原创 构造一个51单片机的实时操作系统

摘  要：从Keil C51的内存空间管理方式入手，着重讨论实时操作系统在任务调度时的重入问题，分析一些解决重入的基本方式与方法：分析实时操作系统任务调度的占先性，提出非占先的任务调度是能更适合于Keil C51的一种调度方式。为此，构造这一实时操作系统，并有针对性地介绍此系统的堆管理方法、任务的建立以厦任务的切换等。电子园51单片机学习网S'V#h*eA@
关键词：51单片机 实时操作系统 任务重八调度电子园51单片机学习网/Yok1PWK

    目前，大多数的产品开发是在基于一些小容量的单片机上进行的。51系列单片机，是我国目前使用最多的单片机系列之一，有非常广大的应用环境与前景，多年来的资源积累，使51系列单片机仍是许多开发者的首选。针对这种情况，近几年涌现出许多基于51内核的扩展芯片，功能越来越齐全，速度越来越快，也从一个侧面说明了51系列单片机在国内的生命力。
k$P"OoU44606
"m L*~/@?4{7dz4z|44606    多年来我们一直想找一个合适的实时操作系统，作为自己的开发基础。根据开发需求，整合一些常用的嵌入式构件，以节约开发时间，尽最大可能地减少开发工作量；另外，要求这个实时操作系统能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。毕竟，大系统是少数的，而小应用是多数而广泛的。显而易见，μC／OS—II是不太适合于以上要求的，而Keil C所带的RTX Tiny不带源代码，不具透明性，至于其FULL版本就更不用说了。电子园51单片机学习网]i.Zf)k!Nk1[

1 KeiI C51与重入问题电子园51单片机学习网(`G6t2c&W;z9?
    说到实时操作系统，就不能不考虑重入问题。对于PC机这样的大内存处理器而言，这似乎并不是一个很麻烦的问题，借用μC／OS—II RTOS的说法，即要求在重入的函数内，使用局部变量。但5l系列单片机堆栈空间很小，仅局限在256字节之内，无法为每个函数都分配一个局部堆空间。正是由于这个原因，Keil C51使用了所谓的可覆盖技术：
#N(SqM'W2f%Ss44606    ①局部变量存储在全局RAM空间(不考虑扩展外部存储器的情况)；
q9^mS7_"J[C)x!e44606    ②在编译链接时，即已经完成局部变量的定位；电子园51单片机学习网-me(Rq-e
    ③如果各函数之间没有直接或间接的调用关系，则其局部变量空间便可覆盖。
R8gE G#KAm7E!H44606
&W ]vIfGxih!f7?44606    正是由于以上的原因，在Keil C51环境下，纯粹的函数如果不加处理(如增加一个模拟栈)，是无法重人的。那么在Keil C5l环境下，如何使其函数具有可重人性呢?下面分析在实时操作系统下面，任务的基本结构与模式：
3q)tluS$Kx&A44606vold TaskA(void*ptr){
6GL?v MQ44606UINT8 vaL_a；电子园51单片机学习网FSE"IY
／／其他一些变量定义电子园51单片机学习网*MR#G.SrKZB
do{
3L"qV*x!^@"q44606／／实际的用户任务处理代码
PU]S2U7t44606}while(1)；电子园51单片机学习网6wD5H*gY!G.m'O
}电子园51单片机学习网(QU ]+mx f:[
void TaskB(void*ptr){
,K.jGmt#T:J44606UINT8 vaLb；电子园51单片机学习网[3py/l#Sfr
／／其他一些变量定义
$q D$Jw#Sd%e TS44606do{电子园51单片机学习网;voe6y%~:z)z/^7bM
Funcl()；电子园51单片机学习网%E:E"c$a0S[
／／其他实际的用户任务处理代码电子园51单片机学习网:q%_DI3IKc
)while(1)；
v"QvK(}^5?44606void Funcl(){电子园51单片机学习网"n lx"qZ~k!_
UlNT8 v al_fa；电子园51单片机学习网 ygC?8dx0lK2pU
／／其他变量的定义
KqVrI&XzR44606／／函数的处理代码
Tm0_ }"C44606}
O n%F)j h],w[Sk44606
X)\ N,d6Oe[.YU44606    在上面的代码中，TaskA与TaskB并不存在直接或间接的调用关系，因而其局部变量val_a与val_b便是可以被互相覆盖的，即其可能都被定位于某一个相同的RAM空间。这样，当TaskA运行一段时间，改变了val_a后，TaskB取得CPU控制权并运行时，便可能会改变val_b。由于其指向相同的RAM空间，导致TaskA重新取得CPU控制权时，val—a的值已经改变，从而导致程序运行不正确，反过来亦然。另一方面，Funcl()与 TaskB有直接的调用关系，因而其局部变量val_fa与val_b不会被互相覆盖，但也不能保证其局部变量val_fa不会与TaskA或其他任务的局部变量形成可覆盖关系。
7{[Pj*j zv.e44606
o)g'pH/\_+bp44606    将val_a、val_b以及val_fa等局部变量定义为静态变量(加上static指示符)可以解决这一问题。但问题是，定义大量的static类型变量，将导致RAM空间的大量占用，有可能直接导致RAM空间不够用。尤其是在一些小容量的单片机内，一般只有128或256字节，大量的静态变量定义，在如此小的RAM资源状况下显然就不太合适了。由此而有了另一种的解决方法，如下代码所示：
RDDa`T9Kr0[44606void TaskC(void){电子园51单片机学习网 G't E3Y{BCR:Sb
UINT8 x，v；电子园51单片机学习网X[ cd a T"f
whlk(1){电子园51单片机学习网*d:lhxU4n:w
OS_ENTER_CRITICAL()；
e/[ ZT9[-M.OP pA44606x=GetX()； (1)电子园51单片机学习网r3zMKL
y=GetY()； (2)电子园51单片机学习网\5N8m2f8D9MX.M}
／／任务的其他代码
O#F|w VF44606OS_EXIT_CRITICAL()； (3)电子园51单片机学习网 TB{3E5s/k
0SSleep(100)； (4)
:y:D']+|3ay44606}电子园51单片机学习网cE;V5tzXK&}
}
In&y'j4[s q44606
v,H/h#q9p0Y/WW/\44606    以上代码TaskC中使用了临界保护的方法来保护代码不被中断占先，确实有效地解决了RAM空间太小，不宜大量定义静态变量的问题。然而如果每个任务都采用此种结构，任务一开始，就关闭中断，将使实时性得不到保证。事实证明，这种延时是相当可观的。用一个实例来说明，如果想在系统中使用一个动态刷新的 LED显示器，就难以保证显示的稳定与连续，哪怕在系统中是使用一个单独的定时器来做这一工作(进入临界区后，EA=0)。其次，这种结构事实上将占先的任务调度转化为非占先的任务调度。实际上如果在(3)与(4)之间没有碰巧发生中断并导致一个任务调度，那就可以理解为是任务主动放弃CPU的控制。如果在(3)和(4)之间碰巧产生了一个中断并导致了一个任务调度，只是执行了一次多余的任务调度而已，而且并不希望在(3)之后发生2次甚至多次的任务调度，相信读者也有这一愿望。
4{^g)G0d9m8G4o44606电子园51单片机学习网d_6m%j"\6y!Z-fo
    除此之外，还可以发现任务的一个特点：当任务从(1)重新开始时，局部变量x和y是一个什么值并不在乎，即x和y即使在(3)之后改变了，也已经不再重要，不会影响程序的正确性。其实这一特点也是大部分任务，至少是太部分任务的大部分局部变量的一个共性——如果任务在整个执行过程中，不会(被占先)放弃 CPU控制权，则其局部变量大多数并不需要进行特别的保护，即其作用域只是任务的当次执行，针对上面的代码，就是临界保护区内的代码区域。电子园51单片机学习网1f\A-n,_Vm*o

