微型搶占式多任務實時內核設計

關鍵詞：事件驅動 優(yōu)先級 任務管理 消息 信號 同步

市面上有很多優(yōu)秀的嵌入式實時操作系統(tǒng)（RTOS），但在中低端微控制器（MCU）上運行性能良好的RTOS內核并不多。在高檔機下，功能強大、運行極好的嵌入式實時操作系統(tǒng)，移植到中低端機上時性能很可能大幅度下降。一個很重要的原因就是它的大部分功能對中低檔系統(tǒng)來說是不需要的，反而成為制約性能的累贅。中低檔微控制器與高檔機相比，一方面，尋址能力有限，處理速度慢，在相同的實時性能要求下，對內核的代碼效率的要求更為嚴格；另一方面，中低檔機完成的任務相對簡單，減少了對內核的功能需求，比如可以不需要內存管理。從嵌入式系統(tǒng)的共性來說，大多數情況下用戶程序和系統(tǒng)內核是緊密結合在一起的，運行時存儲器容量消耗、任務的數量、執(zhí)行時間和結果都是可以預計的，這可進一步縮小對內核的功能需求。

??事件驅動的觀點認為，任務應該是被動地響應外界發(fā)生的各種事件，而不是主動地去“查詢”，浪費處理器時間。采用事件驅動編程的方法，不僅提高了運行效率，而且降低了事件處理之間的耦合，使程序流程非常清晰，從而可大大提高開發(fā)效率。

??充分考慮中低端微控制器的硬件特點和嵌入式系統(tǒng)軟件的需求，引入“事件驅動”的觀念，筆者開發(fā)了一個微型的搶占式多任務RTOS內核――MicroStar。支持任務的動態(tài)創(chuàng)建、刪除、睡眠、掛起和恢復，提供消息（message）和信號（signal）兩種任務間的通信方案、完善的定時器服務和功能齊全的任務同步函數庫。限于篇幅，著重論述幾個與眾不同的設計思路和實現難點。

1 調度策略

1.1 基于事件的優(yōu)先級

??對內核的實時性能來說，調度策略是關鍵。好的調度策略，既要體現各任務因所處理的事件對實時性的不同要求而帶來的優(yōu)先級差異，又要保證一定的公平性，避免出現低優(yōu)先級任務長時間得不到執(zhí)行的極端情形。常用的調度策略有兩種：一種是按時間片輪轉(round robin)調度，如RTX51；另一種是嚴格按優(yōu)先級的占先式調度，如μC/OS。

??按時間片輪轉調度能很好地保證公平，但優(yōu)先級的差異是通過對處理器的占用時間的多少來體現的。如果各個任務都不主動放棄執(zhí)行，高優(yōu)先級的任務能夠比低優(yōu)先級任務獲得更多的處理器時間；但在嵌入式系統(tǒng)中，某個事件要求實時處理，并不意味著該處理需要較長的時間，而往往是要求盡快響應。因此，采用按時間片輪轉調度，實時性不會太好。

??如果嚴格按任務的優(yōu)先級來調度，可極大地提升系統(tǒng)的實時性，但卻欠缺公平。如果高優(yōu)先級任務是個無等待的死循環(huán)，低優(yōu)先級任務就無法獲得執(zhí)行機會。

??一個好的辦法是兩者的結合，即可由任務的優(yōu)先級產生調度，也可以由時間片到產生新的任務調度，如VxWorks；但是實現起來較為復雜，不一定適合中低檔MCU。為此，基于以下事實，提出“基于事件的優(yōu)先級(events based priority)”這一新觀念。

??① 一個任務往往處理多個事件，各個事件對實時性的要求不盡相同。一般的RTOS下，任務的優(yōu)先級是根據這些事件中對實時性要求最高的一個來確定的。因此，高優(yōu)先級任務在處理對實時性要求不高的事件時，完全可能會妨礙低優(yōu)先級任務處理具有一定實時性要求的事件。

??② 有些情況下，對同一事件的處理可分為前臺處理和后臺處理：前臺處理所需時間短，對實時性有較高的要求；后臺處理花費時間長，對實時性則無多大要求。

??如果根據正在處理和等待處理的事件對實時性的不同要求，更細致地按事件處理的前后臺階段，動態(tài)地調整任務的優(yōu)先級，采用優(yōu)先級調度策略，既可發(fā)揮實時性好的優(yōu)點，又可在一定限度內保證公平。這種情況下，任務的優(yōu)先級不再是一成不變的，而是動態(tài)地取決于所處理的事件和處理階段，這就是所謂的“基于事件的優(yōu)先級”。

