实时操作系统揭秘

新年伊始， 将自己独立实现的一个比较小的RTOS源码贴上来， 顺便把原理都讲一讲，希望对在这块工作的朋友有些帮助或者启发 大家也给点改进的意见和建议。 本系列文章的标题叫做 《实时操作系统揭秘》 第一篇 前言 很多人对老美发明的操作系统顶礼膜拜，捧到了神的地步， 市面上也充斥着很多有关操作系统的劣质的译作 对其关键部分，大部都语焉不详，隔靴搔痒 让更多的人越看越糊涂 于是操作系统在人们心中更加高深了 其实，操作系统远没有这些人想象的那么神秘 任务切换，内存管理，文件系统，任务间通讯功能，引导程序等模块， 就形成了一个完整的操作系统内核 我们在这里就逐一剥一下操作系统的皮， 把各个模块的原理，以结合代码的形式，抖给大家看看 让大家看清操作系统的一些秘密 对某些模块，系统功能有兴趣的同学， 也可以发邮件给我，unix.lxx@gmail.com 我们一起研究，共同学习... （注： 1，这系列文章， 都是按照目前工作中，手头项目的进度 以及涉及到的知识点所写出来的， 是个类笔记的东西，是业余时间的一个作品 2，附注的源码， 是个人的一个小作品， 自己给他取了个不响亮的名字：BenOS 并且该系统在自己的Cortex-M3平台测试通过并且运行自己的应用没有问题 ）

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发表于：2009-01-01 18:44:011楼 得分:0 第二篇 任务切换，如何才能得到MM的青睐 操作系统最核心的功能就是任务切换 何为任务切换，为啥要任务切换 这个就简单说： 引入操作系统，就是为了让单个CPU可以运行多个任务 但是这些任务是并发运行的， 每个小猪吃一口奶，就让给另一个小猪吃一口 大家轮流来，宏观看起来就像所有的小猪都在同时吃奶一样 任务A正在运行，时间该任务B运行了， 这个时候，操作系统就需要做任务切换 于是，操作系统就保存 任务A目前跑到了哪一步，运行时候，所有的参数是啥子 然后在任务B恢复上次运行到的位置，并且恢复上次停止运行时间点的所有参数 再打任务B一鞭子，任务B就像没停止过一样，开始欢快的跑了。 这些，就是任务切换所需的全部步骤 针对目前我们使用的CORTEX-M3平台而言 任务切换就是， 首先 1，计算当前就绪态任务列表中，优先级最高的任务，   再判断是否需要切换任务 2，保存当前任务运行相关的寄存器，大概十几个（入栈）   保存当前任务运行地址（PC指针，其实在1里面保存了）   保存当前的堆栈指针 3，递减各个任务等待的时间片计数器； 4，其他资源占用情况统计（死锁的解除） 5，然后将堆栈指针指向新任务的堆栈 6，恢复2中保存的所有寄存器和其他数据（出栈） 7，其他系统功能相关的东西 再给出例程代码：         PUSH {R0-R15} ;(2)         LDR    R4, =OSTCBCur          ; OSTCBCur->OSTCBStkPtr = SP;         LDR    R4, [R4]         STR    SP, [R4]                ;         LDR    R6, =OSTCBHighRdy  ; SP=OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr         LDR    SP, [R6]         POP {R0-R15}            ; (6)         BX      LR                      ; RET，此时堆栈恢复了，寄存器恢复了，PC指针也恢复了，                                         ; 状态也恢复了，旧任务就可以继续欢乐的执行了。 注：这里的堆栈指针都是另外赋值操作的，     绝对不能使用出栈入栈的方式保存恢复     因为出栈入栈操作会自动修改堆栈指针... 这里主要是（2），（6）的代码，并且没有考虑模式切换和堆栈指针切换， 其他步骤，一般实现都是在这切换之前进行。 任务切换在很多时候都会进行，常说的任务切换就是在时间定时中断时候进行， 芯片（或者由外部时钟）会产生一个定时中断，可以设置每秒多少次， 就是在这个中断处理函数中进行任务切换。 其他的任务切换，发生在，等待消息，任务延时，或者手动强制任务切换等等时候 这些不同的切换时机都有些小差别，不过本质上是一样的。 够简单吧？ 其实实际上还有一些幕后工作并没有列出， 比如，内核要维护两个链表，其一是就绪态任务的表，其二是等待态任务的表 每个TICK中断的时候，等待态表中的每个等待TICKS计数器就减一， 当计数为0时，将其任务移动到就绪态表中来。 还是有其他一些繁琐的工作都要做，任务切换锁定检测，死锁检测，优先级反转的避免等； 并且死锁和优先级反转问题在实时系统中是个很深刻的课题，有兴趣的不妨自己做一做。 另外，指出一点：是依据时间片的操作系统，还是据优先级的抢占式操作系统， 还是混合多种切换算法的操作系统的根本区别就是其切换算法， 先进先出，后进先出，最短等待时间，最短平均等待时间，等等算法在这里都有用武之地！ 