在51系列单片机上移植ucos-ii.doc

在51系列单片机上移植uCOS-II内容摘要:本文详细系统地介绍了uC/OS-II在51单片机上的移植、重入实现方法、硬件仿真、固化、人机界面等关键内容。关键词:嵌入式实时多任务操作系统、uC/OS-II、C51引言:随着各种应用电子系统的复杂化和系统实时性需求的提高,并伴随应用软件朝着系统化方向发展的加速,在16位/32位单片机中广泛使用了嵌入式实时操作系统。然而实际使用中却存在着大量8位单片机,从经济性考虑,对某些应用场合,在8位MCU上使用操作系统是可行的。从学****操作系统角度,uC/OS-IIfor51即简单又全面,学****成本低廉,值得推广。结语:μC/OS-II具有免费、简单、可靠性高、实时性好等优点,但也有缺乏便利开发环境等缺点,尤其不像商用嵌入式系统那样得到广泛使用和持续的研究更新。但开放性又使得开发人员可以自行裁减和添加所需的功能,在许多应用领域发挥着独特的作用。当然,是否在单片机系统中嵌入μC/OS-II应视所开发的项目而定,对于一些简单的、低成本的项目来说,就没必要使用嵌入式操作系统了。uC/OS-II原理:uCOSII包括任务调度、时间管理、内存管理、资源管理(信号量、邮箱、消息队列)四大部分,没有文件系统、网络接口、输入输出界面。它的移植只与4个文件相关:汇编文件()、处理器相关C文件(、)和配置文件()。有64个优先级,系统占用8个,用户可创建56个任务,不支持时间片轮转。它的基本思路就是“近似地每时每刻总是让优先级最高的就绪任务处于运行状态”。为了保证这一点,它在调用系统API函数、中断结束、定时中断结束时总是执行调度算法。原作者通过事先计算好数据,简化了运算量,通过精心设计就绪表结构,使得延时可预知。任务的切换是通过模拟一次中断实现的。uCOSII工作核心原理是:近似地让最高优先级的就绪任务处于运行状态。操作系统将在下面情况中进行任务调度:调用API函数(用户主动调用),中断(系统占用的时间片中断OsTimeTick(),用户使用的中断)。调度算法书上讲得很清楚,我主要讲一下整体思路。(1)在调用API函数时,有可能引起阻塞,如果系统API函数察觉到运行条件不满足,需要切换就调用OSSched()调度函数,这个过程是系统自动完成的,用户没有参与。OSSched()判断是否切换,如果需要切换,则此函数调用OS_TASK_SW()。这个函数模拟一次中断(在51里没有软中断,我用子程序调用模拟,效果相同),好象程序被中断打断了,其实是OS故意制造的假象,目的是为了任务切换。既然是中断,那么返回地址(即紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址)就被自动压入堆栈,接着在中断程序里保存CPU寄存器(PUSHALL)……。堆栈结构不是任意的,而是严格按照uCOSII规范处理。OS每次切换都会保存和恢复全部现场信息(POPALL),然后用RETI回到任务断点继续执行。这个断点就是OSSched()函数里的紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址。切换的整个过程就是,用户任务程序调用系统API函数,API调用OSSched(),OSSched()调用软中断OS_TASK_SW()即OSCtxSw,返回地址(PC值)压栈,进入OSCtxSw中断处理子程序内部。反之,切换程序调用RETI返回紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址,进而返回OSSched()下一句,再返回API下一句,即用户程序断点。因此,如果任务从运行到就绪再到运行,它是从调度前的断点处运行。(2)中断会引发条件变化,在退出前必须进行任务调度。uCOSII要求中断的堆栈结构符合规范,以便正确协调中断退出和任务切换。前面已经说到任务切换实际是模拟一次中断事件,而在真正的中断里省去了模拟(本身就是中断嘛)。只要规定中断堆栈结构和uCOSII模拟的堆栈结构一样,就能保证在中断里进行正确的切换。任务切换发生在中断退出前,此时还没有返回中断断点。仔细观察中断程序和切换程序最后两句,它们是一模一样的,POPALL+RETI。即要么直接从中断程序退出,返回断点;要么先保存现场到TCB,等到恢复现场时再从切换函数返回原来的中断断点(由于中断和切换函数遵循共同的堆栈结构,所以退出操作相同,效果也相同)。用户编写的中断子程序必须按照uCOSII规范书写。任务调度发生在中断退出前,是非常及时的,不会等到下一时间片才处理。OSIntCtxSw()函数对堆栈指针做了简单调整,以保证所有挂起任务的栈结构看起来是一样的。(3)在uCOSII里,任务必须写成两种形式之一(《uCOSII中文版》p99页)。在有些RTOS开发环境里没有要求显式调用OSTaskDel(),这