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本人從事zigbee的研發(fā)工作已接有多年，在這幾年的技術(shù)之路上收獲了很多，也失去了很多。幾年之后，離開了zigbee研發(fā)崗位，決定寫點什么作為紀(jì)念，另外也希望給后來的學(xué)習(xí)zigbee的同盟們留下一點“磚塊”。 不復(fù)雜的小系統(tǒng)一般設(shè)計成如圖1所示的樣子，這種系統(tǒng)一般稱作為前后臺系統(tǒng)或超循環(huán)系統(tǒng)。整個應(yīng)用程序（整個工程）是一個無限循環(huán)，對于應(yīng)用中的具體操作既是在這個無限循環(huán)中不停地調(diào)用各個相應(yīng)的函數(shù)來實現(xiàn)，這部分可以叫做后臺行為。后臺也叫做任務(wù)級。前臺也叫中斷級。要求實時響應(yīng)的操作一般由中斷服務(wù)來保證。如果前后臺程序需要修改，原先整體的循環(huán)會被打亂的凌亂不堪，循環(huán)的時序也會受到影響，從而也就不能保證修改后的程序繼續(xù)能夠正常無誤工作。這樣就給中大型程序的升級，應(yīng)用的增加，工程的管理帶來的不可避免的麻煩，最壞的情況就是一個程序的升級相當(dāng)于一個工程的重新編寫。  (原文件名:圖片1.JPG) 圖 1 此時就需要引進(jìn)操作系統(tǒng)了，有了操作系統(tǒng)后，整個工程可以被劃分成許多小的模塊（任務(wù)）互相協(xié)調(diào)合作共同完成整個項目，程序修改或者升級時只需要修改對應(yīng)的任務(wù)即可完成，不必改動整個工程，這是筆者認(rèn)為在使用操作系統(tǒng)時最顯而易見的好處。另外，使用操作系統(tǒng)使得程序的各個功能模塊化，利用各種調(diào)度方法（不同操作系統(tǒng)可能不同）實現(xiàn)整個工程，從而也使得大型的程序、雜亂無章的循環(huán)變的盡然有序，程序運行更加安全可靠?，F(xiàn)在在嵌入式領(lǐng)域被廣泛關(guān)注和認(rèn)同的操作系統(tǒng)有uCOS，linux,windowsCE,UCLINUX,等等，據(jù)筆者了解（才疏學(xué)淺），應(yīng)用于8位單片機(jī)并得到了實踐證明的暫時聽說了UCOS以及RTX51就是KEIL公司針對51開發(fā)的一個小型RTOS。RTOS只提供了庫接口函數(shù)，對于學(xué)者和開發(fā)者并不開源，所以使用者和探討者的人數(shù)相對于UCOS并不多，UCOS是一款開源的實時操作系統(tǒng)， UCOS一直受到學(xué)者和開發(fā)者的青睞，但是由于任務(wù)中加入ucos操作系統(tǒng)后編譯所占用的code區(qū)以及XDATA區(qū)增大較多，不適合移植到小容量的單片機(jī)上使用。筆者有幸于2008年接觸到TI公司應(yīng)用與zigbee協(xié)議棧的一款非搶占操作系統(tǒng)，下面將其叫做LTOS（little TI OS or LiTie OS），由于它應(yīng)用簡單方便，，開發(fā)項目穩(wěn)定可靠，便于理解和學(xué)習(xí)，使得操作系統(tǒng)初學(xué)者可以很容易的對操作系統(tǒng)整體有一個全面的了解，所以筆者決定將該操作系統(tǒng)移植出來，放入STC12C60S2單片機(jī)中使用。記錄下該文檔拋磚引玉，使更多人能更快地理解該操作系統(tǒng)并得到的該小型操作系統(tǒng)更好的發(fā)展和應(yīng)用。 一：對TI操作系統(tǒng)初步分析 1．1任務(wù)、事件、消息 剛拿到TI-MAC1.2.1時被該程序搞蒙了，TI-MAC1.2.1的程序竟然是基于他們自己編寫的OS操作系統(tǒng)運行的。說到LTOS操作系統(tǒng)，不得不說說他的任務(wù)、事件和消息機(jī)制。據(jù)筆者理解，任務(wù)就是程序編寫員將預(yù)實現(xiàn)的功能分成不同的模塊，這些模塊之間分工明確并且相互合作，共同完成程序員預(yù)完成的某個項目的整個功能；事件是這些任務(wù)中要處理的某個小功能的口令，比如老師說張三你站起來或坐下，張三聽到站起來就站起來，聽到坐下就坐下，同樣道理，某個任務(wù)得到處理器后，先判斷自己的事件是什么，如果是URAT_Writer則任務(wù)知道是串口寫;而如果是LED_STOP,則任務(wù)知道是小燈停；消息是任務(wù)之間相互通信的方式，任務(wù)之間的數(shù)據(jù)傳輸一是通過消息來實現(xiàn)，二是通過延時設(shè)置任務(wù)來完成。任務(wù)內(nèi)部消息就是一個系統(tǒng)事件。 在進(jìn)入LTOS系統(tǒng)前，先利用osal_init_system()等初始化程序?qū)⒉僮飨到y(tǒng)初始化，主要功能就是內(nèi)存分配函數(shù)的初始化、定時器的初始化以及為任務(wù)的加入。任務(wù)初始化時將任務(wù)按預(yù)先設(shè)定分配了不同的優(yōu)先級，LTOS系統(tǒng)按照賦值的優(yōu)先級順序從高到底不停的掃描這些任務(wù)，查看他們是否被設(shè)置了事件，如果該任務(wù)被設(shè)置了事件，則操作系統(tǒng)將馬上進(jìn)入這個該任務(wù)對應(yīng)的pFnEventProcessor（處理任務(wù)函數(shù)）中執(zhí)行該任務(wù)中的事件。 