2 实时操作系统要不要占先无线SOC开发平台499元S3C44B0 ARM7开发板378元S3C2410 ARM9开发板780元AT91SAM7S64 ARM7单片机开发板之王——ELITE-I单片机学习开发系统1200元S3C2410 ARM9开发板(II)950元EPM1270T144C CPLD开发板480元
I1XM&J!DW\^fd44606    由上面的分析，如果要保持一个函数可重人，就得使用静态变量，系统的RAM资源将是一个严峻的考验；如果使用临界区来保护运行环境，系统的实时性又得不到保证，而且有将占先式任务调度转为非占先任务调度之虞。显然，使用静态变量简单，但有更多的不适用性，对将来功能的调整也是一个阻碍，一般不被采用。那么，就只能从环境保护上来下功夫了，但是果真只能以进入临界区牺牲系统的实时性来保证任务不被占先?下面看看临界保护这一方法的基本思路：
B]4`:O)q ?|n44606    ①在一个任务中，如果局部变量在其作用域内不被占先切换，则这些变量在任务被剥夺了CPU控制权后，不关心其值也不会影响任务的正确执行；
#Ud,F(o&dB44606    ②使用临界区保护，可以达到上面所提到的要求；电子园51单片机学习网IbyjZdk
    ③由此导致的实时性能与占先切换的减弱可以接受。由此可知，不被占先是任务保护局部变量的关键。既然如此，何不舍弃占先式的任务调度?这不失为一个好的出发点。针对Keil C51，非占先式任务调度，可能是一种更好的方法，更能协调51系列单片机的既定资源。下面编写这样一个系统：电子园51单片机学习网8wR(Fw9HU$X
    ①使用非占先式任务调度；
+t/C2\jxZ V;B J \44606    ②可以在小容量的芯片中使用，开发目标是，即使是8051这样小的芯片，也可使用这个实时操作系统；
M0d aWo M$P+J.]L44606    ③支持优先级调度，尽可能保证其实时性。电子园51单片机学习网%IXj:q?

