遲到prog a+l執(zhí)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(zhí)行邊界。假設prog a一2是關中斷指令“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(zhí)行完畢后才能完全禁止中斷。同樣在開中斷時，緊鄰開中斷指令的后三條指令是不響應中斷的。現在考慮下面的情況：系統通過OS_ENTER_CRITICAL宏禁止中斷時，同時發(fā)生了中斷請求，并且緊鄰的三條指令是訪問全局變量的指令。此時，由于流水線結構的執(zhí)行特點， DSP還是會響應中斷，如果相應的中斷服務程序也訪問了同樣的全局變量，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)時能夠消除流水線操作帶來的影響。為可靠實現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(zhí)行過程中會自動禁止中斷，并且停止流水線操作，只有RPTS指令的下一條指令執(zhí)行完畢后，DSP才會重新打開流水線。這樣就保證了改變DSP中斷狀態(tài)時不會響應中斷，也不會執(zhí)行其他指令。上述宏的可靠實現為：

需要說明的是，利用trap指令的實現方式也是可靠的，但trap和rets／reti會兩次清除流水線，因而會對性能稍微有點影響。OS_ENTER_CRITICAL宏的另外兩種實現方法首先要保存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)進行恢復。由于流水線操作的影響，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 部打開后，會出現一個非常奇怪的現象。系統剛開始運行 時一切正常，一段時間后，與idle task不在同一個優(yōu)先級 組的所有任務再也不執(zhí)行了。但從程序上看，這些任務應 該處于就緒狀態(tài)，除非就緒任務的優(yōu)先級與idle task處于 同一個組，否則系統永遠都在執(zhí)行idle task。通過檢查 OSRdyTbl發(fā)現，這些不被調度的任務的確處于就緒狀 態(tài)，但在OSRdyGrp中卻沒有設置相應的標志．如果在 OSRdyTbl表中任務是就緒的，與該任務優(yōu)先級組相對應 的OSRdyGrp中的標志卻是0，那么任務調度時這些就緒 的任務是不會被調度的。在μC／OS-II中，OSRdyGrp與 OSRdyTbl的值都是同時修改的，并且還采用了臨界區(qū)保 護，為什么還會出現OSRdyGrp與OSRdyTbl狀態(tài)不一致 的現象呢?通過對匯編代碼的仔細分析，發(fā)現問題出現在 函數OSTimeTick中，編譯器產生了高效但不可靠的代 碼。筆者使用的開發(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行開始至第23行結束。修改OSRdyGrp的語句是第8行，可以看出對OSRdyGrp的修改沒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的訪問，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)開始和結束時訪問了兩次內存，編譯器這樣的處理顯然是高效的．如果不優(yōu)化，語句“OSRdyGrp|=ptcb->OSTCBBitY”必須以讀-改-寫的方式實現，OSRdyGrp值的每次改變需要訪問兩次內存，而一般情況下對內存的訪問是耗時的．應盡量避免。由上述代碼容易看出，這樣的優(yōu)化使得對OSRdyGrp的訪問位于臨界區(qū)以外，因而引入了不安全因素。因為在時鐘節(jié)拍中斷服務程序OSTicklSR中允許嵌套中斷，所以第19行以后的語句是可中斷的。如果在20~23行之間發(fā)生了中斷，并且相應的中斷服務程序改變了OSRdyGrp，那么第24行的賦值可能使OSRdyrp獲得一個錯誤的結果，造成 OSRdy(jrp與C)SRdyrTbl的不一致。第4行的賦值語句同樣是危險的，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)化也沒有用。在函數0S_TaskStat中對于OSStatRdy 的處理，無論采用何種編譯優(yōu)化選項都不會對OSStatRdy 進行寄存器優(yōu)化。知道原因后，對這一問題的處理是非常簡單的，只要在OSRdyGrp聲明時加上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的每次修改都訪問了內存單元，并且是在臨界區(qū)內進行的。

3 中斷處理程序
因為任務的切換是以中斷方式進行的，如果某個中斷向量的處理程序可能引起任務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、任務切換的處理等。雖然Code Composer支持 C語言的中斷處理函數，但是C函數的中斷處理程序不能產生正確的堆棧結構，所以最好不要直接用C語言處理中斷而是使用匯編語言。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，這時使用C語言會比較方便。時鐘節(jié)拍中斷服務程序OSTicklSR為中斷服務程序的編寫提供了一個很好的范例。OSTicklSR 采用匯編語言實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。用戶的中斷處理程序完全可以采用和OSTicklSR相同的匯編語言框架，然后用C函數完成實際的處理。需要說明的是，如果允許中斷嵌套，開中斷指令必須要放在OSin_ tEnter函數調用之后。如果在OSintEnter之前開中斷，嵌套的中斷服務程序不會知道自己是否是嵌套執(zhí)行的，因而可能會執(zhí)行任務切換。這樣外層中斷的堆棧將處于一個不確定的狀態(tài)，引起系統的崩潰。關于這一點，網上移植代碼的處理是不正確的。

結語
μC／0S-II是一個非常適合TMS320VC33的實時系統。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，經過正確移植后，系統具備非常高的可靠性。