目前，大多數(shù)的產(chǎn)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(xiàn)出許多基于51內(nèi)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(nèi)的生命力。

　　多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統(tǒng)，作為自己的開發(fā)基礎。根據(jù)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(tǒng)能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。畢竟，大系統(tǒng)是少數(shù)的，而小應用是多數(shù)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(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對于PC機這樣的大內(nèi)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(shù)內(nèi)，使用局部變量。但5l系列單片機堆?？臻g很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個函數(shù)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）;

　?、谠诰幾g鏈接時，即已經(jīng)完成局部變量的定位;

　?、廴绻骱瘮?shù)之間沒有直接或間接的調(diào)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(shù)如果不加處理（如增加一個模擬棧），是無法重人的。那么在Keil C5l環(huán)境下，如何使其函數(shù)具有可重人性呢？下面分析在實時操作系統(tǒng)下面，任務的基本結構與模式：

　　vold TaskA（void*ptr）{

　　UINT8 vaL_a;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　?。瘜嶋H的用戶任務處理代碼

　　}while（1）;

　　}

　　void TaskB（void*ptr）{

　　UINT8 vaLb;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　　Funcl（）;

　?。渌麑嶋H的用戶任務處理代碼

　?。﹚hile（1）;

　　void Funcl（）{

　　UlNT8 v al_fa;

　　／／其他變量的定義

　?。瘮?shù)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(diào)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(jīng)改變，從而導致程序運行不正確，反過來亦然。另一方面，F(xiàn)uncl（）與TaskB有直接的調(diào)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(nèi)，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，v;

　　whlk（1）{

　　OS_ENTER_CRITICAL（）;

　　x=GetX（）; （1）

　　y=GetY（）; （2）

　　／／任務的其他代碼

　　OS_EXIT_CRITICAL（）; （3）

　　0SSleep（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(tǒng)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(tǒng)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(diào)度轉化為非占先的任務調(diào)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(diào)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(chǎn)生了一個中斷并導致了一個任務調(diào)度，只是執(zhí)行了一次多余的任務調(diào)度而已，而且并不希望在（3）之后發(fā)生2次甚至多次的任務調(diào)度，相信讀者也有這一愿望。

　　除此之外，還可以發(fā)現(xiàn)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(jīng)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，至少是太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(shù)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(nèi)的代碼區(qū)域。

　　目前，大多數(shù)的產(chǎn)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(xiàn)出許多基于51內(nèi)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(nèi)的生命力。

　　多年來我們一直想找一個合適的實時操作系統(tǒng)，作為自己的開發(fā)基礎。根據(jù)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(tǒng)能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。畢竟，大系統(tǒng)是少數(shù)的，而小應用是多數(shù)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(tǒng)，就不能不考慮重入問題。對于PC機這樣的大內(nèi)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(shù)內(nèi)，使用局部變量。但5l系列單片機堆?？臻g很小，僅局限在256字節(jié)之內(nèi)，無法為每個函數(shù)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：

　?、倬植孔兞看鎯υ谌諶AM空間（不考慮擴展外部存儲器的情況）;

　?、谠诰幾g鏈接時，即已經(jīng)完成局部變量的定位;

　　③如果各函數(shù)之間沒有直接或間接的調(diào)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(shù)如果不加處理（如增加一個模擬棧），是無法重人的。那么在Keil C5l環(huán)境下，如何使其函數(shù)具有可重人性呢？下面分析在實時操作系統(tǒng)下面，任務的基本結構與模式：

　　vold TaskA（void*ptr）{

　　UINT8 vaL_a;

　?。渌恍┳兞慷x

　　do{

　?。瘜嶋H的用戶任務處理代碼

　　}while（1）;

　　}

　　void TaskB（void*ptr）{

　　UINT8 vaLb;

　　／／其他一些變量定義

　　do{

　　Funcl（）;

　?。渌麑嶋H的用戶任務處理代碼

　?。﹚hile（1）;

　　void Funcl（）{

　　UlNT8 v al_fa;