下面是自己的一个实现： /* *时钟中断函数 */ void SysTick_Handler() { INT32 index; TCB *pTCB; INT8U flagFirstTask=0; INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); if (BenOSScheLock != 0) { BenOS_INT_Restore(stat); return; } /*在时钟中断中，必须将所有时延都--*/ for (index = 0;index < TaskNUM;index++) { pTCB = BenOSTCBTable+index; /*该任务在睡眠状态，而当前的调用是在时钟中断中*/ if (pTCB->TCBDelay > 0) { pTCB->TCBDelay--; } else { if (flagFirstTask==0) { BenOSNewTCB = pTCB; flagFirstTask = 1; } } } if (BenOSNewTCB != BenOSCurTCB) { OSIntCtxSw(); } BenOS_INT_Restore(stat); } /* *在非中断中 调度新的任务 并且切换 */ void TaskSche() { INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); if (BenOSScheLock != 0) { BenOS_INT_Restore(stat); return; } if (BenOSNewTCB != BenOSCurTCB) { OSIntCtxSw(); } BenOS_INT_Restore(stat); } __asm void OSCtxSw() {         LDR    R4, =NVIC_INT_CTRL            LDR    R5, =NVIC_PENDSVSET         STR    R5, [R4]          ;激活PENDSVC中断，开始切换任务         BX      LR NOP } __asm void PendSV_Handler() {         MRS    R0, PSP                ; PSP is process stack pointer         SUB    R0, R0, #0x20          ; save remaining regs r4-11 on process stack         STM    R0, {R4-R11}         LDR    R4, =BenOSCurTCB        ; OSTCBCur->OSTCBStkPtr = SP;         LDR    R4, [R4]         STR    R0, [R4]                ; R0 is SP of process being switched out         LDR    R4, =BenOSCurTCB        ; BenOSCurTCB  = BenOSNewTCB;         LDR    R6, =BenOSNewTCB         LDR    R6, [R6]         STR    R6, [R4]         LDR    R0, [R6]                ; R0 is new process SP; SP = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr;         LDM    R0, {R4-R11}            ; restore r4-11 from new process stack         ADD    R0, R0, #0x20         MSR    PSP, R0                ; load PSP with new process SP         ORR    LR, LR, #0x04          ; ensure exception return uses process stack         BX      LR                      ; exception return will restore remaining context NOP }   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 18:49:282楼 得分:0 第三篇 世界的起源 任务如何启动 其实绝大部分操作系统的实现步骤都是这样的： 先压点合适的东西进堆栈----堆栈的初始化 （这步放在任务初始化的时候----切记关任务切换和定时中断） 只要恢复寄存器和其他数据之后 SP指针正确，状态寄存器没异常， 直接将PC指向新任务的第一条指令，不就行了嘛。 