1.2 在MicroStar中的實現

??MicroStar中任務的優(yōu)先級是由靜態(tài)優(yōu)先級和動態(tài)優(yōu)先級共同決定的。靜態(tài)優(yōu)先級等同于其它RTOS中的優(yōu)先級；動態(tài)優(yōu)先級為基于事件的優(yōu)先級――由內核根據任務正在處理和等待處理的事件動態(tài)調整。靜態(tài)優(yōu)先等級限定為0~15級，不允許創(chuàng)建靜態(tài)優(yōu)先級相同的任務。動態(tài)優(yōu)先等級目前只有0(亦稱緊急級)、1(亦稱普通級)兩級。任務的實際優(yōu)先等級可由下式來計算：

??優(yōu)先等級＝動態(tài)優(yōu)先等級16 + 靜態(tài)優(yōu)先等級。

??優(yōu)先等級值越大，優(yōu)先級越低?？梢钥闯觯瑒討B(tài)優(yōu)先級起決定作用。

??怎樣實現優(yōu)先級動態(tài)可調呢?首先簡要介紹MacroStar中任務的四個狀態(tài)：

??休眠(dormant)――任務因調用睡眠函數、掛起函數或者等待內核同步對象而進入休眠態(tài)；

??等待(waiting)――任務因等待消息或者信號(勿與“信標”、“信號量”相混淆)而進入等待態(tài)；

??就緒(ready)――任務運行的條件都已俱備，只等被調度，稱為就緒態(tài)，亦稱可調度態(tài)；

??運行(running)――任務正在使用處理器的資源，稱為運行態(tài)。

??這些狀態(tài)都是用標志位來實現的。16個靜態(tài)優(yōu)先級對應的任務的某一狀態(tài)剛好可用一個16位的二進制數來標識。休眠態(tài)用os_slpState來表示，從高位算起，第N位為0表示靜態(tài)優(yōu)先級為N的任務處于休眠態(tài)。等待態(tài)是依據“事件驅動”觀念而專為消息和信號而設計的，用os_rdyhState和os_rdyState兩個16位的變量來記錄。只有當os_rdyhState和os_rdyState的第N位均為0時，才表示靜態(tài)優(yōu)先級為N的任務處于等待態(tài)。如果任務處于非等待狀態(tài)，意味著任務已在處理事件或者有事件要處理(可以認為任務一開始就處理“啟動”這個“虛擬事件”)，這時，才有動態(tài)優(yōu)先級的概念。如果os_rdyhState中的第N位為1，表示靜態(tài)優(yōu)先級為N的任務的動態(tài)優(yōu)先級為緊急級；如果os_rdyhState第N位為0，則表示靜態(tài)優(yōu)先級為N的任務的動態(tài)優(yōu)先級為普通級。要求實時處理的事件發(fā)生后，內核簡單將os_rdyhState相應位置1，提升任務的動態(tài)優(yōu)先級；當前事件處理完畢后，如果已無實時性要求較高的事件等待處理，簡單地將os_rdyhState相應位清0，降低任務的動態(tài)優(yōu)先級。由此，即可實現優(yōu)先級的動態(tài)可調。只有當任務既不處在休眠態(tài)也不處在等待態(tài)時，任務才是可以調度的。

2 任務管理

2.1 任務控制塊

??多任務系統(tǒng)中用任務控制塊（TCB）來記錄任務的各種屬性。在這些屬性中，最重要的是任務堆棧棧頂地址。進行上下文切換（context switch）時，被停止執(zhí)行的任務的所有寄存器狀態(tài)、下一條代碼的地址都要入棧保護，因而這個屬性是必需的。如果允許修改任務的優(yōu)先級，優(yōu)先級屬性也是必需的。所以，將任務控制塊簡化如下：

typedef struct{

uint_16 msg[2]; /*消息接收區(qū)*/

int * sp; /*堆棧棧頂指針*/

uchar priority; /*靜態(tài)優(yōu)先級*/

uchar reserved; /*保留 */

}TCB,*PTCB;

TCB os_tcbs[ USER_TASK_NUM +1 ];

/*用戶任務數最多為15個*/

??msg用來存儲發(fā)送給任務的消息，兩個16位的二進制可按位存放32個消息。sp指向任務堆棧棧頂。priority記錄任務的靜態(tài)優(yōu)先級。數組os_tcbs用來記錄系統(tǒng)所有任務的信息，其下標與任務的ID號相對應，即ID號為N的任務的控制塊為os_tcbs[N]。

