构造一个51单片机的实时操作系统

：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。关键词：51单片机 实时操作系统 任务重八调度 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。 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。 1 KeiI C51与重入问题 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： 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); ②在编译链接时，即已经完成局部变量的定位; 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。 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： vold TaskA(void*ptr){ UINT8 vaL_a;//其他一些变量定义 do{ //实际的用户任务处理代码 }while(1); } void TaskB(void*ptr){ UINT8 vaLb;//其他一些变量定义 do{ Funcl();//其他实际的用户任务处理代码 )while(1); void Funcl(){ UlNT8 v al_fa;//其他变量的定义//函数的处理代码 } 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。 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： void TaskC(void){ UINT8 x，v; whlk(1){ OS_ENTER_CRITICAL(); x=GetX(); (1) y=GetY(); (2) //任务的其他代码 OS_EXIT_CRITICAL(); (3) 0SSleep(100); (4) } } 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。 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。 2 实时操作系统要不要占先 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： 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; ②使用临界区保护，可以达到上面所提到的要求; 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： ①使用非占先式任务调度; 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; ③支持优先级调度，尽可能保证其实时性。 3 实时操作系统的实现 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，

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