VxWorks是一種嵌入式實時操作系統(RTOS)，具有內核小、可裁剪、實時性強等特點。VxWorks內核(Wind)提供了共享內存、信號量、消息隊列、套接字通信和定時器等多種機制。為了實現基于UDP網絡的可靠通信，本文利用VxWorks的多種任務間通信機制和看門狗定時器機制，設計了一種多重定時器模型，該模型可以確保數據包的可靠傳遞。

1 VxWOrks的時鐘及定時器機制
1．1 VxWorks延時函數
    VxWorks既提供了延時功能，也提供了時限約束功能。VxWorks系統有2種延時方式：一種是Wind內核提供的taskDelay()函數；另一種是POSIX函數nanosleep()。
    taskDelay()函數以tick作為延時單位，默認情況下1個tick為16．67 ms(1／60 s)，可以通過調用sysClkRateSet()函數對tick進行重新設定。taskDelay()函數使調用該函數的任務在指定時間內主動放棄CPU，用于任務調度或等待某一外部事件。nanosleep()函數指定一個以s和ns為單位的睡眠或延時時間。其實，兩個延時函數的精度是相同的，都是以tick為時間基準。不同之處在于，taskDelay(0)有自身意義，用于相同優(yōu)先級任務間的任務調度，而nanosleep(0)是沒有意義的。
1．2 VxWorks定時器機制
    VxWorks提供一種看門狗定時器機制(watchdogtimer)，可以用來處理任務的時限約束?？撮T狗定時器作為系統時鐘中斷服務程序的一部分來維護，因此，看門狗定時器的回調函數以系統時鐘中斷級作為中斷服務程序執(zhí)行?？撮T狗定時器回調函數受到中斷服務程序的限制，不能調用可能引起阻塞的函數，比如試圖獲取信號量，調用malloc()和free()等創(chuàng)建和釋放內存函數或執(zhí)行I／O操作。
    POSIX定時器也可以處理任務時限。此外，VxWorks中一些函數具有時限控制的功能，semTake()、msgQSend()、msgQReceive()函數中都有設定時限控制的參數。超時參數NO_WAIT意味著立即返回，而WAIT_FOREVER意味著程序永不超時。

2 多重定時器實現要求
    在VxWorks系統下，利用網絡套接字建立基于UDP協議的客戶端／服務器通信模式。由于UDP是無連接的協議，發(fā)送方并不清楚發(fā)出的數據包是否已經正確到達接收方，于是提出一種支持重傳和定時等待確認的協議。
    這個協議要求發(fā)送方發(fā)送的數據包與接收方回復的確認包具有對應的序列號，發(fā)送方和接收方都可以通過序列號來判斷是不是想要得到的數據包。序列號是循環(huán)的，考慮到如果序列號太小會出現折返情況產生混淆，所以序列號至少大于2。如果用1個字節(jié)來表示序列號，則可以設定序列號為256。
    發(fā)送方送出一個數據包后啟動一個定時器。這時可能會有4種情況發(fā)生：
    ①發(fā)送方接收到正確序號的確認包，則發(fā)送下一序列號的數據包。
    ②發(fā)送方接收到已經接收過的重復確認包，則丟棄該確認包繼續(xù)等待。如果在超時前收到了正確確認包，則發(fā)送下一序列號的數據包。
    ③定時器超時，沒有收到想要的確認包，則重新發(fā)送數據包，啟動下一定時器。
    ④設定的多重定時器超時后，沒有收到想要確認包，則通知網絡管理設備。
    接收方在收到所需序列號的數據包后，回復一個確認包給發(fā)送方。如果接收方回復的確認包后沒有正確到達發(fā)送方，則會引起發(fā)送方超時，重新發(fā)送原序列號數據包。接收方收到數據包后，需要檢查數據包序列號。如果是重復序列號數據包，則丟棄，但是依舊回復確認包給發(fā)送方，以免已發(fā)送確認包在發(fā)送過程中丟失。這里基于支持重傳和定時等待確認協議。具體要求是，在客戶端通過UDP協議發(fā)送數據包后啟動一個定時器，等待接收服務器端回復的ACK(acknowl-edgement)確認包。如果成功接收，則繼續(xù)發(fā)送下一序列號的數據包；如果超時后還沒有收到需要的確認包，則重新傳輸原序列號的數據包。圖1所示為數據包均按時、正確地接收的情況。

    一般情況下，假定啟動定時器30 ms內可以完成從發(fā)送數據包到接收ACK確認包的全過程，但是由于某些原因使得30 ms內無法收到確認包，則會重傳原數據包，并啟動一個稍長的40 ms定時器。如果40 ms還無法收到確認，則再次重傳原數據包，并啟動一個考慮到最差情況的60 ms定時器。如果依舊無法收到確認則不再發(fā)送，通知網絡管理設備。
    出現定時器超時情況有3種可能：發(fā)送方發(fā)送數據包過程中丟包；接收方發(fā)送確認包過程中丟包；從發(fā)送數據包到確認包到達發(fā)送方過程中，延時時間超過定時時間。造成超時有兩方面原因：一是，雙方終端在接收數據包時由于緩沖問題不能及時處理，使得終端出現延時接收數據包或丟包；二是，通信鏈路發(fā)生斷鏈情況，導致雙方無法進行通信。從圖2中可以看到，如果鏈路沒有斷開，則包含3種情況的三重定時器超時情況。

