目前，大多数的产品开发是在基于一些小容量的单片机上进行的，51系列单片机，是我国目前使用最多的单片机系列之一，有非常广大的应用环境与前景，多年来的资源积累，使51系列单片机仍是许多开发者的首选。针对这种情况，近几年涌现出许多基于51内核的扩展芯片，功能越来越齐全，速度越来越快，也从一个侧面说明了51系列单片机在国内的生命力。

多年来我们一直想找一个合适的实时操作系统，作为自己的开发基础。根据开发需求，整合一些常用的嵌入式构件，以节约开发时间，尽最大可能地减少开发工作量；另外，要求这个实时操作系统能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。毕竟，大系统是少数的，而小应用是多数而广泛的。显而易见，μc/os－ⅱ是不太适合于以上要求的，而keil c所带的rtx tiny不带源代码，不具透明性，至于其full版本就更不用说了。

1 keil c51与重入问题

说到实时操作系统，就不能不考虑重入问题。对于pc机这样的大内存处理器而言，这似乎并不是一个很麻烦的问题，借用μc/os－ⅱ rtos的说法，即要求在重入的函数内，使用局部变量。但51系列单片机堆栈空间很小，仅局限在256字节之内，无法为每个函数都分配一个局部堆空间，正是由于这个原因，keil c51使用了所谓的可覆盖技术：

（1）局部变量存储在全局ram空间（不考虑扩展外部存储器的情况）；
（2）在编译链接时，即已经完成局部变量的定位；
（3）如果各函数之间没有直接或间接的调用关系，则其局部变量空间便可覆盖。

正是由于以上的原因，在keil c51环境下，纯粹的函数如果不加处理（如增加一个模拟栈），是无法重入的。那么在keil c51环境下，如何使其函数具有可重入性呢？下面分析在实时操作系统下面，任务的基本结构与模式：

void taska（void*ptr）{
uint8 val_a；
//其他一些变量定义
do{
//实际的用户任务处理代码
}while（1）；
}
void taskb（void*ptr）{
uint8 val_b；
//其他一些变量定义
do{
funcl（）；
//其他实际的用户任务处理代码
}while（1）；
}
void funcl（）{
uint8 val_fa；
//其他变量的定义
//函数的处理代码
}

在上面的代码中，taska与taskb并不存在直接或间接的调用关系，因而其局部变量val_a与val_b便是可以被互相覆盖的，即其可能都被定位于某一个相同的ram空间。这样，当taska运行一段时间，改变了val_a后，taskb取得cpu控制权并运行时，便可能会改变val_b。由于其指向相同的ram空间，导致taska重新取得cpu控制权时，val_a的值已经改变，从而导致程序运行不正确，反过来亦然。另一方面，funch（）与taskb有直接的调用关系，因而其局部变量val_fa与val_b不会被互相覆盖，但也不能保证其局部变量val_fa不会与taska或其他任务的局部变量形成可覆盖关系。

将val_a、val_b以及val_fa等局部变量定义为静态变量（加上static指示符）可以解决这一问题。但问题是，定义大量的static类型变量，将导致ram空间的大量占用，有可能直接导致ram空间不够用。尤其是在一些小容量的单片机内，一般只有128或256字节，大量的静态变量定义，在如此小的ram资源状况下显然就不太合适了。由此而有了另一种的解决方法，如下代码所示：

void taskc（void）{
uint8 x，y；
while（1）{
os_enter_critical（）；
x＝getx（）； （1）
y＝gety（）； （2）
//任务的其他代码
os_exit_critical（）； （3）
ossleep（100）； （4）
}
}

以上代码taskc中使用了临界保护的方法来保护代码不被中断占先，确实有效地解决了ram空间太小，不宜大量定义静态变量的问题；然而如果每个任务都采用此种结构，任务一开始，就关闭中断，将使实时性得不到保证。事实证明，这种延时是相当可观的。用一个实例来说明，如果想在系统中使用一个动态刷新的led显示器，就难以保证显示的稳定与连续，哪怕在系统中是使用一个单独的定时器来做这一工作（进入临界区后，ea＝0）。其次，这种结构事实上将占先的任务调度转化为非占先的任务调度。实际上如果在（3）与（4）之间没有碰巧发生中断并导致一个任务调度，那就可以理解为是任务主动放弃cpu的控制。如果在（3）和（4）之间碰巧产生了一个中断并导致了一个任务调度，只是执行了一次多余的任务调度而已，而且并不希望在（3）之后发生2次深圳多次的任务调度，相信读者也有这一愿望。

除此之外，还可以发现任务的一个特点：当任务从（1）重新开始时，局部变量x和y是一个什么值并不在乎，即x和y即使在（3）之后改变了，也已经不再重要，不会影响程序的正确性。其实这一特点也是大部分任务，至少是大部分任务的大部分局部变量的一个共性--如果任务在整个执行过程中，不会（被占先）放弃cpu控制权，则其局部变量大多数并不需要进行特别的保护，即其作用域只是任务的当次执行，针对上面的代码，就是临界保护区内的代码区域。
2 实时操作系统要不要占先