初始化和任務(wù)加入完成之后就開始進(jìn)入任務(wù)調(diào)度函數(shù)osalNextActiveTask( void )。進(jìn)入任務(wù)調(diào)度函數(shù)首先掃描定時器和串口，查看定時器和串口的變化，然后利用osalNextActiveTask（）函數(shù)查看任務(wù)列表中是否有被設(shè)置了事件的任務(wù)。以下是該函數(shù)的原型： osalTaskRec_t *osalNextActiveTask( void ) { osalTaskRec_t *srchTask; // Start at the beginning srchTask = tasksHead; // When found or not while ( srchTask ) { if (srchTask->events) { //判斷最高優(yōu)先級中有無事件 return srchTask; } srchTask = srchTask->next; } return NULL; } 進(jìn)入該函數(shù)后，讓srchTask指向任務(wù)列表的頭（tasksHead）,然后利用if(srch->events)查看改任務(wù)中是否有事件，如果沒有事件則srchTask指向任務(wù)鏈表的下一個元素，繼續(xù)以上的工作，一旦查到某個任務(wù)有事件就返回任務(wù)的任務(wù)ID。然后利用retEvents = (activeTask->pfnEventProcessor)( activeTask->taskID, events )函數(shù)進(jìn)入改任務(wù)中執(zhí)行事先編寫的函數(shù)。值得注意的是任務(wù)在執(zhí)行完成之后一定要記得將任務(wù)的事件清空，不然返回的retEvents會跟activeTask->events相或（activeTask->events |= retEvents），假如該任務(wù)的優(yōu)先級最高，這樣每當(dāng)程序進(jìn)入下一次的調(diào)度時總會進(jìn)入該任務(wù)中（因為該任務(wù)的事件不曾清空），這樣其余的任務(wù)即使有置位的事件也不會被執(zhí)行。具體的分析將在下一章中利用實驗詳細(xì)講解。 1.2加入自己的任務(wù) 上一節(jié)中講到了操作系統(tǒng)的基本運行方式，運行中涉及的任務(wù)的初始化和運行，下面主要介紹如何加入自己的任務(wù)。 在TI-MAC1.2.1中全部的任務(wù)加入是利用osalAddTasks( void )在初始化時完成的，該函數(shù)屬于應(yīng)用層和OS之間的接口函數(shù)，而單個的任務(wù)加入就在osalAddTasks( void )函數(shù)中利用osalTaskAdd (Task_Init,Task_ProcessEvent, OSAL_TASK_PRIORITY)加入的，其中Task-Init（uint8 task_id）是任務(wù)的初始化函數(shù)，該函數(shù)中系統(tǒng)為任務(wù)分配特定的唯一的ID號；Task_ProcessEvent(uint8 task_id, uint16 events)是任務(wù)的執(zhí)行函數(shù)，該函數(shù)中程序表達(dá)的就是要實現(xiàn)的功能；最后一個參數(shù)OSAL_TASK_PRIORITY是任務(wù)的優(yōu)先級別。 下面以一個小的實驗例子來說明自己的任務(wù)的加入： 該實驗實現(xiàn)一個簡單的功能——LED小燈的閃爍，首先是任務(wù)的初始化函數(shù) void LED1Init(uint8 taskId) { LED1Id=taskId; } taskId是OS系統(tǒng)為該函數(shù)分配的任務(wù)ID，利用該初始化函數(shù)將taskId賦值給LED1Id。 接下來就是任務(wù)的執(zhí)行函數(shù)的編寫 uint16 LED2_ProcessEvent(uint8 taskId, uint16 events) { if(events&MSA_SEND_EVENT) { HalLedSet (HAL_LED_2, HAL_LED_MODE_ON); delay(5000); HalLedSet (HAL_LED_2, HAL_LED_MODE_OFF); osal_start_timerEx(LED1Id,MSA_SEND_EVENT,100); return (events ^ MSA_SEND_EVENT); } return 0; } 最后就利用osalTaskAdd（）函數(shù)將該任務(wù)加入到操作系統(tǒng)中去 void osalAddTasks( void ) { /* HAL Drivers Task */ osalTaskAdd (Hal_Init, Hal_ProcessEvent, OSAL_TASK_PRIORITY_LOW); osalTaskAdd(LED1Init,LED1_ProcessEvent,OSAL_TASK_PRIORITY_MED )； } 二：TI操作系統(tǒng)的運行方式 OS操作系統(tǒng)不是一個完整的操作系統(tǒng)，任務(wù)與任務(wù)之間也不能搶占，只是簡單地利用定時器管理和任務(wù)事件設(shè)置來周而復(fù)始地調(diào)用任務(wù)，與其他的操作系統(tǒng)一樣（ucos,linux）它同樣需要定時器來確定一個系統(tǒng)時鐘tick，在cc2430中是占用一個硬件定時器來定時。