1、RTX51 Tiny 實時內核理解聲明：以下來自網絡整理而來并非本人作品，覺得 挺容易懂所以放入博客以便后來學習者參考RTX51 Tiny 中容易混淆的問題RTX51 Tiny 是 Keil uVision 中自帶的一個小型嵌入式 RTOS，具有小巧、速度快、系統開銷小、使用方便等優點。 使用RTX51 Tiny能夠提高系統的穩定性，優化程序的性能; 而且它是為5 1 單片機專門定制的,所以在5 1 單片機上的 運行效率比其它一些通用的 RTOS 性能也要好一些。但是，由于RTX51 Tiny的相關資料和書籍比較少，大 部分只是對程序自帶幫助文件的簡單翻譯,很少進行深入 探討。下面就RTX51

2、 Tiny使用中經常遇到的一些問題進 行探討。1 關于時間片的問題RTX51 Tiny使用的是無優先級時間片輪詢法,每個任 務使用相同大小的時間片, 但是時間片是怎樣確定的呢?RTX51 Tiny的配置參數（Conf_tny.a51文件中）中有 INT_CLOCK和TIMESHARING兩個參數。這兩個參數決定了 每個任務使用時間片的大小：INT_CLOCK是時鐘中斷使 用的周期數，也就是基本時間片TIMESHARING是每個任 務一次使用的時間片數目。兩者決定了一個任務一次使 用的最大時間片。如假設一個系統中 INT_CLOCK 設置為 10000,即10ms,那么TIMESHARING時,

3、一個任務使用的 最大時間片是10ms;TIMESHARING=2時，任務使用最大的 時間片是20ms;TIMESHARING=5時,任務使用最大的時間 片是50ms;當TIMESHARING設置為0時，系統就不會進行 自動任務切換了, 這時需要用 os_switch_task 函數進行 任務切換。這部分功能是 RTX51 Tiny 2.0 中新增加的。 2 關于 os_wait 延時的問題os_wait 是 RTX51 Tiny 中的基本函數之一。它的功 能是將當前任務掛起來，等待一個啟動信號(K_SIG)或超 時信號(K_TMO)或周期信號(K_IVL)或者是它們之間的組 合。雖然os_wa

4、it很簡單，但是因為涉及到多任務的操作 方式, 很容易產生誤解。2.1關于K_TMO的延時時間在RTX51 Tiny中，如果一個任務中使用了 os_wait(K_TMO,1,0), 那么它的延時時間是多少呢? 很多人都會認為是一個時間片, 其實這不完全對。正確的 理解是, 延時時間與正在運行的任務相關。因為 RTX51 Tiny 是一個非占先或多優先級的實時操作系統, 是一個 平級的時間片輪詢實時操作系統, 所有的任務平等運行。 K_TMO是等待產生超時信號，當信號產生后，只是將相應 的任務置上就緒標志位, 任務并不是立即就能夠運行。任 務需要等到其它任務輪流執行,到自己的時間片后才會執 行。

5、這就是說,最后的效果是延時時間加上正在運行的任 務執行時間,而這個時間是與任務數和任務運行情況相關 的。如果其它任務執行的時間短,那么延時可能只是一個 時間片;如果其它任務執行的時間長,那么就需要多個時 間片了。用 os_wait 做時鐘是不準確的。關于延時時間還有一個很容易理解錯的地方,那就是 os_wait 中無論使用 K_TMO 還是 K_IVL 參數,延時的時間 都只與 INT_CLOCK 有關,而與 TIMESHARING 無關。或者 說,os_wait函數一次只使用一個基本時間片,而不是任 務的時間片。2.2 關于 K_TMO 和 K_IVL 參數的區別在os_wait 中有三個參