有上面的分析，如果要保持一个函数可重入，就得使用静态变量，系统的ram资源将是一个严峻的考验，如果使用临界区来保护运行环境，系统的实时性又得不到保证，而且有将占先式任务调度转为非占先任务调度之虞。显然，使用静态变量简单，但是更多的不适用性，对将来功能的调整也是一个阻碍，一般不被采用。那么，就只能从环境保护上来下功夫了，但是果真只能以进入临界区牺牲系统的实时性来保证任务不被占先？下面看看临界保护这一方法的基本思路：

（1）在一个任务中，如果局部变量在其作用域内不被占先切换，则这些变量在任务被剥夺了cpu控制权后，不关心其值也不会影响任务的正确执行；
（2）使用临界区保护，可以达到上面所提到的要求；
（3）由此导致的实时性能与占先切换的减弱可以接受。

由此可知，不被占先的是任务保护局部变量的关键。既然如此，何不舍弃占先式的任务调度？这不失为一个好的出发点。针对keil c51，非占先式任务调度，可能是一种更好的方法，更能协调51系列的单片机的既定资源，下面编写这样一个系统：

（1）使用非占先式任务调度；
（2）可以在小容量的芯片中使用，开发目标是，即使是8051这样小的芯片，也可使用这个实时操作系统；
（3）支持优先级调度，尽可能保证其实时性。

3 实时操作系统的实现

基于以上的分析与目的，今日完成了这个操作系统。在堆栈上借用rtx的管理方法，即当前任务使用全部的堆空间，如图1所示。

3.1 堆栈的初始化与任务的创建

堆栈的初始化实际是初始化ostaskstackbotton数组，并将当前任务指定为空闲任务，下一个运行任务指定为最高优先级任务，即优先级为零的任务。初始化时，将sp的值存入ostaskstackbotton[0]，sp＋2的值存入ostaskstackbotton[1]，依此类推。而任务是调用ostaskcreate函数建立的，实际上只是将任务（假设为n号任务）的地址填入到对应ostaskstackbotton[n]所指向的位置，并将sp向后移动2个字节，如图2所示。

为什么要以这样一种规律而不是其他的方式呢？这样由于在任务建立后，还未进行任务调度之前，各任务的堆栈实际上是它们自身的地址，因而其堆栈深度为2，为了程序的简便而直接填入。

void main（void）{
osinit（）； /*初始化ostaskstackbotton队列*/
tmod＝（tmod＆0xf0）|0x01；
tl0＝0xbf；
th0＝0xfc；
tr0＝1；
et0＝1；
tf0＝0；
ostaskcreate（taska，null，0）；
ostaskcreate（taskb，null，1）；
ostaskcreate（taskc，null，2）；
osstart（）；
}
上面这段代码中，所有任务建立后，便调用osstart（）开始任务调度。osstart（）是一个宏定义，如下所示：
＃define osstart（） do{\
ostaskcreate（taskidle，null，os_max_tasks）；\
ea＝1；\
return；\
}while（0）

首先，它创建了一个空闲任务并打开中断，然后便返回。返回到那里了呢？我们知道，空闲任务是优先级最低的任务，当调ostaskcreate建立时，会将其地址填入到sp的位置，并把sp向后移动2个字节（见图2及说明），因而此时处在堆栈顶端的，一定是空闲任务taskidle。这就使得这里的return一定会返回到空闲任务。至此，系统进入正常运行状态。

3.2 任务的切换

任务的切换分两种情况，在当前任务优先级低于下一个取得cpu的控制权的任务时，将下一个取得cpu控制权的任务的栈顶到当前任务的栈顶之间的内容向ram空间的高端搬移，以空出全部的ram空间作下一个任务的堆空间，同时更新对应的ostaskstackbotton，使其指向新的正确任务的堆栈栈底。如果当前任务的优先级高于下一个任务的优先级，则作相反的搬移，如图3与图4所示。

所有任务必须主动调用ossleep，放弃cpu的控制权。任务调用ossleep后，将选择优先级最高的就绪任务运行。

（编者注：实时操作系统源代码见本刊网站www.mesnet.com.cn。）

结语

系统完成后，内核的代码量在400多个字节左右，占用1个定时器中断及小量的内存空间。系统设置容量为8个任务，用户实际可用任务为7个，能够满足一般需求，也达到了在小容量芯片中应用的开发要求。由于没有采用占先式的任务调度，除开全程相关的个别任务的一些局部变量外，其他局部变量已经不存在覆盖关系，由于是任务主动放弃cpu控制权，对于个别需要保护的变量单独进行处理也变得容易。在系统中，全程不需要反复地开关中断，实时性能也很好。对个别时序要求严格的外设（如ds18b20）除外。

注：本文所说的重入不一定是严格意义上的重入，很大程度上仅指函数被打断后再次进入时，程序能正确运行，并不是说其环境变量没有改变。