每次一個任務(wù)執(zhí)行完后系統(tǒng)都會從高優(yōu)先級到低優(yōu)先級掃描任務(wù)是否被設(shè)置了事件，當(dāng)有任務(wù)被設(shè)置事件時，就馬上進(jìn)入該任務(wù)中。OS操作系統(tǒng)的思想是：保證高優(yōu)先級的任務(wù)有事件時最先得到處理器。在任務(wù)的優(yōu)先級賦值時，MAC Task一般賦最高的優(yōu)先級，這樣是為了使得無線電的發(fā)射和接受提高到最重要的地位。 2.1一些主要的函數(shù) OS操作系統(tǒng)的運行依靠許多重要的函數(shù)，下面介紹一些主要函數(shù)以及其中的參數(shù)。 1 byte osal_set_event(byte task_id,uint16 event_flag) 說明：該函數(shù)與任務(wù)的運行至關(guān)重要，它是為任務(wù)設(shè)置事件的函數(shù)，該函數(shù)被利用為任務(wù)設(shè)置事件標(biāo)示符。 參數(shù)：task_id:欲設(shè)置事件的這個任務(wù)ID，一旦寫入，將為該任務(wù)ID的任務(wù)設(shè)置事件。 event_falg：事件標(biāo)示，該事件標(biāo)示占2個字節(jié)，每個位指定一個事件，只能有一個系統(tǒng)事件，其余的事件位在接受任務(wù)中自行定義。 2 osal_start_timer(uint16 event_id,uint16 timeout_value) 說明：該函數(shù)啟動一個計時器，timeout_value單位時間后為這個函數(shù)現(xiàn)在所處的任務(wù)設(shè)置event_id事件標(biāo)示。 參數(shù)：event_id:同上。 Timeout_value:設(shè)置的時間毫秒數(shù)，當(dāng)時間到是設(shè)置事件。 這個函數(shù)用的不多，為了精確地給出為哪個任務(wù)ID的任務(wù)設(shè)置事件，這個函數(shù)升級為osal_start_timerEx(byte taskID,uint16 event_id,uint16 timeout_value) 其中taskID就是所指出的預(yù)設(shè)置的事件的任務(wù)。也就是說，osal_start_timer()只能為自己所在的任務(wù)設(shè)置事件，而osal_start_timerEx（）不僅可以為自己所在的任務(wù)設(shè)置事件，也可以為其余的任務(wù)設(shè)置事件。 3 byte *osal_msg_allocate( uint16 len ) 說明：分配一個消息緩沖器，供任務(wù)之間利用osal_msg_send()傳送消息。 參數(shù)：len：消息緩沖器的長度。 4 byte osal_msg_deallocate( byte *msg_ptr ) 說明：當(dāng)用消息接受完成之后，取消掉分配的消息緩沖器。 參數(shù)：*msg_ptr：指向預(yù)取消的消息緩沖器的指針。 5 byte osal_msg_send( byte destination_task, byte *msg_ptr ) 說明：該函數(shù)用于源任務(wù)向目的任務(wù)發(fā)送命令，數(shù)據(jù)信息等，目的任務(wù)的標(biāo)示符必須給出一個有效的系統(tǒng)任務(wù)ID，當(dāng)消息發(fā)送成功后會給目的任務(wù)設(shè)置一個事件，該事件為系統(tǒng)事件——SYS_EVENT_MSG. 參數(shù)：destination_task：目的任務(wù)的任務(wù)標(biāo)示 *msg_ptr:指向預(yù)發(fā)送的消息的指針 6 byte *osal_msg_receive( byte task_id ) 說明：該函數(shù)用于一個任務(wù)去接收消息緩沖器中的消息，接收完成之后最好利用osal_msg_deallocate()取消消息緩沖器。 參數(shù)：task_id：接收者的任務(wù)標(biāo)示號，這里要注意的就是task_id并不是發(fā)送消息的任務(wù)的任務(wù)ID而是接收任務(wù)的任務(wù)ID，比如說在MSA的任務(wù)標(biāo)示為MSA_TaskId，在該任務(wù)中接收其余的任務(wù)發(fā)給它的消息就應(yīng)該是osal_msg_receive(MSA_TaskId)。 理解了以上幾個函數(shù)之后，基本上就可以實現(xiàn)一些小的任務(wù)的加入，任務(wù)的執(zhí)行和消息的發(fā)送與接收了。 