6、數：K_TMO、K_IVL和K_SIG。 其中,K_TMO與K_IVL是最容易讓人混淆的，特別是搞不清 楚K_IVL到底是什么含義，好像使用起來與K_TMO效果差 不多。一般的書上和Keil自帶的RTX51 Tiny的幫助中， 也沒有清楚解釋K_IVL的含義。K_IVL與K_TMO有很大區別，但是在一定環境下最終 產生的效果卻差不多。K_TMO是指等待一個超時信號，只有時間到了，才會 產生一個信號。它產生的信號是不會累計的。產生信號 后,任務進入就緒狀態。K_IVL是指周期信號，每隔一個 指定的周期, 就會產生一次信號, 產生的信號是可以累計 的。這里累計的意思是, 如果在指定的時間內沒有對信

7、號 進行響應, 信號的次數會迭加, 以后進行信號處理時就不 會漏掉信號。比如說, 在系統中有幾個任務, 其中一個任 務使用K_TMO方式延時，另外一個任務使用K_IVL延時， 延時的時間相同。如果系統的任務很輕, 兩個任務都可以 及時響應, 那么這兩種延時的效果是一樣的。如果系統的 負擔比較重, 任務響應比較慢, 不能及時響應所有的信號, 那么使用 K_TMO 方式的任務就有可能丟失一部分沒有及 時響應的信號, 而使用 K_IVL 方式的任務就不會丟失信號 只是信號的響應方式會變成這樣：在一段時間內不響應 信號 , 然后一次把所有累計的信號都處理完。下面的一個例子可以將上面兩個關于 os_wa

8、it 的問 題解釋清楚。在xl+和x2+這兩個地方加上斷點，進行仿真，觀察 執行到斷點的時間。然后, 去掉任務 job4 中的語句 “/os_wait(K_TMO,l,0);”這一行前面的注 釋符號, 再次仿真。比較一下運行的結果, 就可以清楚地 知道它們的細微差別了。軟件環境：Keil uVision 7.08仿真 CPU： AT89C52 12MHzRTX51 Tiny：使用Keil自帶的RTX51 Tiny操作系 統,v2.02。RTX51 Tiny 的參數：INT_CLOCK=10000,TIMESHARING =5其它參數使用默認設置。 (需要自己建立一個工程文 件, 再將下面的文件

9、添加到工程文件中。 )#include unsigned long int x1,x2,x3;void job0(void) _task_ 0 x1=x2=x3=0; os_create_task(1); os_create_task(2); os_create_task(3); os_create_task(4);while(1) os_wait(K_TMO,1,0);x1+; void job1(void) _task_ 1while(1) os_wait(K_IVL,1,0);x2+;void job2(void) _task_ 2while(1) os_wait(K_IVL,1,0);

10、x3+;void job3(void) _task_ 3while(1) os_wait(K_TMO,1,0);void job4(void) _task_ 4while(1) /注釋下面一句使系統的負擔變得很重,不能及時響應job0和jobl的延時信號/取消注釋后,系統負擔變輕,可以及時響應/os_wait(K_TMO,1,0);當 job4 中 os_wait(K_TMO,1,0) 的注釋不取消時,job0每執行一次,jobl就連續執行5次,x2是xl的5 倍。因為jobl中的os_wait(K_IVL,1,0)產生了 5次信號, 并累計下來;而job0中的os_wait (K_TMO,1

11、,0)雖然也產 生了 5次信號,但是沒有累計,只有最后一次是真正有效 的。當 job4 中 os_wait(K_TMO,1,0)的注釋取消時，job0 和jobl的執行次數是一樣的,x1=x2。關于RTX51 TINY的分析與探討概述RTX51 TINY是一種應用于MCS51系列單片機的小型 多任務實時操作系統。它完全集成在 Keil C5l 編譯器中 具有運行速度快、對硬件要求不高、使用方便靈活等優 點，因此越來越廣泛地應用到單片機的軟件開發中。它 可以在單個 CPU 上管理幾個作業(任務)，同時可以在沒 有擴展外部存儲器的單片機系統上運行。RTX51 TINY允許同時“準并行”地執行 多個