2.2 任務的創(chuàng)建

os_CreateTask函數用來創(chuàng)建一個任務：

void os_CreateTask(

TASKPROC task, //任務函數的指針

uchar taskId, //任務的ID號

uchar priority, //優(yōu)先級

int 　* pStack, //任務堆棧棧底地址

void * param //任務函數的入口參數

);

typedef void (*TASKPROC)( void * param);

??創(chuàng)建任務時，內核要做以下幾方面的工作：① 初始化任務控制塊；② 初始化任務堆棧，使其如同被其它任務搶斷時的情形；③ 將任務狀態(tài)置為就緒態(tài)。該函數是依賴于處理器的，圖1是較為通用的描述。

??中斷程序中，在高優(yōu)先級任務剝奪低優(yōu)先級任務之前，內核將斷點時的各寄存器狀態(tài)入棧保護，這部分區(qū)域即為寄存器映像區(qū)。將任務退出函數os_Exit的地址先于任務函數MyTask入棧，以使MyTask函數退出后返回到os_Exit中去，由此來實現任務的自動刪除。

2.3 任務切換

??與任務創(chuàng)建一樣，任務切換代碼與硬件相關。在PC機上，代碼和步驟如下：

　void interrupt os_Schedule( )　　…………（1）

{

if( os_nLayers )return;

os_nLayers++; 　 …………（2）

_DX = (int)os_pCurTCB;

/*os_pCurTCB指向當前任務的控制塊*/

　　*(int*)(_DX+4) = _SP;

　　*(int*)(_DX+6) = _SS; …………（3）

　　os_GetReadyTask( ); …………（4）

　　_DX = (int)os_pCurTCB;

　　_SP = *(int*)(_DX+4);

　　_DX = *(int*)(_DX+6);

　　_SS = _DX; 　 …………（5）

　　os_nLayers--;? 　 …………（6）

　　UNLOCK_INT( );

} 　 …………（7）

(1)利用C語言interrupt關鍵字使各寄存器入棧保護。（2）鎖定調度器，不允許重調度。（3）將當前任務的棧頂地址（由堆棧段寄存器SS和棧指針寄存器SP組成）保存在os_pCurTCB->sp中（PC機下，TCB中的sp定義為遠指針類型）。（4）選出優(yōu)先級最高的就緒任務(方法類似于μC/OS)，并將os_pCurTCB指向新任務的控制塊。（5）棧寄存器指向新任務的棧頂地址。（6）解鎖調度器。（7）各寄存器出棧，恢復到上次被中斷時的情形。

3 消息與信號

??為很好地支持事件驅動編程，MicroStar借鑒了Windows的“基于消息，事件驅動”觀念，并加以擴展。在MicroStar中，事件不僅可以觸發(fā)消息、信號，而且由事件觸發(fā)的消息或信號是有優(yōu)先級的，這是因為不同事件對處理的實時性要求是不同的。內核正是根據消息、信號的優(yōu)先級來動態(tài)調整任務的動態(tài)優(yōu)先級的。

3.1 消 息

??消息是一種很友好的通信方式?？紤]中低檔單片機的內存容量和需求，將消息簡化為一個0~31的值。采用固定位圖存儲格式，將這32個值映射到任務控制塊的msg域，這大大減小了存儲空間?？蓪sg域看作一個32位的二進制變量，第i位為1，表示有值為i的消息，因此消息的存取只需通過簡單的“與”、“或”運算。消息的優(yōu)先級依值而定，值越大，優(yōu)先級越低。在系統(tǒng)范圍內，消息優(yōu)先級又分為兩級：緊急級（值0~15）與普通級（值16~31）。當有緊急消息發(fā)送給任務時，內核會提升任務的動態(tài)優(yōu)先級，從而提高消息處理的實時性。當任務無緊急消息要處理時，內核就降低它的動態(tài)優(yōu)先級。發(fā)送消息的核心代碼如下：

/*const uint_16 os_maskTable[16] ={ 0x8000,0x4000, .....,0x0008,0x0004,0x0002,0x0001 */

if( msg0xF0 ) { /*普通級消息*/

pTCB->msg[1] |= os_maskTable[msg0x0F];

/*普通級消息存在msg[1]中*/

os_rdyState |= os_maskTable[pTCB->priority];

}

else { /*緊急級消息*/

pTCB->msg[0] |= os_maskTable[msg]; ;

/*緊急級消息存在msg[0]中*/

os_rdyhState |= os_maskTable[pTCB->priority];

/*提升動態(tài)優(yōu)先級*/

}

??與先進先出(FIFO)方式的消息隊列不同，內核總是取出優(yōu)先級最高的消息來交給任務處理。消息接收函數os_GetMessage設計思路如下：如果消息接收區(qū)中無緊急消息，則降低任務的動態(tài)優(yōu)先級；如果消息接收區(qū)中有消息，則取出優(yōu)先級最高的消息；如果沒有消息，則將任務轉為等待態(tài)?？紤]有時候不希望任務進入等待態(tài)，MicroStar還提供了非阻塞的os_PeekMessage消息接收函數。