2.2小實驗驗證系統(tǒng)的運行方式 猜測：OS系統(tǒng)按照任務(wù)的優(yōu)先級從高到底不停的掃描這些任務(wù)，查看他們是否被設(shè)置了事件，如果該任務(wù)被設(shè)置了事件，則操作系統(tǒng)將馬上進(jìn)入這個任務(wù)的pFnEventProcessor（處理任務(wù)函數(shù)）中執(zhí)行程序員預(yù)先編制好的程序。高優(yōu)先級的任務(wù)處理完成后必須取消該任務(wù)的事件，否則處理器一直進(jìn)入該高優(yōu)先級的任務(wù)中，不能正常執(zhí)行低優(yōu)先級的任務(wù)。 實驗?zāi)康模候炞C以上猜測是否正確 實驗器材：zigbee實驗板一套 TI-MAC程序（或者使用移植出來的LTOS以及STC12C60S2實驗板） 實驗步驟： 1：設(shè)置兩個任務(wù)，TASK_LED1和TASK_LED2，TASK_LED1的優(yōu)先級低，TASK_LED2的優(yōu)先級高。 void osalAddTasks( void ) { /* HAL Drivers Task */ osalTaskAdd (Hal_Init, Hal_ProcessEvent, OSAL_TASK_PRIORITY_LOW); /* MAC Task */ osalTaskAdd( LED1Init, LED1_ProcessEvent, OSAL_TASK_PRIORITY_MED ); /* Application Task */ osalTaskAdd( LED2Init, LED2_ProcessEvent, OSAL_TASK_PRIORITY_HIGH ); } 2：在任務(wù)TASK_LED1中為TASK_LED2設(shè)置開燈關(guān)燈事件，并且在TASK_LED2執(zhí)行完任務(wù)后清除事件標(biāo)志。在任務(wù)TASK_LED2中為TASK_LED1設(shè)置開燈關(guān)燈事件，并且TASK_LED1執(zhí)行完成后清除事件標(biāo)志（注意程序中標(biāo)I和II的語句）。運行結(jié)果：兩小燈交替閃爍。 uint16 LED2_ProcessEvent(uint8 taskId, uint16 events) { if(events&LED_START_EVENT) { HalLedSet (HAL_LED_2, HAL_LED_MODE_ON); delay(5000); HalLedSet (HAL_LED_2, HAL_LED_MODE_OFF); osal_start_timerEx(LED1Id,MSA_SEND_EVENT,100); return (events ^ MSA_SEND_EVENT); （I） } return 0; （I） } uint16 LED1_ProcessEvent(uint8 taskId, uint16 events) { if(events & LED_START_EVENT) { HalLedSet (HAL_LED_1, HAL_LED_MODE_ON); delay(5000); HalLedSet (HAL_LED_1, HAL_LED_MODE_OFF); osal_start_timerEx(LED2Id,MSA_SEND_EVENT,100); return (events ^ MSA_SEND_EVENT); （II） } return 0; （II） } 3：TASK_LED1，TASK_LED2互相為對方設(shè)置開燈關(guān)燈事件，并且TASK_LED2執(zhí)行完成后清除事件標(biāo)志，而TASK_LED1運行完成后不清除（去掉I的語句）。運行結(jié)果：兩小燈交替閃爍。 4：TASK_LED1，TASK_LED2互相為對方設(shè)置開燈關(guān)燈事件，并且TASK_LED1執(zhí)行完成后清除事件標(biāo)志，而TASK_LED2運行完成后不清除（去掉II的語句）。運行結(jié)果：LED1和LED2各閃爍一下，不再閃爍，處理器一直進(jìn)入TASK_LED2中。 實驗分析：在初始化時，通過osal_start_TimerEx(1, LED_START_EVENT,100)為任務(wù)TASK_LED1設(shè)置了LED_START_EVENT事件標(biāo)示，于是程序掃描TASK_LED1時知道該任務(wù)中設(shè)置了事件，就進(jìn)入任務(wù)TASK_LED1中，TASK_LED1為TASK_LED2設(shè)置了事件且運行完成后自己的事件標(biāo)志清零了，當(dāng)任務(wù)鏈表從頭掃到尾時，掃到TASK_LED1中沒事件而TASK_LED2中有事件，則進(jìn)入TASK_LED2中，而TASK_LED2中為TASK_LED1設(shè)置了LED_START_EVENT事件，則TASK_LED2執(zhí)行完成之后，任務(wù)鏈表從頭掃到尾，掃到TASK_LED1中有事件，然后又進(jìn)入TASK_LED1中，這樣一直循環(huán)下去。 