構造一個51單片機的實時操作系統

目前，大多數的產品開發(fā)是在基于一些小容量的單片機上進行的，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，近幾年涌現出許多基于51內核的擴展芯片，功能越來越齊全，速度越來越快，也從一個側面說明了51系列單片機在國內的生命力。

多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統，作為自己的開發(fā)基礎。根據開發(fā)需求，整合一些常用的嵌入式構件，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能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。畢竟，大系統是少數的，而小應用是多數而廣泛的。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，就不能不考慮重入問題。對于pc機這樣的大內存處理器而言，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內，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，無法為每個函數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：

（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，即已經完成局部變量的定位；
（3）如果各函數之間沒有直接或間接的調用關系，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，如何使其函數具有可重入性呢？下面分析在實時操作系統下面，任務的基本結構與模式：

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處理代碼
}while（1）；
}
void funcl（）{
uint8 val_fa；
//其他變量的定義
//函數的處理代碼
}

在上面的代碼中，taska與taskb并不存在直接或間接的調用關系，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taska運行一段時間，改變了val_a后，taskb取得cpu控制權并運行時，便可能會改變val_b。由于其指向相同的ram空間，導致taska重新取得cpu控制權時，val_a的值已經改變，從而導致程序運行不正確，反過來亦然。另一方面，funch（）與taskb有直接的調用關系，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或其他任務的局部變量形成可覆蓋關系。

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，將導致ram空間的大量占用，有可能直接導致ram空間不夠用。尤其是在一些小容量的單片機內，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中使用了臨界保護的方法來保護代碼不被中斷占先，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；然而如果每個任務都采用此種結構，任務一開始，就關閉中斷，將使實時性得不到保證。事實證明，這種延時是相當可觀的。用一個實例來說明，如果想在系統中使用一個動態(tài)刷新的led顯示器，就難以保證顯示的穩(wěn)定與連續(xù)，哪怕在系統中是使用一個單獨的定時器來做這一工作（進入臨界區(qū)后，ea＝0）。其次，這種結構事實上將占先的任務調度轉化為非占先的任務調度。實際上如果在（3）與（4）之間沒有碰巧發(fā)生中斷并導致一個任務調度，那就可以理解為是任務主動放棄cpu的控制。如果在（3）和（4）之間碰巧產生了一個中斷并導致了一個任務調度，只是執(zhí)行了一次多余的任務調度而已，而且并不希望在（3）之后發(fā)生2次深圳多次的任務調度，相信讀者也有這一愿望。

除此之外，還可以發(fā)現任務的一個特點：當任務從（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，至少是大部分任務的大部分局部變量的一個共性--如果任務在整個執(zhí)行過程中，不會（被占先）放棄cpu控制權，則其局部變量大多數并不需要進行特別的保護，即其作用域只是任務的當次執(zhí)行，針對上面的代碼，就是臨界保護區(qū)內的代碼區(qū)域。
2 實時操作系統要不要占先

有上面的分析，如果要保持一個函數可重入，就得使用靜態(tài)變量，系統的ram資源將是一個嚴峻的考驗，如果使用臨界區(qū)來保護運行環(huán)境，系統的實時性又得不到保證，而且有將占先式任務調度轉為非占先任務調度之虞。顯然，使用靜態(tài)變量簡單，但是更多的不適用性，對將來功能的調整也是一個阻礙，一般不被采用。那么，就只能從環(huán)境保護上來下功夫了，但是果真只能以進入臨界區(qū)犧牲系統的實時性來保證任務不被占先？下面看看臨界保護這一方法的基本思路：

（1）在一個任務中，如果局部變量在其作用域內不被占先切換，則這些變量在任務被剝奪了cpu控制權后，不關心其值也不會影響任務的正確執(zhí)行；
（2）使用臨界區(qū)保護，可以達到上面所提到的要求；
（3）由此導致的實時性能與占先切換的減弱可以接受。

由此可知，不被占先的是任務保護局部變量的關鍵。既然如此，何不舍棄占先式的任務調度？這不失為一個好的出發(fā)點。針對keil c51，非占先式任務調度，可能是一種更好的方法，更能協調51系列的單片機的既定資源，下面編寫這樣一個系統：

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

3 實時操作系統的實現

基于以上的分析與目的，今日完成了這個操作系統。在堆棧上借用rtx的管理方法，即當前任務使用全部的堆空間，如圖1所示。

3.1 堆棧的初始化與任務的創(chuàng)建

堆棧的初始化實際是初始化ostaskstackbotton數組，并將當前任務指定為空閑任務，下一個運行任務指定為最高優(yōu)先級任務，即優(yōu)先級為零的任務。初始化時，將sp的值存入ostaskstackbotton[0]，sp＋2的值存入ostaskstackbotton[1]，依此類推。而任務是調用ostaskcreate函數建立的，實際上只是將任務（假設為n號任務）的地址填入到對應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？這樣由于在任務建立后，還未進行任務調度之前，各任務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，所有任務建立后，便調用osstart（）開始任務調度。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，空閑任務是優(yōu)先級最低的任務，當調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taskidle。這就使得這里的return一定會返回到空閑任務。至此，系統進入正常運行狀態(tài)。

3.2 任務的切換

任務的切換分兩種情況，在當前任務優(yōu)先級低于下一個取得cpu的控制權的任務時，將下一個取得cpu控制權的任務的棧頂到當前任務的棧頂之間的內容向ram空間的高端搬移，以空出全部的ram空間作下一個任務的堆空間，同時更新對應的ostaskstackbotton，使其指向新的正確任務的堆棧棧底。如果當前任務的優(yōu)先級高于下一個任務的優(yōu)先級，則作相反的搬移，如圖3與圖4所示。

所有任務必須主動調用ossleep，放棄cpu的控制權。任務調用ossleep后，將選擇優(yōu)先級最高的就緒任務運行。

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

結語

系統完成后，內核的代碼量在400多個字節(jié)左右，占用1個定時器中斷及小量的內存空間。系統設置容量為8個任務，用戶實際可用任務為7個，能夠滿足一般需求，也達到了在小容量芯片中應用的開發(fā)要求。由于沒有采用占先式的任務調度，除開全程相關的個別任務的一些局部變量外，其他局部變量已經不存在覆蓋關系，由于是任務主動放棄cpu控制權，對于個別需要保護的變量單獨進行處理也變得容易。在系統中，全程不需要反復地開關中斷，實時性能也很好。對個別時序要求嚴格的外設（如ds18b20）除外。

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