　?。渌兞康亩x

　　／／函數(shù)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(diào)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(jīng)改變，從而導致程序運行不正確，反過來亦然。另一方面，F(xiàn)uncl（）與TaskB有直接的調(diào)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(nèi)，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，v;

　　whlk（1）{

　　OS_ENTER_CRITICAL（）;

　　x=GetX（）; （1）

　　y=GetY（）; （2）

　?。蝿盏钠渌a

　　OS_EXIT_CRITICAL（）; （3）

　　0SSleep（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(tǒng)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(tǒng)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(diào)度轉化為非占先的任務調(diào)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(diào)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(chǎn)生了一個中斷并導致了一個任務調(diào)度，只是執(zhí)行了一次多余的任務調(diào)度而已，而且并不希望在（3）之后發(fā)生2次甚至多次的任務調(diào)度，相信讀者也有這一愿望。

　　除此之外，還可以發(fā)現(xiàn)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(jīng)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，至少是太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(shù)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(nèi)的代碼區(qū)域。

　　2 實時操作系統(tǒng)要不要占先

　　由上面的分析，如果要保持一個函數(shù)可重人，就得使用靜態(tài)變量，系統(tǒng)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(tǒng)的實時性又得不到保證，而且有將占先式任務調(diào)度轉為非占先任務調(diào)度之虞。顯然，使用靜態(tài)變量簡單，但有更多的不適用性，對將來功能的調(diào)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(tǒng)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：

　?、僭谝粋€任務中，如果局部變量在其作用域內(nèi)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;

　?、谑褂门R界區(qū)保護，可以達到上面所提到的要求;

　?、塾纱藢е碌膶崟r性能與占先切換的減弱可以接受。由此可知，不被占先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(diào)度？這不失為一個好的出發(fā)點。針對Keil C51，非占先式任務調(diào)度，可能是一種更好的方法，更能協(xié)調(diào)51系列單片機的既定資源。下面編寫這樣一個系統(tǒng)：

　?、偈褂梅钦枷仁饺蝿照{(diào)度;

　?、诳梢栽谛∪萘康男酒惺褂茫_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(tǒng);

　?、壑С謨?yōu)先級調(diào)度，盡可能保證其實時性。

　　3 實時操作系統(tǒng)的實現(xiàn)

　　基于以上的分析與目的，近日完成了這個操作系統(tǒng)。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0STaskStackBotton數(shù)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的值存人OSTaslkStackBotton［O］，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton［1］，依此類推。而任務是調(diào)用0STa-skCreate函數(shù)建立的。實際上只是將任務（假設為n號任務）的地址填人到對應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？這是由于在任務建立后，還未進行任務調(diào)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OSTaskStackBcBotton隊列*／

　　TMOD=（TMOD&0XFO）│ 0XOl;

　　TL0=0xBF;

　　TH0=0xFC;

　　TRO=1;

　　ETO=1;

　　TFO=O：

　　OSTaskCreate（TaskA，NULL，0）;

　　OSTaskCreate（TaskB．NULL，1）;

　　OSTaskCreate（TaskC，NULL，2）;

　　OSStart（）;

　　上面這段代碼中，所有任務建立后，便調(diào)用OSStart（）開始任務調(diào)度。OSStart（）是一個宏定義，如下所示：

　　#deflne OSStart（） d0{＼

　　OSTaskCreate（TaskIdle，NULL，OS_MAX_TASKS）;＼

　　EA=l：＼

　　return;＼

　　}while（O）

　　首先，它創(chuàng)建了一個空閑任務并打開中斷，然后便返回。返回到哪里了呢？我們知道，空閑任務是優(yōu)先級最低的任務，當調(diào)OSTaskCreate建立時，會將其地址填人到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Taslddle。這就使得這里的return一定會返回到空閑任務。至此，系統(tǒng)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控制權的任務時，將下一個取得CPU控制權的任務的棧頂?shù)疆斍叭蝿盏臈ｍ斨g的內(nèi)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(diào)用OSSleep，放棄CPU的控制權。任務調(diào)用OSSleep后，將選擇優(yōu)先級最高的就緒任務運行。

　　結 語

　　系統(tǒng)完成后，內(nèi)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(nèi)存空間。系統(tǒng)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(diào)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(jīng)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(tǒng)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DSl8820）除外。