同過上面的分析不難想到第3步的實驗結(jié)論是正確的，但對于第4步不好理解。其實第4步中的TASK_LED2雖然為TASK_LED1設(shè)置了事件但是自己的事件號沒清除，又因為TASK_LED2的優(yōu)先級高于TASK_LED1，故先掃描到TASK_LED2,于是進(jìn)入TASK_LED2中，TASK_LED2執(zhí)行完成之后任務(wù)鏈表從頭掃描，先掃描到TASK_LED2中有事件又進(jìn)入TASK_LED2中，這樣一直在TASK_LED2中。 實驗結(jié)論：猜測是正確的。 三：揭秘TI操作系統(tǒng)： 3.1：調(diào)度，非搶占，不需重入 調(diào)度是內(nèi)核的主要職責(zé)之一，就是要決定該輪到哪個任務(wù)運行了。多數(shù)實時內(nèi)核是基于優(yōu)先級調(diào)度法的。每個任務(wù)根據(jù)其重要程度的不同被賦予一定的優(yōu)先級?；趦?yōu)先級的調(diào)度法指，CPU 總是讓處在就緒態(tài)的優(yōu)先級最高的任務(wù)先運行。然而，究竟何時讓高優(yōu)先級任務(wù)掌握CPU 的使用權(quán)，有兩種不同的情況，這要看用的是什么類型的內(nèi)核，是非搶占型的還是可搶占型內(nèi)核。 3.1.1 非搶占型內(nèi)核 （Non-Preemptive Kernel） 非搶占型內(nèi)核也叫做不可剝奪型內(nèi)核，不可剝奪型內(nèi)核要求每個任務(wù)自我放棄CPU 的所有權(quán)。不可剝奪型調(diào)度法也稱作合作型多任務(wù)，各個任務(wù)彼此合作共享一個CPU。異步事件還是由中斷服務(wù)來處理。中斷服務(wù)可以使一個高優(yōu)先級的任務(wù)由掛起狀態(tài)變?yōu)榫途w狀態(tài)。但中斷服務(wù)以后控制權(quán)還是回到原來被中斷了的那個任務(wù)，直到該任務(wù)主動放棄CPU 的使用權(quán)時，那個高優(yōu)先級的任務(wù)才能獲得CPU的使用權(quán)。 不可剝奪型內(nèi)核的一個優(yōu)點是響應(yīng)中斷快。在任務(wù)級，不可剝奪型內(nèi)核允許使用不可重入函數(shù)。每個任務(wù)都可以調(diào)用不可重入性函數(shù)，而不必?fù)?dān)心其它任務(wù)可能正在使用該函數(shù)從而造成數(shù)據(jù)的破壞。因為每個任務(wù)要運行到完成時才釋放CPU 的控制權(quán)。 使用不可剝奪型內(nèi)核時，任務(wù)級響應(yīng)時間比前后臺系統(tǒng)快得多。此時的任務(wù)級響應(yīng)時間取決于最長的任務(wù)執(zhí)行時間。不可剝奪型內(nèi)核的另一個優(yōu)點是，幾乎不需要使用信號量保護(hù)共享數(shù)據(jù)。運行著的任務(wù)占有CPU，而不必?fù)?dān)心被別的任務(wù)搶占。但這也不是絕對的，在某種情況下，信號量還是用得著的。處理共享I/O 設(shè)備時仍需要使用互斥型信號量。例如，在打印機(jī)的使用上，仍需要滿足互斥條件。 圖2 示意不可剝奪型內(nèi)核的運行情況，任務(wù)在運行過程之中，[2(1)]中斷來了，如果此時中斷是開著的，CPU 由中斷向量[2(2)]進(jìn)入中斷服務(wù)子程序，中斷服務(wù)子程序做事件處理[2(3)]，使一個有更高級的任務(wù)進(jìn)入就緒態(tài)。中斷服務(wù)完成以后，中斷返回指令[2(4)], 使CPU 回到原來被中斷的任務(wù)，接著執(zhí)行該任務(wù)的代碼[2(5)]直到該任務(wù)完成，調(diào)用一個內(nèi)核服務(wù)函數(shù)以釋放CPU 控制權(quán)，由內(nèi)核將控制權(quán)交給那個優(yōu)先級更高的、并已進(jìn)入就緒態(tài)的任務(wù)[2(6)]，這個優(yōu)先級更高的任務(wù)才開始處理中斷服務(wù)程序標(biāo)識的事件[2(7)]。  (原文件名:圖片2.jpg) 不可剝奪型內(nèi)核的最大缺陷在于其響應(yīng)時間。高優(yōu)先級的任務(wù)已經(jīng)進(jìn)入就緒態(tài)，但還不能運行，要等，也許要等很長時間，直到當(dāng)前運行著的任務(wù)釋放CPU。 3.1.2 可剝奪型內(nèi)核 當(dāng)系統(tǒng)響應(yīng)時間很重要時，要使用可剝奪型內(nèi)核。最高優(yōu)先級的任務(wù)一旦就緒，總能得到CPU 的控制權(quán)。當(dāng)一個運行著的任務(wù)使一個比它優(yōu)先級高的任務(wù)進(jìn)入了就緒態(tài)，當(dāng)前任務(wù)的CPU 使用權(quán)就被剝奪了，或者說被掛起了，那個高優(yōu)先級的任務(wù)立刻得到了CPU 的控制權(quán)。如果是中斷服務(wù)子程序使一個高優(yōu)先級的任務(wù)進(jìn)入就緒態(tài)，中斷完成時，中斷了的任務(wù)被掛起，優(yōu)先級高的那個任務(wù)開始運行。如圖3 所示。  (原文件名:圖片3.jpg) 使用可剝奪型內(nèi)核，最高優(yōu)先級的任務(wù)什么時候可以執(zhí)行，可以得到CPU 的控制權(quán)是可知的。 