一种基于C51单片机的非抢占式的操作系统架构

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。

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