看下我们CORTEX-M3平台上的实现：（堆栈生长方向是--，跟X86相反） /*把堆栈初始化模块用汇编写一遍，但愿性能会高点*/ __asm    STACK_TYPE *TaskStkInit (void (*task),STACK_TYPE *ptos) { PUSH    {R4-R6,LR}         MOV      R4,R0         MOV      R0,R1         MOV      R5,#0x1000000         STR      R5,[R0,#0]         SUBS    R0,R0,#4         STR      R4,[R0,#0]                 MVN      R5,#1         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]                 MOV      R5,#0x2         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]                 MOV      R5,#0x3         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]                 MOV      R5,#0x4         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0] ASRS    R5,R5,#1         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]                 SUBS    R0,R0,#4         STR      R1,[R0,#0]                 MOV      R5,#0x5         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]         MOV      R5,#0x6         SUBS    R6,R0,#4         MOV      R0,R6         STR      R5,[R6,#0]                 MOV      R5,#0x7         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]                 MOV      R5,#0x8         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]         MOV      R5,#0x8         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]         MOV      R5,#0x10         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]         MOV      R5,#0x11         SUBS    R0,R0,#4         STR      R5,[R0,#0]         MOV      R5,#0x12         SUBS    R6,R0,#4         MOV   R0,R6         STR      R5,[R6,#0]         POP      {R4-R6,PC} }启动这个任务,就可以直接使用任务切换源码的后半部分(因为没有任务需要保存) 这样PC就指向了新任务的入口， 新任务可以开始运行啦！ 世界就这样形成了... 实际启动是使用SVC中断启动 代码如下： __asm void StartTask() {         LDR    R4, =NVIC_SYSPRI2      ; set the PendSV exception priority         LDR    R5, =NVIC_PENDSV_PRI         STR    R5, [R4]         MOV    R4, #0                  ; set the PSP to 0 for initial context switch call         MSR    PSP, R4         LDR    R4, =SYS_TICKS  ；设置时钟节拍频率            LDR    R5, =NVIC_SYSTICK_LOAD         STR    R4, [R5]         MOV    R4, #0x07              LDR    R5, =NVIC_SYSTICK_CTRL         STR    R4, [R5] SVC 0    ；呼叫SVC中断 NOP } /*SVC中断入口*/ __asm void SVC_Handler() { LDR R6,=BenOSCurTCB         LDR    R0, [R6]                ; R0 is new process SP; SP = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr;         LDR    R0, [R0]                ; R0 is new process SP; SP = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr;         LDM    R0, {R4-R11}            ; restore r4-11 from new process stack         ADD    