教你構(gòu)造一個(gè)51單片機(jī)的實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)

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(jī)上進(jìn)行的。51系列單片機(jī)，是我國目前使用最多的單片機(jī)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(jī)仍是許多開發(fā)者的首選。針對(duì)這種情況，近幾年涌現(xiàn)出許多基于51內(nèi)核的擴(kuò)展芯片，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個(gè)側(cè)面說明了51系列單片機(jī)在國內(nèi)的生命力。

　　多年來我們一直想找一個(gè)合適的實(shí)時(shí)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(shí)間，盡最大可能地減少開發(fā)工作量;另外，要求這個(gè)實(shí)時(shí)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 Keil C51與重入問題

　　說到實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對(duì)于PC機(jī)這樣的大內(nèi)存處理器而言，這似乎并不是一個(gè)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(jī)堆?？臻g很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個(gè)函數(shù)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)：

　　①局部變量存儲(chǔ)在全局RAM空間（不考慮擴(kuò)展外部存儲(chǔ)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?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(gè)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(shí)時(shí)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;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　?。瘜?shí)際的用戶任務(wù)處理代碼

　　}while（1）;

　　}

　　void TaskB（void*ptr）{

　　UINT8 vaLb;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　　Funcl（）;

　?。渌麑?shí)際的用戶任務(wù)處理代碼

　?。﹚hile（1）;

　　void Funcl（）{

　　UlNT8 v al_fa;

　?。渌兞康亩x

　?。瘮?shù)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(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(gè)相同的RAM空間。這樣，當(dāng)TaskA運(yùn)行一段時(shí)間，改變了val_a后，TaskB取得CPU控制權(quán)并運(yùn)行時(shí)，便可能會(huì)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(shí)，val—a的值已經(jīng)改變，從而導(dǎo)致程序運(yùn)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(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(jī)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(shí)有效地解決了RAM空間太小，不宜大量定義靜態(tài)變量的問題。然而如果每個(gè)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(shí)時(shí)性得不到保證。事實(shí)證明，這種延時(shí)是相當(dāng)可觀的。用一個(gè)實(shí)例來說明，如果想在系統(tǒng)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(wěn)定與連續(xù)，哪怕在系統(tǒng)中是使用一個(gè)單獨(dú)的定時(shí)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(shí)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(shí)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(gè)任務(wù)調(diào)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(dǎo)致了一個(gè)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(gè)特點(diǎn)：當(dāng)任務(wù)從（1）重新開始時(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(zhí)行過程中，不會(huì)（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(duì)上面的代碼，就是臨界保護(hù)區(qū)內(nèi)的代碼區(qū)域。

　　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(jī)上進(jìn)行的。51系列單片機(jī)，是我國目前使用最多的單片機(jī)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(jī)仍是許多開發(fā)者的首選。針對(duì)這種情況，近幾年涌現(xiàn)出許多基于51內(nèi)核的擴(kuò)展芯片，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個(gè)側(cè)面說明了51系列單片機(jī)在國內(nèi)的生命力。

　　多年來我們一直想找一個(gè)合適的實(shí)時(shí)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(shí)間，盡最大可能地減少開發(fā)工作量;另外，要求這個(gè)實(shí)時(shí)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 Keil C51與重入問題

　　說到實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對(duì)于PC機(jī)這樣的大內(nèi)存處理器而言，這似乎并不是一個(gè)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(jī)堆棧空間很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個(gè)函數(shù)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?chǔ)在全局RAM空間（不考慮擴(kuò)展外部存儲(chǔ)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?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(gè)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(shí)時(shí)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;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　?。瘜?shí)際的用戶任務(wù)處理代碼

　　}while（1）;

　　}

　　void TaskB（void*ptr）{

　　UINT8 vaLb;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　　Funcl（）;

　　／／其他實(shí)際的用戶任務(wù)處理代碼

　?。﹚hile（1）;

　　void Funcl（）{

　　UlNT8 v al_fa;

