構(gòu)造一個51單片機的實時操作系統(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(yīng)用環(huán)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(fā)者的首選。針對這種情況，近幾年涌現(xiàn)出許多基于51內(nèi)核的擴展芯片，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個側(cè)面說明了51系列單片機在國內(nèi)的生命力。

多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統(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)時間，盡最大可能地減少開發(fā)工作量；另外，要求這個實時操作系統(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

說到實時操作系統(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對于pc機這樣的大內(nèi)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(shù)內(nèi)，使用局部變量。但51系列單片機堆?？臻g很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個函數(shù)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(shù)：

（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(jīng)完成局部變量的定位；
（3）如果各函數(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（如增加一個模擬棧），是無法重入的。那么在keil c51環(huán)境下，如何使其函數(shù)具有可重入性呢？下面分析在實時操作系統(tǒng)下面，任務(wù)的基本結(jié)構(gòu)與模式：

void taska（void*ptr）{
uint8 val_a；
//其他一些變量定義
do{
//實際的用戶任務(wù)處理代碼
}while（1）；
}
void taskb（void*ptr）{
uint8 val_b；
//其他一些變量定義
do{
funcl（）；
//其他實際的用戶任務(wù)處理代碼
}while（1）；
}
void funcl（）{
uint8 val_fa；
//其他變量的定義
//函數(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相同的ram空間。這樣，當(dāng)taska運行一段時間，改變了val_a后，taskb取得cpu控制權(quán)并運行時，便可能會改變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，val_a的值已經(jīng)改變，從而導(dǎo)致程序運行不正確，反過來亦然。另一方面，funch（）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(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，y；
while（1）{
os_enter_critical（）；
x＝getx（）； （1）
y＝gety（）； （2）
//任務(wù)的其他代碼
os_exit_critical（）； （3）
ossleep（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，將使實時性得不到保證。事實證明，這種延時是相當(dāng)可觀的。用一個實例來說明，如果想在系統(tǒng)中使用一個動態(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)中是使用一個單獨的定時器來做這一工作（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)致一個任務(wù)調(diào)度，那就可以理解為是任務(wù)主動放棄cpu的控制。如果在（3）和（4）之間碰巧產(chǎn)生了一個中斷并導(dǎo)致了一個任務(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次深圳多次的任務(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)的一個特點：當(dāng)任務(wù)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(jīng)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(wù)，至少是大部分任務(wù)的大部分局部變量的一個共性--如果任務(wù)在整個執(zhí)行過程中，不會（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，針對上面的代碼，就是臨界保護(hù)區(qū)內(nèi)的代碼區(qū)域。
2 實時操作系統(tǒng)要不要占先

有上面的分析，如果要保持一個函數(shù)可重入，就得使用靜態(tài)變量，系統(tǒng)的ram資源將是一個嚴(yán)峻的考驗，如果使用臨界區(qū)來保護(hù)運行環(huán)境，系統(tǒng)的實時性又得不到保證，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，但是更多的不適用性，對將來功能的調(diào)整也是一個阻礙，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)的實時性來保證任務(wù)不被占先？下面看看臨界保護(hù)這一方法的基本思路：

（1）在一個任務(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)心其值也不會影響任務(wù)的正確執(zhí)行；
（2）使用臨界區(qū)保護(hù)，可以達(dá)到上面所提到的要求；
（3）由此導(dǎo)致的實時性能與占先切換的減弱可以接受。

由此可知，不被占先的是任務(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？這不失為一個好的出發(fā)點。針對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系列的單片機的既定資源，下面編寫這樣一個系統(tǒng)：

（1）使用非占先式任務(wù)調(diào)度；
（2）可以在小容量的芯片中使用，開發(fā)目標(biāo)是，即使是8051這樣小的芯片，也可使用這個實時操作系統(tǒng)；
（3）支持優(yōu)先級調(diào)度，盡可能保證其實時性。

3 實時操作系統(tǒng)的實現(xiàn)

基于以上的分析與目的，今日完成了這個操作系統(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

堆棧的初始化實際是初始化ostaskstackbotton數(shù)組，并將當(dāng)前任務(wù)指定為空閑任務(wù)，下一個運行任務(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，將sp的值存入ostaskstackbotton[0]，sp＋2的值存入ostaskstackbotton[1]，依此類推。而任務(wù)是調(diào)用ostaskcreate函數(shù)建立的，實際上只是將任務(wù)（假設(shè)為n號任務(wù)）的地址填入到對應(yīng)ostaskstackbotton[n]所指向的位置，并將sp向后移動2個字節(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？這樣由于在任務(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ostaskstackbotton隊列*/
tmod＝（tmod＆0xf0）|0x01；
tl0＝0xbf；
th0＝0xfc；
tr0＝1；
et0＝1；
tf0＝0；
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（）是一個宏定義，如下所示：
＃define osstart（） do{
ostaskcreate（taskidle，null，os_max_tasks）；
ea＝1；
return；
}while（0）

首先，它創(chuàng)建了一個空閑任務(wù)并打開中斷，然后便返回。返回到那里了呢？我們知道，空閑任務(wù)是優(yōu)先級最低的任務(wù)，當(dāng)調(diào)ostaskcreate建立時，會將其地址填入到sp的位置，并把sp向后移動2個字節(jié)（見圖2及說明），因而此時處在堆棧頂端的，一定是空閑任務(wù)taskidle。這就使得這里的return一定會返回到空閑任務(wù)。至此，系統(tǒng)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(dāng)前任務(wù)優(yōu)先級低于下一個取得cpu的控制權(quán)的任務(wù)時，將下一個取得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空間作下一個任務(wù)的堆空間，同時更新對應(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)先級高于下一個任務(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)先級最高的就緒任務(wù)運行。

（編者注：實時操作系統(tǒng)源代碼見本刊網(wǎng)站www.mesnet.com.cn。）

結(jié)語

系統(tǒng)完成后，內(nèi)核的代碼量在400多個字節(jié)左右，占用1個定時器中斷及小量的內(nèi)存空間。系統(tǒng)設(shè)置容量為8個任務(wù)，用戶實際可用任務(wù)為7個，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)主動放棄cpu控制權(quán)，對于個別需要保護(hù)的變量單獨進(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，實時性能也很好。對個別時序要求嚴(yán)格的外設(shè)（如ds18b20）除外。

注：本文所說的重入不一定是嚴(yán)格意義上的重入，很大程度上僅指函數(shù)被打斷后再次進(jìn)入時，程序能正確運行，并不是說其環(huán)境變量沒有改變。