摘要：主要討論了將μC/OS-II實時操作系統(tǒng)在8019KC單片機上進行移植的原理和方法，給出了一個以Tasking C為編譯器、以8019KC為處理器，對μC/OS-II實時操作系統(tǒng)進行移植的具體實例。 關(guān)鍵詞：80196KC; uC/OS-II;Tasking C;移植 Intel的80196KC系列單片機在中國國內(nèi)有很大一批用戶。支持80196KC的C編譯器生產(chǎn)廠商主要有Tasking和IAR。但國內(nèi)使用Tasking公司C編譯器的用戶較多。由于μC/OS-Ⅱ系統(tǒng)為源碼公開的實時操作系統(tǒng)，因此是當(dāng)前嵌入式系統(tǒng)開發(fā)的主要方法。但是，在μC/OS-Ⅱ 網(wǎng)站上沒有現(xiàn)成的移植實例。因此，有必要進行一次移植以使操作系統(tǒng)成為μC/OS-Ⅱ，這種移植采用的處理器為80196KC，而其編譯器為Tasking c 196。 1 μC/OS-Ⅱ的工作原理 μC/OS-Ⅱ是一個源碼公開的實時多任務(wù)操作系統(tǒng)，其工作流程如圖1所示。圖中，任務(wù)切換的核心是利用出棧指令將各個任務(wù)的工作現(xiàn)場再現(xiàn)，并利用子程序返回指令改變PC指針以完成任務(wù)的切換。移植的關(guān)鍵是如何構(gòu)造任務(wù)堆棧及任務(wù)切換時的出棧順序。任務(wù)區(qū)堆棧初始化主要是模擬任務(wù)被中斷后的堆棧內(nèi)容。
2 80196KC的工作狀態(tài) 80196KC是Intel公司的16位單片機，和程序運行密切相關(guān)的寄存器有指令計數(shù)器PC、堆棧指針sp、程序狀態(tài)寄存器PSW、中斷屏蔽寄存器INTMASK和INTMASK1以及窗口寄存器WSR(以下將程序狀態(tài)寄存器PSW、中斷屏蔽寄存器INTMASK和INTMASK1、窗口寄存器WSR統(tǒng)稱為程序狀態(tài)字)。它們可在執(zhí)行子程序調(diào)用call指令時自動將pc進棧，并在子程序返回調(diào)用RET指令時自動將pc出棧。由于80196KC有16位的尋址能力，故這一動作有2個字節(jié)進(出)棧，其中push a指令將程序狀態(tài)字進棧，pop a指令將程序狀態(tài)字出棧。這一動作共有4個字節(jié)進(出)棧。另外push a動作會將PSW中的中斷允許位清零，故通常用push a關(guān)閉中斷，而用pop a恢復(fù)中斷允許。由于80196KC的時鐘節(jié)拍是特定的周期性中斷，當(dāng)每個時鐘節(jié)拍到來時，系統(tǒng)將對任務(wù)延時做一次裁決。因此，在這個時鐘節(jié)拍可采用80196KC中的軟件定時器中斷。 3 Tasking c編譯器的工作細節(jié) 帶參數(shù)的函數(shù)調(diào)用編譯后的主要操作是先將參數(shù)進棧，然后執(zhí)行call指令。在函數(shù)入口處將堆棧中的參數(shù)倒入寄存器tmp0、tmp2、
tmp4和tmp6以進行操作(以下稱臨時寄存器)的原因主要是，堆棧一般位于RAM區(qū)，而對RAM區(qū)操作不如對寄存器操作快。如果該函數(shù)有局部變量，局部變量也是分配在堆棧中。Tasking c編譯器一般用一寄存器frame01(以下稱框架寄存器)對局部變量進行訪問，在函數(shù)返回時執(zhí)行ret操作，并對SP指針進行調(diào)整，以跳過函數(shù)參數(shù)在堆棧中的位置。中斷調(diào)用和函數(shù)調(diào)用類似，中斷本身雖沒有參數(shù)，但進中斷后要對臨時寄存器進行保護。因此，應(yīng)在進中斷后執(zhí)行push a操作，并在中斷返回時使臨時寄存器出棧(注意出棧順序)，然后再次執(zhí)行pop a和ret操作。圖2所示為堆棧區(qū)的一般結(jié)構(gòu)。 4 移植的細節(jié) 在OSTaskStkInit()中，任務(wù)堆棧區(qū)的構(gòu)造特點是80196KC的堆棧區(qū)由高向低增長，最高處是任務(wù)的入口參數(shù)，接著是PC指針和程序狀態(tài)字。