ucos2移植到51.pdf

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。从学习操作系统角度，uC/OS- II for 51即简单又全面，学习成本低廉，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（OS_CPU_A.ASM）、处理器相关C文件（OS_CPU.H、 OS_CPU_C.C）和配置文件（OS_CFG.H）。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