构造一个51单片机的实时操作系统

文章摘要： void TaskC（void）{ UINT8 x，y； while（1）{ OS_ENTER_CRITICAL（）； x＝GetX（）； （1） y＝GetY（）； （2） //任务的其他代码 OS_EXIT_CRITICAL（）； （3） OSSleep（100）； （4） }

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void TaskC（void）{
UINT8 x，y；
while（1）{
OS_ENTER_CRITICAL（）；
x＝GetX（）； （1）
y＝GetY（）； （2）
//任务的其他代码
OS_EXIT_CRITICAL（）； （3）
OSSleep（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次深圳多次的任务调度，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，至少是大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

有上面的分析，如果要保持一个函数可重入，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，但是更多的不适用性，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，不被占先的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系列的单片机的既定资源，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，今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OSTaskStackBotton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的值存入OSTaskStackBotton[0]，SP＋2的值存入OSTaskStackBotton[1]，依此类推。而任务是调用OSTaskCreate函数建立的，实际上只是将任务（假设为n号任务）的地址填入到对应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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