如前所述，任務(wù)切換時要對臨時寄存器和框架寄存器進行保護。明確了任務(wù)堆棧的構(gòu)造后，編寫任務(wù)啟動函數(shù)(指OSStaart函數(shù))和任務(wù)切換函數(shù)(指OS_TAASK_SW和OSIntCtxSw函數(shù))的關(guān)鍵是，在得到了最高優(yōu)先級的任務(wù)堆棧指針后，如何按正確的順序出棧，直到PC指針。其中OS_TASK_SW，函數(shù)在切換任務(wù)之前還要編寫對當(dāng)前任務(wù)的現(xiàn)場進行保護的程序，而OSIntCtxSw，不用，因為中斷函數(shù)用C寫成，而OSIntCtxSw，是在中斷中調(diào)用的，因此，Tasking C編譯器在進中斷時已自動對其保護。同時還應(yīng)注意，由于在中斷服務(wù)程序中沒有定義局部變量，這使得Tasking C編譯器不能對框架寄存器進行保護，因此，對這一寄存器的保護應(yīng)在設(shè)計時自己加上。 #pragma interrupt (OSTickISR=OS TICK ISR VECTOR) void OSTickISR(void) { asm push ?frame01; OSIntNesting++; hso command=0x19; AD Timer Count+=5000; hso time = AD Timer Count; OSTimeTick(); OSIntExit(); asm pop?frame01; } 還應(yīng)注意，在其它中斷服務(wù)程序中，如果沒有定義局部變量，也應(yīng)加上對框架寄存器的保護。如果有局部變量，編譯器會自動對框架寄存器進行保護。在編寫OSIntCtxSw()函數(shù)時應(yīng)當(dāng)注意，由于OS-IntCtxSw()是在OSIntExit()中調(diào)用的，且在調(diào)用OS-IntCtxSw()之前又有一個關(guān)中斷的操作。因此，筆者采用push a方式來關(guān)閉中斷，也就是說，切換到另一高優(yōu)先級的任務(wù)后，會在當(dāng)前任務(wù)中留下在OSIntC-txSw()和OSIntExit()調(diào)用的返回地址4個字節(jié)的垃圾和pusha關(guān)中斷時進棧的4個字節(jié)垃圾(共8個字節(jié))。因此，為了保證下次切換到該任務(wù)的正確性，應(yīng)將SP指針加8，然后再進行任務(wù)切換。為加深對此的理解，可以做一假設(shè)：如果80196KC是24位(3個字節(jié))尋址能力，在當(dāng)前任務(wù)中會留下OSIntCtxSw()和OSIntExit() 調(diào)用的返回地址的6個字節(jié)的垃圾，如果關(guān)中斷直接采用asm di方式，而不牽扯到堆棧操作，此時SP應(yīng)調(diào)整6個字節(jié)而不是8個字節(jié)。
5 正確性檢驗 圖3是一個點燈程序的主任務(wù)流程。其6個燈中的每一個點燈操作都是一個單獨任務(wù)。第一個燈每兩個時鐘節(jié)拍做一次異或操作。如果LED1每執(zhí)行2次異或操作向任務(wù)2發(fā)一信號量2?每執(zhí)行3次異或操作向任務(wù)3發(fā)一信號量3?每執(zhí)行4次異或操作向任務(wù)4發(fā)一信號量4，每執(zhí)行5次異或操作向任務(wù)5發(fā)一信號量5，每執(zhí)行6次異或操作向任務(wù)6發(fā)一信號量6。那么，任務(wù)2到任務(wù)6在接到相應(yīng)的信號量時將對自已控制的燈進行一次異或操作。理論分析，LED2到LED6的波形周期分別為LED1的2到6 倍。筆者曾用示波器對6 個燈的波形進行觀察，其結(jié)果與理論分析相符，同時，在連續(xù)運行數(shù)天后，沒有發(fā)現(xiàn)死機和復(fù)位，證明移植成功。
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