3.1.3 LTOS的調(diào)度分析 LTOS屬于非搶占型操作系統(tǒng)，所以不必?fù)?dān)心函數(shù)重入的問題，也不必?fù)?dān)心臨界區(qū)的保護(hù)問題，對于沒有任何操作系統(tǒng)使用經(jīng)驗的人來說，學(xué)習(xí)并且分析LTOS操作系統(tǒng)，將使你在最短的時間里對操作系統(tǒng)有一個整體的理解。LTOS中調(diào)度函數(shù) osal_start_system( void ) 函數(shù)分析 void osal_start_system( void ) { UINT16 events; UINT16 retEvents; halIntState_t intState; // Forever Loop while(1) { /* This replaces MT_SerialPoll() and osal_check_timer() */ TaskActive = osalNextActiveTask(); TaskActive是一個全局變量，總是記錄著此刻處于就緒態(tài)的任務(wù)，在LTOS中，所謂就緒態(tài)就是有事件等待處理的任務(wù)。osalNextActiveTask()該函數(shù)是用來尋找此刻有事件并且處于最高優(yōu)先級的任務(wù)，該函數(shù)返回一個指針，指針指向最高優(yōu)先級有事件任務(wù)。 if ( TaskActive ) 如果TaskActive非空，即某個任務(wù)有事件，則進(jìn)入處理函數(shù)中 { HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 events = TaskActive->events; 取得TaskActive中的事件。 // Clear the Events for this task TaskActive->events = 0; 清除TaskActive中的事件，為下一次的調(diào)度作準(zhǔn)備。 HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，還原中斷值 if ( events != 0 ) 此處，不少讀者可能認(rèn)為該判斷可以不要。但是TI程序員寫程序非常的謹(jǐn)慎，為了避免任何一個不可預(yù)知的錯誤，他們總是很小心。 { // Call the task to process the event(s) if ( TaskActive->pfnEventProcessor ) 如果TaskActive中的處理函數(shù)非空。TaskActive->pfnEventProcessor是一個指向任務(wù)的指針，即指向在osal_add_Task()中加入的APPLICATION中設(shè)計的FUNCTION()函數(shù)，不能理解函數(shù)指針的讀者可以想閱讀一些關(guān)于指針的教程。 { retEvents= (TaskActive->pfnEventProcessor)( TaskActive->taskID, events ); 運行函數(shù)(TaskActive->pfnEventProcessor)( TaskActive->taskID, events )，即運行函數(shù)FUNCTION（） // Add back unprocessed events to the current task HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 TaskActive->events |= retEvents; 將函數(shù)的返回值重新賦值給TaskActive->events，這就是為什么任務(wù)函數(shù)執(zhí)行完之后，一定要將事件清空的原因。不清空高優(yōu)先級的任務(wù)中事件，高優(yōu)先級任務(wù)將一直運行，低優(yōu)先級任務(wù)得不到運行。 HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，還原中斷值 } } } // Complete pass through all task events with no activity? } } 該函數(shù)就是整個程序的總調(diào)度，他總是在不停地從高到低掃描每一個任務(wù)，當(dāng)任務(wù)中有事件時，就進(jìn)入到該任務(wù)中去執(zhí)行事件。進(jìn)入該調(diào)度函數(shù)后，程序就這樣無限運行下去，不會退出該調(diào)度函數(shù)了，除非中斷。知道了程序是如何被調(diào)度的，讀者可能還是一頭霧水，不用著急，下一步我們來介紹任務(wù)的加載以及任務(wù)中的事件是如何被加入進(jìn)去的。 