3 多重定時器設計
3．1 設計方案
    選用看門狗定時器機制來設計。看門狗定時器操作較為簡單，只有4個函數，即wdCreate()、wdDelete()、wdStart()、wdCancel()?？撮T狗定時器與調用任務異步執(zhí)行，并不阻塞調用任務，所以看門狗定時器很適合多任務的非阻塞計時。
    當看門狗定時器啟動后，如果在規(guī)定的30 ms內收到了正確的確認包，就會將定時器取消掉，繼續(xù)發(fā)送下面的數據包。如果30 ms規(guī)定時間內沒有收到確認數據包ACK，則需要重新發(fā)送數據包，并啟動第2個40 ms的定時器。VxWorks中單CPU的任務間常用通信機制是消息隊列。當定時器到時后利用消息隊列向發(fā)送任務發(fā)送消息，通知發(fā)送任務重新發(fā)送數據包，啟動下一定時器?？撮T狗定時器的回調函數可以執(zhí)行msgQSend()這種向消息隊列發(fā)送消息的函數，我們通過msgQSend()函數向主任務發(fā)送時限已達消息。但是，將msgQSend()的延時參數設為wAIT_FOREVER時，消息隊列中一旦沒有了可用緩沖，則進入等待狀態(tài)。由于中斷服務程序優(yōu)先級高，而從消息隊列中接收消息的優(yōu)先級低，當有任務準備從消息隊列中取消息時，要等待中斷服務程序執(zhí)行完畢，則消息隊列始終處于已滿狀態(tài)，造成系統死鎖。如果將msgQSend()函數中的延時參數改為NO_WAIT，則可避免一直等待向消息隊列發(fā)消息的情況，一旦消息隊列已滿就將該消息丟棄。但這樣一來，向接收端發(fā)送數據包任務接收不到定時器超時消息，不會重發(fā)原序列號數據包和啟動下一定時器，所以使用參數NO_WAIT也不可行。

    這里提出一種避免上述情況造成系統死鎖的方法，即使用信號量機制來使msgQSend()不在中斷服務程序中執(zhí)行。通過使用信號量的任務間同步機制來實現這個功能。釋放信號量函數semGive()不像msgQSend()那樣需要在消息隊列中等待，一旦執(zhí)行就可以馬上釋放信號量，從而避免了沖突。
    由于任務中事件發(fā)生有一定間隔，不必選用計數器信號量，所以選用最常用的二進制信號量。首先建立3個先進先出的二進制信號量，設定可調用信號量為空。然后在看門狗定時器的回調函數中使用semGive()函數來釋放信號量，重建一個任務在任務起始使用semTake()函數來獲取信號量。當獲得信號量后，通過msgQSend(，，，WAIT_FOREVER，)函數向消息隊列中發(fā)送超時消息，而且保證只要消息隊列有可用緩沖，就一定可以將消息送出。本文給出一個多重定時器的任務框架，如圖3所示。

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3．2 主要實現代碼
    一個三重定時器的主要實現代碼如下：

    以上程序中通過sysClkRateSet(100)將最小延時單位tick修改成10 ms，它是幾個定時時間(30 ms、40 ms、60ms)的最大公約數。通過抓包軟件Ethereal抓包，查看發(fā)送時間。以30 ms為例，抓包100次的平均定時時間在25 ms左右。出現這種情況的原因是，延時N個tick實際是延時(N-1)tick~N·tick。由于是等可能概率，則它的數學期望是(N+1／2)。對于tick為10 ms，30 ms即N=3，數學期望為25 ms。示意圖如圖4所示。

    延時精度為1／N秒，N越大越精確。于是調用函數synClkRateSet(500)，可以使定時的最大誤差不超過2 ms。但是如果時鐘頻率太高，會造成系統在時鐘中斷處理方面開銷太大，影響系統的任務調度，最好通過實驗選用較為合適的時鐘頻率。這里選用sysClkRate-Set(200)。

結 語
    本文針對VxWorks下UDP網絡通信中的可靠傳輸問題，提出了一個支持重傳和定時等待確認的協議，并利用VxWorks系統提供的信號量同步、消息隊列和看門狗定時器等多種機制，綜合設計了一種可擴展的三重定時器。針對遇到的具體問題，筆者還進行了一定的優(yōu)化處理。這種多重定時器模型已在筆者所研究的項目中得到利用，驗證了其可行性和相對穩(wěn)定性。這種多重定時器模型并不完全適合所有環(huán)境，需要根據具體情況改進和優(yōu)化。