3.2 信 號

??在嵌入式系統(tǒng)編程中，常利用標志位來實現前后臺程序或不同的任務間的通信。MicroStar也提供了類似的任務間的通信方式――信號（signal）。它避免了用戶程序因不斷查詢標志位而帶來的時間浪費，而且支持信號間的“與”、“或”運算。通俗來說，信號就是標志位，用來標識某個事件的發(fā)生。同消息一樣，信號也有緊急級與普通級之分。與消息不同的是，信號完全由用戶程序創(chuàng)建和維護，內核只是幫助用戶程序等待信號，以避免低效率的標志位查詢。使用起來不如消息直觀，但執(zhí)行效率較高。實現起來非常簡單，請參見源碼。

圖1

4 定時器

??定時器在嵌入式系統(tǒng)有著大量的用途，如LED的定時刷新、串口通信中的超時檢查。對定時器的需求分為兩類，一種是周期性重復定時，比如每隔10ms去刷新LED；另一種是僅需定時一次的一次性定時。定時時長以系統(tǒng)時鐘節(jié)拍（tick,又譯作滴達）作為單位。兩次系統(tǒng)定時中斷之間的時間間隔為一個節(jié)拍。定時器結構體如下：

typedef struct{

uint_16 elapse; /*定時時長的余值*/

uint_16 backTime; /*定時時長的備份值*/

MSG timerId; /*定時器ID號*/

uchar taskId; /*擁有該定時器的任務的ID*/

TIMERPROC lpTimerFunc; /*定時調用的函數指針*/

}TIMER,*PTIMER;

TIMER　os_timers[USER_TIMER_NUM]; /*最多為16個*/

??周期性定時和一次性定時是通過timerId來區(qū)分的。如果timeId為64，為一次性定時；如果timerId不大于32，則為周期性定時。用os_timers數組記錄定時器信息，用16位的os_timerState表示定時器的狀態(tài)。如果os_timerState的二進制數的第N位為1，則表示os_timers[N]空閑可用。

??對周期性定時器，每隔定時時長的時間，內核就調用的lpTimerFunc指向的函數，并且將timerId以消息的方式發(fā)送給任務，對任務的動態(tài)優(yōu)先級的影響與普通消息一樣。因此，要想取得實時性較好的定時器，只需將timerId設在0~15之間。與一次性定時相關的是睡眠函數和限時等待同步對象的函數。任務使用這兩個函數而進入休眠態(tài)后，在定時時間到時，內核將其恢復為就緒態(tài)，并自動釋放定時器資源。系統(tǒng)定時處理的核心代碼如下：

if( !(--pTimer->elapse) ){ /*elapse減為零表示時間到*/

if( pTimer->lpTimerFunc)(*pTimer->lpTimerFunc)(pTimer->

taskId,pTimer->timerId);

switch( pTimer->timerId0xF0 ){

case SLEEP_ID: /*一次性定時*/

os_slpState |= taskMask; /*結束休眠態(tài)*/

os_timerState |= timerMask; /*釋放定時器*/

break;

case 0x00: /*發(fā)送緊急級定時器消息*/

pTCB->msg[0] |= os_maskTable[pTimer->timerId];

os_rdyhState |= os_maskTable[pTCB->priority ];;

break;

case 0x10: : /*發(fā)送普通級定時器消息*/

pTCB->msg[1] |= os_maskTable[pTimer->timerId0x0f];

os_rdyState |= os_maskTable[pTCB->priority ];;

}

}

5 同 步

??搶占式多任務下，低優(yōu)先級的任務可以被高優(yōu)先級任務打斷執(zhí)行。以常規(guī)方式訪問共享變量或資源時，會出現奇怪的結果。比如，一個任務調用printf(“12345”)試圖在輸出設備上輸出“12345”，但執(zhí)行中被高優(yōu)先級任務打斷；而高優(yōu)先級任務也調用printf(“67890”)試圖輸出“67890”，最終的輸出結果可能是“1267890345”之類。這就是多任務環(huán)境下的任務同步問題?！?/P>

??同步方式有兩種，一種為用戶同步方式，不需要與內核打交道，具有速度快的優(yōu)點，但只適合保護執(zhí)行時間短的代碼；另一種是內核同步方式，需要通過內核來實現，速度相對較慢，但可保護執(zhí)行時間長的代碼。