3.2：任務(wù)加載 void osal_add_Task(pTaskInitFn pfnInit, pTaskEventHandlerFn pfnEventProcessor, UINT8 taskPriority) { OsalTadkREC_t * TaskNew; OsalTadkREC_t *TaskSech; OsalTadkREC_t **TaskPTR; TaskNew = osal_mem_alloc(sizeof( OsalTadkREC_t)); 申請一塊空間給新的任務(wù) if(TaskNew) { TaskNew->pfnInit = pfnInit; TaskNew->pfnEventProcessor = pfnEventProcessor; TaskNew->taskID = Task_id++; TaskNew->events = 0; TaskNew->taskPriority = taskPriority; TaskNew->next = (OsalTadkREC_t *)NULL; 新任務(wù)中賦初值 TaskPTR = &TaskHead; TaskSech = TaskHead; 以下為將各個任務(wù)一一加入任務(wù)鏈表的操作方法，實現(xiàn)過程中使用了雙重指針，掌握起來會有些困難，不過只要在好好揣摩之，也不難理解。 While(TaskSech) { if(TaskNew->taskPriority > TaskSech->taskPriority) { 如果新任務(wù)的優(yōu)先級高于現(xiàn)在的任務(wù) TaskNew->next = TaskSech; *TaskPTR = TaskNew; 直接讓TaskNew放在TaskPTR指向的地址，TaskPTR先前指向的地址可能為前一個優(yōu)先級高的任務(wù)，這里經(jīng)過比較優(yōu)先級后直接將TaskNew放入TaskPTR指向的地址，也就是讓TaskNew與比他優(yōu)先級低的任務(wù)交換了位置，讓比新任務(wù)優(yōu)先級的任務(wù)往后靠，而新任務(wù)放在了以前這個任務(wù)的地方。筆者在此是這樣理解，如有錯誤，請大家指正。 return; } TaskPTR = &TaskSech->next; TaskSech = TaskSech->next; 如果優(yōu)先級不高于以前的任務(wù)，則繼續(xù)往后找 } *TaskPTR = TaskNew; 連表頭沒有任務(wù)時，直接讓新任務(wù)放入連表頭。新任務(wù)的優(yōu)先級不高于以往任何一個任務(wù)時，則新任務(wù)放于鏈表尾。第一次見識鏈表還能這樣子建立，這種寫法相當(dāng)精妙，讓人不得不感嘆老外做事之用心。 } return; } 3.3：事件設(shè)置函數(shù) 事件被設(shè)置只有一個函數(shù)，就是osal_set_event(),但是設(shè)置的方式有三種： 1直接調(diào)用該函數(shù)為某個任務(wù)設(shè)置事件 2 使用延時設(shè)置事件函數(shù) 3 使用消息，消息會被LTOS默認(rèn)為是一個系統(tǒng)事件（system_event） 下面先分析一下osal_set_event函數(shù) byte osal_set_event( byte task_id, UINT16 event_flag ) { OsalTadkREC_t *srchTask; halIntState_t intState; srchTask = osalFindTask( task_id ); 在任務(wù)鏈表中尋找任務(wù)號為task_id的節(jié)點，并讓srchTash指向該地址 task_id是需要增加事件的任務(wù)號，event_flag為需要設(shè)定的事件號，事件號一般設(shè)置成掩碼方式，比如0x0001,0x0020,0x0004等等，一個十六位的變量可以同時表示16的事件的置位與否，換句話來說，一個任務(wù)中事件數(shù)目不要超過15，讀者可能會疑惑了，剛剛明明說是16怎么一下又變成了15，其實是這樣的，0x8000這個掩碼已經(jīng)被默認(rèn)為系統(tǒng)事件了，所以供我們使用的還有15個掩碼。對于一些小型的工程，每個任務(wù)15個事件號足以應(yīng)對。但是筆者在實際應(yīng)用中發(fā)現(xiàn)有些任務(wù)確確實實需要多余15個的事件來完成整個任務(wù)，這個時候該怎么辦呢？這也是有辦法的，將所有要處理的事件分門別類，一類為系統(tǒng)事件，一類為其余事件。系統(tǒng)事件的觸發(fā)是通過消息來完成的，任務(wù)自己給任務(wù)自己發(fā)送消息同樣是可以的，這樣系統(tǒng)事件就可以再利用消息中的變量來判斷更多的事件標(biāo)志從而達(dá)到更多事件的觸發(fā)了。但是筆者在移植該操作系統(tǒng)時，考慮到“弱功能”單片機(jī)的資源有限，并沒有將消息隊列移植出來。這就需要讀者在做項目規(guī)劃的時候就將各個任務(wù)分配好，考慮項目是劃分為3個任務(wù)還是4個任務(wù)或者更多。每個任務(wù)所做的事情不得超過十五個事件就可以了，或者使用全局變量定義標(biāo)志位，同樣可以達(dá)到擴(kuò)展事件的目的。 