12、任務：各個任務并非持續運行，而是在預先設定的 時間片(time slice)內執行。CPU執行時間被劃分為若干 時間片，RTX51 TINY為每個任務分配一個時間片，在一 個時間片內允許執行某個任務，然后RTX51 TINY切換到 另一個就緒的任務并允許它在其規定的時間片內執行。由于各個時間片非常短，通常只有幾ms,因此各個任務 看起來似乎就是被同時執行了。RTX51 TINY利用單片機內部定時器0的中斷功能實 現定時，用周期性定時中斷驅動RTX51 TINY的時鐘。它 最多可以定義16個任務，所有的任務可以同時被激活， 允許循環任務切換，僅支持非搶占式的任務切換，操作 系統為每一個任務分配一

13、個獨立的堆棧區，在任務切換 的同時改變堆棧的指針，并保存和恢復寄存器的值。RTX51 TINY沒有專門的時間服務函數和任務掛起函數， 而是通過os_wait()中的參數設定實現的。使用RTX51 TINY時用戶程序中不需要包含main()函數，它會自動地 從任務0開始運行。如果用戶程序中包含有main()函數, 則需要利用os_create_task函數來啟動RTX51實時操作 系統。任務切換2.1 RTX51 TINY任務狀態RTX51 TINY的用戶任務具有以下幾個狀態：運行(RUNNING)任務正處于運行 中。同一時刻只有一個任務可以處于 “RUNNING”狀態。就緒(READY)等待運

14、行的任務處 于“READY”狀態。在當前運行的任務退出運 行狀態后，就緒隊列中的任務根據調度策略被調度執行， 進入到運行狀態。阻塞(BLOCKED)等待一個事件的 任務處于“BLOCKED”狀態。如果等待的事件 發生，則此任務進入“READY”狀態，等待被 調度。休眠(SLEEPING)被聲明過但沒有 開始運行的任務處于休眠狀態。運行過但已經被刪除的 任務也處在休眠狀態中。超時(TIMEOUT)任務由于時間片 用完而處于“TIMEOUT”狀態，并等待再次運 行。該狀態與“READY”狀態相似，但由于是 內部操作過程使一個循環任務被切換，因而單獨算作一 個狀態。處于“READY/TIMEOUT”

15、、 “RUNNING”和“BLOCKED”狀態 的任務被認為是激活的狀態，三者之間可以進行切換。 “SLEEPING”狀態的任務是非激活的，不能 被執行或認為已經終止。2.2 RTX51 TINY任務切換任務切換是RTX51 TINY提供的基本服務。RTX51 TINY是基于時間片調度算法的操作系統，它支持的是非 搶占式的任務切換。所以在一個任務被執行時不能對其 進行中斷，除非該任務主動放棄 CPU 的資源，中斷才可 以打斷當前的任務，中斷完成后把 CPU 的控制權再交還 該被中斷的任務。任務切換有兩種情況，一種是當前任 務主動讓出 CPU 資源；另一種情況是在當前任務的時間 片已經用完的情況

16、下，進行任務切換。CPU執行時間被 分成若干個時間片， RTX51 TINY 為每個任務分配一個時 間片。時間片是通過對變量 TIMESHARING 的設置來確定 的，即用 “TIMESHARING EQU 5;” 設置多少個 系統時鐘周期為一個時間片。系統默認 5 個系統時鐘為 一個時間片，如果晶振頻率為11059 2 MHz，則時間片 為 10.850 75 = 54.253 5 ms。RTX51 TINY 的任務切換共有 TASKSWITCHING 和 SWITCHINGNOW 兩個入口，前者供定時器 T0 的中斷服務程 序調用，后者供系統函數 os_delete 和 os_wait 調