3 实时操作系统的实现
O1w?rW&\D44606    基于以上的分析与目的，近日完成了这个操作系统。在堆栈上借用RTx的管理方法，即当前任务使用全部的堆空间，如图1所示。电子园51单片机学习网k Ab5i9~a/O

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3.1 堆栈的初始化与任务的创建
__1cI-y3N#At^44606    堆栈的初始化实际是初始化0STaskStackBotton数组，并将当前任务指定为空闲任务，下一个运行任务指定为最高优先级任务，即优先级为零的任务。初始化时，将SP的值存人OSTaslkStackBotton[O]，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton[1]，依此类推。而任务是调用0STa-skCreate函数建立的。实际上只是将任务(假设为n号任务)的地址填人到对应OSTaskStackBotton[n]所指向的位置，并将SP向后移动2个字节，如图2所示。

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    为什么要以这样一种规律而不是其他的方式呢?这是由于在任务建立后，还未进行任务调度之前，各任务的堆栈实际上是它们自身的地址，因而其堆栈深度为2，为了程序的简便而直接填入。电子园51单片机学习网Y gD+C"JKiuX#s
void main(void){
vr%_ n8B&Q44606OSInit()； ／*初始化OSTaskStackBcBotton队列*／电子园51单片机学习网0l%~%T&djb1zwk
TMOD=(TMOD&0XFO)│ 0XOl；
-? d@W+{tR44606TL0=0xBF；电子园51单片机学习网RA"E:d3{)N3uO"HQX
TH0=0xFC；电子园51单片机学习网0K2k2u s|.j
TRO=1；电子园51单片机学习网.\x e-G!U#k:dH0W
ETO=1；
`)|Ld*T$D%t(P44606TFO=O：
E0^/k&JB CL44606OSTaskCreate(TaskA，NULL，0)；电子园51单片机学习网D^q)Rqd Y L
OSTaskCreate(TaskB．NULL，1)；电子园51单片机学习网8^gSF[)_@8E
OSTaskCreate(TaskC，NULL，2)；
~9Dt2@X%Y0u~tuQ44606OSStart()；电子园51单片机学习网 S @+m)wA L
电子园51单片机学习网Dr c[jtzkl I
    上面这段代码中，所有任务建立后，便调用OSStart()开始任务调度。OSStart()是一个宏定义，如下所示：
2V O)Dv;TZH44606#deflne OSStart() d0{＼
9|9j _$Q/pxF?pe44606OSTaskCreate(TaskIdle，NULL，OS_MAX_TASKS)；＼
\ eWh @iYF?q44606EA=l：＼电子园51单片机学习网H!rm3~ Qs2Uh,lT
return;＼电子园51单片机学习网&r _3g5r F'mBO:r
}while(O)
U+| LXe$M.@44606电子园51单片机学习网'uMG/Xfi%n
    首先，它创建了一个空闲任务并打开中断，然后便返回。返回到哪里了呢?我们知道，空闲任务是优先级最低的任务，当调OSTaskCreate建立时，会将其地址填人到SP的位置，并把SP向后移动2个字节(见图2及说明)，因而此时处在堆栈顶端的，一定是空闲任务Taslddle。这就使得这里的 return一定会返回到空闲任务。至此，系统进入正常运行状态。
h)o4\Y'?;V[/[O44606电子园51单片机学习网 mvv$p|.n z)Zf [Q
3．2 任务的切换
/Tb6k ]!u0V44606    任务的切换分两种情况，在当前任务优先级低于下一个取得CPU控制权的任务时，将下一个取得CPU控制权的任务的栈顶到当前任务的栈顶之间的内容向RAM 空间的高端搬移，以空出全部的RAM空间作下一个任务的堆空间，同时更新对应的OSTaskStackBotton，使其指向新的正确任务的堆栈栈底。如果当前任务的优先级高于下一个任务的优先级，则作相反的搬移，如图3与图4所示。电子园51单片机学习网*@h-t`a'r,Q u~%d

    所有任务必须主动调用OSSleep，放弃CPU的控制权。任务调用OSSleep后，将选择优先级最高的就绪任务运行。

结 语电子园51单片机学习网5j.WxHz3b?
    系统完成后，内核的代码量在400多个字节左右，占用1个定时器中断及小量的内存空间。系统设置容量为8个任务，用户实际可用任务为7个，能够满足一般需求，也达到了在小容量芯片中应用的开发要求。由于没有采用占先式的任务调度，除开全程相关的个别任务的一些局部变量外，其他局部变量已经不存在覆盖关系，由于是任务主动放弃CPU控制权，对于个别需要保护的变量单独进行处理也变得容易。在系统中，全程不需要反复地开关中断，实时性能也很好。对个别时序要求严格的外设(如DSl8820)除外。