5.1 用戶同步方式

??用戶方式下的同步是通過關鍵代碼段（critical section）保護來實現。關鍵代碼段是指這樣一小段代碼，它執(zhí)行時必須獨占對某些共享資源的訪問權，不允行被其它試圖訪問該資源的代碼打斷。最簡單的是得用關/開中斷來實現，優(yōu)點是速度極快，缺點是帶來中斷延遲，只適合執(zhí)行時間極短的代碼段。另一簡單的方案是通過加鎖/解鎖調度器來實現，即在關鍵代碼段執(zhí)行期間禁止內核進行任務切換。采用這種方法，不會帶來中斷延遲，但帶來了調度延遲。在MicroStar中，對os_nLayers加1即可鎖定調度器，減1即可解鎖。但直接利用解鎖調度器來離開關鍵代碼段并不合適。如果在關鍵代碼段執(zhí)行中，發(fā)生了中斷，使更高優(yōu)先級任務就緒。但由于調度器被鎖定，中斷程序退出時不能進行任務切換以使高優(yōu)先級任務執(zhí)行。因此我們希望，最好一旦調度器解鎖，馬上就切換到高優(yōu)先級任務。為此，專門用變量os_flag的最低位作為標志位，中斷程序中調用任何可以使任務就緒的系統(tǒng)函數都會影響到該標志位，如os_PostMessage、os_SetEvent，os_Notity。退出關鍵代碼段時以此來判斷是否需要進行任務調度。離開臨界代碼段時的代碼如下：

if( (os_flag0x01) (!(--s_nLayers ) ) ) {--os_Schedule( ); }

5.2 內核同步對象

??如果要保護執(zhí)行時間較長的代碼，就要使用內核同步對象來同步。常用的內核同步對象有事件(event)、信標(semaphore，亦稱信號量)和互斥量(mutex)。 事件對象用來通知事件或者操作已經完成，它用一個布爾值來表示該事件處于通知還是未通知狀態(tài)。信標對象用于對資源進行計數。它記錄了當前可用的資源數目。當用1來初始化信標對象的可用資源數目時，信標對象實際上成為了互斥對象。MicroStar提供事件和信標兩種同步對象，支持查詢、限時等待或無限時等待操作。內核同步對象的結構如下：

typedef struct{

uint_16 waiter; /*等待列表*/

uchar num;　 /*可用資源數目或者事件狀態(tài)*/

uchar type; /*同步對象類型*/

}OBJECT,*POBJECT,*HOBJECT,*HEVENT,*HSEMAPHORE;

??當一個任務因等待同步對象而進入休眠態(tài)時，它的靜態(tài)優(yōu)先級按位存放在waiter域中。如果靜態(tài)優(yōu)先級為N的任務在等待某個同步對象，則waiter二進制數中第N位置1，以示等待。當type為EVENT_OBJECT時，表示事件對象，此時num為事件狀態(tài)，1表示通知態(tài)，0表示未通知態(tài)；為SEMAPHORE_OBJECT時，表示信標對象，對應的num為可用資源數。

??內核同步對象不是嵌入式多任務系統(tǒng)特有的，通用的多任務操作系統(tǒng)如Windows都提供齊全的同步函數，在此不作介紹。

6 運用和使用示例

??在MicroStar中，各個功能模塊是分開的，因而可裁減度高。移植MicroStar也比較容易，只需改寫與硬件相關的任務創(chuàng)建和調度函數。MicroStar1.0的PC機完全版本的代碼約為10KB，針對96單片機用匯編語言寫成的版本為1.4KB。本文附帶的演示示例，都在TC2.0下編譯通過，可直接在PC機上運行。第一個示例啟動了三個用戶任務：① WatchTask任務在屏幕中央顯示一個以10ms為計時單位的跑表。② KeyTask 任務每隔200ms讀一次鍵盤，按“Q”鍵系統(tǒng)退出執(zhí)行。③ MicroStar 任務顯示MicroStar相關信息，每隔1.5s更新一幀。

??演示程序及內核源碼見本刊網站（www.dpj.com.cn）。

結 語

??本文提出了基于事件的優(yōu)先級這一觀念，使任務優(yōu)先級的安排更為合理。介紹了微型多任務實時內核――MicroStar的設計與實現。消息和信號兩種通信方式的提供，使其對事件驅動編程有很好的支持。較為完善的定時器服務和齊全的任務同步函數庫，給用戶提供了更多、更靈活的選擇。有限的功能，使其與其它實時操作系統(tǒng)相比，減小了從技術掌握上所花費的時間。加上較低的存儲器消耗，總體上說，MicroStar是比較適合在中低端MCU平臺上運行的。