17、用。相 應地也有兩個不同的出口，分別是恢復保護現場和清除 狀態標志位。系統首先將當前任務置為 “TIMEOUT” 狀態，等待下一次時間片循環， 然后找到下一個處于 “READY” 狀態的任務 通過堆棧管理，將自由堆棧空間分配給該任務，使其成 為當前任務。清除使該任務進入“READY”或 “TIMEOUT” 狀態的相關位后，執行該任務。任務切換的流程如圖 1 所示。（圖沒有下載下來）共享資源實現 1RTX51 TINY 由于是一個多任務的操作系統，那么就 不免會有幾個任務使用同一個資源，這些資源可能是一 個變量，也可能是輸入/輸出設備。這就要求一個任務在 使用共享資源時必須獨占該資源，否則可能會

18、造成數據 被破壞。在 RTX51 TINY 中實現共享資源獨占的方法比較多。 比如，可以通過 TIMESHARING 這個變量來禁止時間片輪 轉，使其值為 0，就可以實現禁止任務切換，從而當前 任務就可以獨占共享資源。還可以關閉中斷來實現，使 EA = 0,定時器T0的中斷被關閉，不能再為時間片輪轉 提供基準，從而禁止了任務切換。但這兩種方法都帶有 一定的局限性，前一種方法只能適用于實時性要求不高 的場合，后一種方法由于 T0 中斷關閉時間不能太長，只 能適用于一些簡單變量操作的場合。基于以上情況，下 面通過另一種方法來實現共享資源的使用。在 RTX51 full 中可以利用信號量很好地實現對

19、共享 資源的操作，也可以把這種思想應用到 RTX51 TINY 中； 而在 RTX51 TINY 中不支持信號量，這就要求用戶自己定 義信號量及其操作過程。以下是部分代碼：struct signal /定義信號量結構體uchar count ； /該信號量的當前計數值 uint list_tasks； /等待該信號量任務表 signal_list3；void init_signal(uchar task_id,uchar count) signal_listtask_id.count=count； signal_listtask_id.list_tasks=0；char wait_signal

20、(uchar task_id) if(signal_listtask_id.count;0) signal_listtask_id.count； /獲取信 號量return(-1)；signal_listtask_id list_tasks|=(1 os_running_t ask_id()； /標記為等待狀態return(0)；void wait_sem(uchar task_id) if(wait_signal(task_id=0)while(os_wait(K_TMO，255，0)!=RDY_EVENT) ； /等待，直到該任務就緒char release_signal(uchar ta

21、sk_id) uchar i：uint temp=1；if(signal_listtask_id.count;0)|( signal_listtask_id.list_tasks=0) signal_listtask_id.count+ ；/釋放信號量return(-1) ；for(i=0 ； i16； i+) if(signal_listtask_id.list_tasks&(temp)!=0)/查找任務表signal_listtask_id.list_tasks&=(1i) ； return(i) ；/返回等待信號量的任務號temp=1：void release_sem(uchar tas

22、k_id) char task_temp；task_temp=release_signal(task_id)；if(task_temp!=-1) os_set_ready(task_temp)； /任務task_id 進入就緒狀態os_switch_task()；有了以上幾個函數的定義和實現，就可以應用等待 信號量和釋放信號量來完成對共享資源的獨占。例如： void job()_task_ id 用戶代碼wait_sem(task_id) ； /等待任務 task_id 的信號量對共享資源使用代碼release_sem(task_id)； /釋放任務task_id 的信號量用戶代碼應用信號量來實現共享資源的使用，不用禁止時間 片輪轉和關閉T0中斷，可以有效地實現對共享資源的獨 占；但增加了代碼，等待和釋放信號量花費了一定的時 間，在具體應用中要視情況而定。需要注意的問題在應用RTX51 TINY時應注意以下幾點：盡可能不使用循環任務切換。使用循環任務切 換時要求有13個字節的堆棧區來保存任務內容(工作寄 存器等)。如果由os_wait()函數來進行任務觸發，則不 需要保存任務內容。由于正處于等待運行的任務并不需 要等待全部循環切換時間結束，因