R0, R0, #0x20         MSR    PSP, R0                ; load PSP with new process SP         ORR    LR, LR, #0x04          ; ensure exception return uses process stack         BX      LR                      ; exception return will restore remaining context }   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 18:52:393楼 得分:0 第四篇 任务延时的实现 这次，我们开始关心一个具体的系统接口的实现 OSTimeDly (INT16U ticks) 其实任务延时的实现已经在前面节拍中断中有所体现 在任务运行的过程中，常常需要任务等待很短的时间，再干活 比如 while(1 ) { msg=GetMsg(); if (!msg) OSTimeDly(10);/*等待10个时钟*/                 else { dosomething(); OSTimeDly(3);/*等待3个时钟*/ } } 那么，任务如何知道自己该等待了？ 如何知道自己等待了多久？ 如何继续运行？ sleepMS()又隐藏了哪些秘密呢？ 实现这些东西的原理是这样的 在每个任务TCB结构中， 都存在一个OSTCBDlyTicks元素 这个元素在每次定时中断切换的时候就减一 当减到0时，这个任务就可以继续运行了 具体的步骤如下： 1，OSTCBDlyTicks赋值为该等待的时钟次数 2，将该任务从就绪表中删除 3，将该任务添加到等待表中 4，在每次定时中断时，将所有等待表中任务的OSTCBDlyTicks减一，   这样每个任务都知道自己还将等待多久 5，当某个任务的OSTCBDlyTicks减到了0，就将其在等待表中删除，添加到就绪表 这样，这个任务进入到了可运行的列表里面，时机到了，就会运行。 sleepMS的实现，其实很简单： 每个时钟中断的时间是固定的 计算就能得出sleepMS该等待的ticks次数啦 主要代码如下： sleepMS(int ms) { ticks=ms*OS_TICKS_PER_SEC/1000; OSTimeDly(ticks); } 源码如下： /*目前设计是最大等待次数为255个时钟片*/ __asm void  BenOSTimeDly (INT32 ticks) /*加了__asm 格式就没问题了*/ { INT_Stat  stat = 0; INT32   index; TCB   *pTCB; stat = BenOS_INT_Save(); BenOSCurTCB->TCBDelay = ticks; /*从当前任务向后遍历，第一最大的优先级就是需要调度进去的任务*/ for (index = 0/*(BenOSCurTCB- BenOSTCBTable)+1*/; index < TaskNUM;index++) { pTCB = BenOSTCBTable+index; if ((pTCB->TCBDelay == 0) && (pTCB->TaskStat !=BenOS_Task_Pend)   ) { BenOSNewTCB = pTCB; break; } } BenOS_INT_Restore(stat); TaskSche(); }   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 20:16:474楼 得分:0 LZ够强的 ＬＺ是完全自己写的代码还是参考一些Ｏpensource的ＯＳ来实现的？ 不管怎么样，能仔细研究ＯＳ内核代码的就已经相当不错了   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 20:37:365楼 得分:0 事实上，这种基础软件方面的工作，在国内，都只做理论， 或者说少有人关注，实践的工作很少，基本上都是被国外的UCOS,FREERTOS,RTX,ucLinux概全了 而这些又是软件开发方面最核心的内容， 我们不关心，那么我们国人的软件开发永远走在老美之后，。 这个BenOS尽管不到商用水平，离工业标准很有距离， 但是也算是一个尝试，若不尝试，永远不知道味道， 我的这个帖子是完全原创的作品，第一发表在优快云之上。 希望大家能理性的看到这种实验性质的OS，不要用别人做了十多年的产品去衡量！ 当然，这个BenOS完全自己写的，没有抄袭任何其他OS的源码。 第五篇，信号量的实现 这里直接使用开关中断作为临界处理， 不值得推荐，但是比抄袭别人的方案要好点，哈哈~ 实现很直观，代码告诉你一切！ /*当前信号量列表*/ SEMAPHORE_TYPE BenOSSemaphore[MAX_SEM_NUM]; /* * 创建信号量 */ SEMAPHORE_TYPE* CreateSemaphore(INT32 conuter) { INT_Stat  stat = 0; INT32U index; if (conuter < 0) { return 0; } stat = BenOS_INT_Save(); for(index=0;index <MAX_SEM_NUM;index++) { if (BenOSSemaphore[index]==-1) { BenOSSemaphore[index] = conuter; BenOS_INT_Restore(stat); return &(BenOSSemaphore[index]); } } BenOS_INT_Restore(stat); return (SEMAPHORE_TYPE*)NULL; } INT8 DeleteSemaphore(SEMAPHORE_TYPE* pSem) { INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); /*信号量不存在*/ if (pSem == NULL) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*当且仅当信号量计数为0的时候，才能释放该信号量*/ if ((*pSem) != 0) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } else { (*pSem) = (SEMAPHORE_TYPE)-1; BenOS_INT_Restore(stat); return 1; } } /*这个是一个不完全精确的实现*/ /*其超时时间不会非常精确*/ INT8 WaitSemaphore(SEMAPHORE_TYPE* pSem,INT32U timeout) { INT32U index; INT32U  stat = 0; for (index = 0;index < timeout;index++) { stat = BenOS_INT_Save(); if ((*pSem) > 0) { (*pSem)--; BenOS_INT_Restore(stat); return 1;/*获取到了信号量*/ } else { /*等待一个时间片*/ BenOS_INT_Restore(stat); BenOSTimeDly(1); } } return 0; } /*不等待，立即返回是否信号量能否获取*/ INT8 GetSemaphore(SEMAPHORE_TYPE* pSem) { INT32U  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); if ((*pSem) > 0) { (*pSem)--; BenOS_INT_Restore(stat); return 1;/*获取到了信号量*/ } BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*释放一个信号量*/ INT8 PostSemaphore(SEMAPHORE_TYPE* pSem) { INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); (*pSem)++; BenOS_INT_Restore(stat); return 1; }   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 20:40:406楼 得分:0 第六篇 消息队列的实现 消息队列是嵌入式编程中常用的工具， 实现手段有很多，这里使用最直观，最简单的实现方式。 UCOS和RTX都使用了信号量的队列实现， 我这里也直接使用中断关闭的临界区来实现 （一般商用系统都不会使用这种方式， 以后考虑使用Cortex-M3的一些特殊指令来重新实现） /*用于对于的标记消息队列是否使用，将来考虑用位来标志*/ INT8U MsgQueueFlag[MAX_QUEUE_NUMBER]={0}; /*实际的所有消息队列*/ EventQ MsgQueue[MAX_QUEUE_NUMBER]; /* * 创建消息队列 */ EventQ* CreateQueue() { INT_Stat  stat = 0; INT32U index; stat = BenOS_INT_Save(); for(index=0;index <MAX_QUEUE_NUMBER;index++) { /*该消息队列未被使用*/ if (MsgQueueFlag[index]==0) { /*该队列首尾初始化*/ MsgQueue[index].front=0; MsgQueue[index].rear=0; BenOS_INT_Restore(stat); return &(MsgQueue[index]); } } BenOS_INT_Restore(stat); return (EventQ*)NULL; } INT8 DeleteQueue(EventQ* q) { INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); /*信号量不存在*/ if (q == NULL) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*队列指针越界*/ if ((( q-MsgQueue ) < 0)||(( q-MsgQueue ) > (MAX_QUEUE_NUMBER-1))) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*将标记位置0*/ MsgQueueFlag[q-MsgQueue] =  (INT8U)0; BenOS_INT_Restore(stat); return 1; } /*发送一个消息*/ INT8 SendMessage(EventQ* q,MSG_TYPE msg) { INT_Stat  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); /*队列不存在*/ if (q == NULL) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*队列指针越界*/ if ((( q-MsgQueue ) < 0)||(( q-MsgQueue ) > (MAX_QUEUE_NUMBER-1))) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } /*判断队列是否满*/ if((q->rear+1)%MAX_MSG_NUMBER==q->front) { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } else { /*加入一个新的数据*/ q->msgQueue[q->rear]=msg; /*将队尾数加1*/ q->rear=(q->rear+1)%MAX_MSG_NUMBER; BenOS_INT_Restore(stat); return 1; } } MSG_TYPE WaitMessage(EventQ *q, INT32U timeout) { INT32U index; INT32U  stat = 0; MSG_TYPE msg; for (index = 0;index < timeout+1;index++) { stat = BenOS_INT_Save(); if (q->front==q->rear)//判断队列是否为空 { BenOS_INT_Restore(stat); BenOSTimeDly(1); } else { msg=q->msgQueue[q->front];//提出队首数据 q->front=(q->front+1)%MAX_MSG_NUMBER;//改变队首 BenOS_INT_Restore(stat); return msg; } } BenOS_INT_Restore(stat); return -1 ; } MSG_TYPE GetMessage(EventQ *q, INT32U timeout) { MSG_TYPE msg; INT32U  stat = 0; stat = BenOS_INT_Save(); if (q->front==q->rear)//判断队列是否为空 { BenOS_INT_Restore(stat); return 0; } else { msg=q->msgQueue[q->front];//提出队首数据 q->front=(q->front+1)%MAX_MSG_NUMBER;//改变队首 BenOS_INT_Restore(stat); return msg; } }   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-01 21:10:067楼 得分:0 第七篇 总结 BenOS目前支持基于优先级抢占式的任务切换， 我这边测试的结论显示：任务切换性能高于UCOS 因为任务切换运算的所有运算都分布放在系统调用之中， （事实上，UCOS也是基于这种思想，但是没BenOS彻底） 内存使用量如下：（支持8个任务和8个信号量）       Code (inc. data)  RO Data    RW Data    ZI Data      Debug  Object Name       1100        32          0        32        192      4425  benoscore.o       204        36          0          0          0        244  benoscpu.o       268          6          0          0        32      4258  benossemaphore.o 内核代码约2K，OS的内存使用量小于300个字节 以上不包括消息队列，消息队列是静态分配，大小可以自己根据应用调整 目前在 STM32f101RB 128K-rom 16K-ram 运行稳定。 任务的结构如下： typedef struct taskControlBlock { /*当前的栈顶指针*/ STACK_TYPE *pStackTop; /*当前优先级*/ PRIORITY_TYPE CurPriority;               /*任务状态*/ INT8U TaskStat; /*等待时间片的个数*/ INT32 TCBDelay; } TCB, TASK_TYPE; BenOS支持信号量和消息队列， 互斥量只是信号量的一个特例（原理上讲），所以没有支持； 优先级反转问题的解决没有实现，目前只能在应用中多考虑这点； 动态内存分配的接口，没有实现，目前业界有N多方案，可以直接拿来使用，跟平台无关 这里主要是考虑到不管那种方案，即考虑实时性，又考虑内存碎片，都不会非常好。 