　　／／其他變量的定義

　?。瘮?shù)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(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(gè)相同的RAM空間。這樣，當(dāng)TaskA運(yùn)行一段時(shí)間，改變了val_a后，TaskB取得CPU控制權(quán)并運(yùn)行時(shí)，便可能會(huì)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(shí)，val—a的值已經(jīng)改變，從而導(dǎo)致程序運(yùn)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(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(jī)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(shí)有效地解決了RAM空間太小，不宜大量定義靜態(tài)變量的問題。然而如果每個(gè)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(shí)時(shí)性得不到保證。事實(shí)證明，這種延時(shí)是相當(dāng)可觀的。用一個(gè)實(shí)例來說明，如果想在系統(tǒng)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(wěn)定與連續(xù)，哪怕在系統(tǒng)中是使用一個(gè)單獨(dú)的定時(shí)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(shí)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(shí)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(gè)任務(wù)調(diào)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(dǎo)致了一個(gè)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(gè)特點(diǎn)：當(dāng)任務(wù)從（1）重新開始時(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(zhí)行過程中，不會(huì)（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(duì)上面的代碼，就是臨界保護(hù)區(qū)內(nèi)的代碼區(qū)域。

　　2 實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)要不要占先

　　由上面的分析，如果要保持一個(gè)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(gè)嚴(yán)峻的考驗(yàn);如果使用臨界區(qū)來保護(hù)運(yùn)行環(huán)境，系統(tǒng)的實(shí)時(shí)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(duì)將來功能的調(diào)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(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(shí)時(shí)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：

　?、僭谝粋€(gè)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(huì)影響任務(wù)的正確執(zhí)行;

　?、谑褂门R界區(qū)保護(hù)，可以達(dá)到上面所提到的要求;

　?、塾纱藢?dǎo)致的實(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(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(gè)好的出發(fā)點(diǎn)。針對(duì)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(jī)的既定資源。下面編寫這樣一個(gè)系統(tǒng)：

　　①使用非占先式任務(wù)調(diào)度;

　?、诳梢栽谛∪萘康男酒惺褂茫_發(fā)目標(biāo)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(tǒng);

　?、壑С謨?yōu)先級(jí)調(diào)度，盡可能保證其實(shí)時(shí)性。

　　3 實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)的實(shí)現(xiàn)

　　基于以上的分析與目的，近日完成了這個(gè)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(shí)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(gè)運(yùn)行任務(wù)指定為最高優(yōu)先級(jí)任務(wù)，即優(yōu)先級(jí)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］，依此類推。而任務(wù)是調(diào)用0STa-skCreate函數(shù)建立的。實(shí)際上只是將任務(wù)（假設(shè)為n號(hào)任務(wù)）的地址填人到對(duì)應(yīng)OSTaskStackBotton［n］所指向的位置，并將SP向后移動(dòng)2個(gè)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(shí)際上是它們自身的地址，因而其堆棧深度為2，為了程序的簡便而直接填入。

　　void main（void）{

　　OSInit（）; ／*初始化OSTaskStackBcBotton隊(duì)列*／

　　TMOD=（TMOD0XFO）│ 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(diào)用OSStart（）開始任務(wù)調(diào)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(jí)最低的任務(wù)，當(dāng)調(diào)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(jié)（見圖2及說明），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(tǒng)進(jìn)入正常運(yùn)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(jí)低于下一個(gè)取得CPU控制權(quán)的任務(wù)時(shí)，將下一個(gè)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(gè)任務(wù)的堆空間，同時(shí)更新對(duì)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(jí)高于下一個(gè)任務(wù)的優(yōu)先級(jí)，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(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(jí)最高的就緒任務(wù)運(yùn)行。

　　結(jié) 語

　　系統(tǒng)完成后，內(nèi)核的代碼量在400多個(gè)字節(jié)左右，占用1個(gè)定時(shí)器中斷及小量的內(nèi)存空間。系統(tǒng)設(shè)置容量為8個(gè)任務(wù)，用戶實(shí)際可用任務(wù)為7個(gè)，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(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(quán)，對(duì)于個(gè)別需要保護(hù)的變量單獨(dú)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(shí)時(shí)性能也很好。對(duì)個(gè)別時(shí)序要求嚴(yán)格的外設(shè)（如DSl8820）除外。