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目前，大多数的产品开发是在基于一些小容量的上进行的。51系列，是我国目前使用最多的系列之一，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合适的，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 Keil C51与重入问题

　　说到，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。

　　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 Keil 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，如图1所示。

　　3.1 堆栈的初始化与任务的创建

　　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。

　　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。

　　void main（void）{

　　OSInit（）; ／*初始化OSTaskStackBcBotton队列*／

　　TMOD=（TMOD0XFO）│ 0XOl;

　　TL0=0xBF;

　　TH0=0xFC;

　　TRO=1;

　　ETO=1;

　　TFO=O：

　　OSTaskCreate（TaskA，NULL，0）;

　　OSTaskCreate（TaskB．NULL，1）;

　　OSTaskCreate（TaskC，NULL，2）;

　　OSStart（）;

　　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：

　　#deflne OSStart（） d0{＼

　　OSTaskCreate（TaskIdle，NULL，OS_MAX_TASKS）;＼

　　EA=l：＼

　　return;＼

　　}while（O）

　　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。

　　3．2 任务的切换

　　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。

　　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

　　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。