BenOS花了我上个月（08年12月份）所有的业余时间 从第一调试到能启动第一个任务，到后面的修修改改，到添加和测试各个模块 包括直接使用仿真器观察 任务切换，堆栈使用情况，测试信号量和消息队列 另外还移植了公司的一个小的应用项目到平台之上。 基本上运行稳定，在CPU高负荷的情况下，连续运行12个小时均正常（其中使用了信号量，消息队列等） 自己的测试结果： 高优先级任务抢占效果明显，比UCOS的抢占更好 同样的应用，6个任务同时运行（每个任务运行一圈，等待1个节拍）， 1，在UCOS上，6个任务均能运行， 低优先级的任务每100个节拍才能运行1次， 高优先级的任务越为一个节拍一次 2，在BenOS上，6个任务均启动了， 但是只有4个任务能运行，高优先级的任务为一个节拍一次， 而最低优先级的任务两个任务根本抢占不到时钟。   修改 删除 举报 引用 回复

加为好友 发送私信 在线聊天 shuiyan 酒精杀场！要是世界上没有酒多好 等级: 可用分等级：小地主 总技术分：21849 总技术分排名：572 3 2

发表于：2009-01-01 23:12:328楼 得分:0 佩服一下，能自己写出RTOS，不简单，即便象你自己所说的：现在还达不到工业要求，但是有了开始才有希望，linux开始也是会让系统崩溃的。 粗略的看了一下，细节得慢慢看，再讨论。 先谈谈为什么设计成“低优先级根本抢不到时钟”这种方式呢？是有什么特殊的需求吗？还是在实际项目中吃过ucOS的“低优先级也能抢到时钟”的亏？ 如果“低优先级任务”只是不需要一直被执行，但又希望“不停止”执行，那怎么办？比如一条接口消息，哪怕延迟10秒响应都无所谓，那么这个“低优先级任务”10秒能执行一次，和一次都执行不到，就是1和0的差别了。   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-02 09:23:339楼 得分:0 引用 8 楼 shuiyan 的回复: 佩服一下，能自己写出RTOS，不简单，即便象你自己所说的：现在还达不到工业要求，但是有了开始才有希望，linux开始也是会让系统崩溃的。 粗略的看了一下，细节得慢慢看，再讨论。 先谈谈为什么设计成“低优先级根本抢不到时钟”这种方式呢？是有什么特殊的需求吗？还是在实际项目中吃过ucOS的“低优先级也能抢到时钟”的亏？ 如果“低优先级任务”只是不需要一直被执行，但又希望“不停止”执行，那怎么办？比如一条… 呵呵，只要高优先级的任务占用CPU不那么心切， 低优先级的任务肯定会有机会执行。 我这个测试代码里面抢占不到CPU，是因为高优先级等待时间太少（全是等待1个节拍） 而高优先级的任务差不多要一个节拍才能运行完，所以只有4个任务才能在最高优先级的一个节拍中，抢到运行时间； 而低优先级的任务就没那么好命了； 后面再贴一篇描叙一下实时抢占的原理。   修改 删除 举报 引用 回复

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发表于：2009-01-02 09:25:4310楼 得分:0 补充 第八章 实时性和优先级反转 本来文章算是结束了， 但是考虑到实时性和相关的优先级反转问题， 在实时领域，是个很关键的问题，不提的话，感觉终究不算是完备， 所以画蛇添足，随便写点算了。 首先说多任务， 任务就是让一段“流程”，一般都是一遍又一遍的循环运行（死循环）。 一次“流程”运行一遍之后，常常会等待一段时间， 自己休息休息，也让其他任务也运行一下， 这就是多任务并行。 （大家都有房子住，这才是和谐社会嘛。） 在多任务的系统之中，实时性，就是让当前最高优先级的任务优先运行； 若当前最高优先级的任务不是当前正在运行的任务，那么就要给一个时机（时钟中断）, 让高优先级的任务运行，正在运行的（低优先级）任务等下再运行。 这就是实时系统中的抢占调度。 实时操作系统的本质就是， 让当前最高优先级的任务以最快的速度运行！ 低优先级的任务得等高优先级任务自己挂起或者等待的时候才有机会运行。 由此看来，实时的多任务设计，难度在于： 要保证系统性能满足的需求， 在硬性保证高优先级任务在deadline之前运行完的同时 也要保证低优先级的任务顺利的完成自己的工作。 当然，这里就提出了优先级反转的问题了 典型情况如下： 高优先级的任务A要请求的资源被低优先级任务C所占用， 但是任务C的优先级比任务B的优先级低 于是任务B一直运行，比A低优先级的其他任务也一直能运行， 反而高优先级的任务A不能被运行了。 从实时性上讲，若高优先级在等待一个某个资源， 那么为了保证高优先级任务能顺利运行， 则必须要让当前占用该资源的任务赶紧运行下去，直到把资源释放。 再让高优先级的任务来占用这个资源。 优先级反转在RTOS中是一个很深刻的课题， 目前还没有非常好的解决方案。 在这个问题上，目前业界比较典型的做法是VxWorks的做法 原理如下： 当任务A请求的资源被任务C所占用的时候 则将C的优先级提升到任务A的级别，让占有资源的任务先运行， 这样能在一定程度上解决优先级反转的问题。 但是这样做，事实上破坏了实时系统里面运行优先级的意义... 其他，有些商业RTOS也提出了一些解决方案 比如常见的极限优先级方案： 将使用资源的任务优先级提升到系统最高级别 使得任何使用该资源的任务都能快速通过 但是，对优先级意义的破坏性，比优先级继承方案更大！ 要是那位朋友有兴趣和勇气，提出了一个自己的好的解决方案， 那么在实时操作系统的发展史上，定会记录下你的名字。