if ( srchTask ) { 如果找到了合適的節(jié)點 // Hold off interrupts HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 // Stuff the event bit(s) srchTask->events |= event_flag; 將事件掩碼賦給節(jié)點中的events元素，請注意：上節(jié)中所講解的osalNextActiveTask()函數(shù)為什么能搜索到有事件的任務(wù)呢，就是因為這里給任務(wù)加了事件。 // Release interrupts HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(intState); 宏，還原中斷值 } else return ( INVALID_TASK ); return ( ZSUCCESS ); } 3.4：事件設(shè)置方式 在前面介紹了事件設(shè)置函數(shù)，下面介紹設(shè)置事件的另外兩種方式。 3.4.1 延時為某個任務(wù)設(shè)置事件 byte osal_start_timerEx( byte taskID, UINT16 event_id, UINT16 timeout_value ) { 在該函數(shù)中taskID是預(yù)設(shè)置事件的任務(wù)號，evnet_id為預(yù)設(shè)置的事件，timeout_value為延時多少個時間刻度再設(shè)置事件，實際延時的時間為timeout_value*（1/系統(tǒng)頻率）。比如系統(tǒng)頻率為100，即10ms周期。那么設(shè)置timeout_value為100，實際時間也就是1s。 halIntState_t intState; osalTimerRec_t *newTimer; HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION( intState ); // Hold off interrupts. 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 // Add timer newTimer = osalAddTimer( taskID, event_id, timeout_value ); 在此又要引入一個鏈表了------時間鏈表，時間鏈表的各個節(jié)點有三個主要元素:記錄時間的變量，記錄任務(wù)號的變量和記錄事件的變量。osalAddTimer函數(shù)就是以某個任務(wù)的任務(wù)號作為主要信息來增加節(jié)點，osalAddTimer函數(shù)先判斷這個任務(wù)在之前有無添加過時間節(jié)點并還沒有被利用，如果有則直接修改該時間節(jié)點將最新延時時間放入，如果這個任務(wù)之前沒有添加時間節(jié)點或時間節(jié)點已經(jīng)被利用并刪除，則重新申請空間并添加一個節(jié)點。添加完后返回該節(jié)點的地址。 if ( newTimer ) { 如果添加成功 // Does the timer need to be started? if ( timerActive == FALSE ) { timerActive為一個全局變量，用來判斷定時器是否開啟了，這里如果沒有開啟，則馬上開啟定時器，使得定時器開始運作。 osal_timer_activate( TRUE ); 定時器運作函數(shù)，這個函數(shù)最終會被一個跟硬件定時器打交道的函數(shù)代替 } } HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION( intState ); // Re-enable interrupts. 宏，還原中斷值 return ( (newTimer != NULL) ? ZSUCCESS : NO_TIMER_AVAIL ); } 3.4.2 消息為某個任務(wù)添加事件，添加的事件為系統(tǒng)事件 byte osal_msg_send( byte destination_task, byte *msg_ptr ) { destination_task為需要接收消息的任務(wù)，msg_prt為指向消息的指針。在使用消息發(fā)送函數(shù)之前，要先使用osal_msg_allocate(len))來動態(tài)申請一個空間存放該消息，用完該消息后同樣得調(diào)用osal_msg_deallocate((uint8 *) pMsg)函數(shù)來釋放動態(tài)申請的空間。 if ( msg_ptr == NULL ) return ( INVALID_MSG_POINTER ); 消息為空的話直接返回錯誤指示信息 if ( osalFindTask( destination_task ) == NULL ) { osal_msg_deallocate( msg_ptr ); return ( INVALID_TASK ); } 如果找不到需要接收消息的任務(wù)，說明該函數(shù)絕對被錯誤調(diào)用了，另外直接釋放動態(tài)申請的空間 // Check the message header if ( OSAL_MSG_NEXT( msg_ptr ) != NULL || OSAL_MSG_ID( msg_ptr ) != TASK_NO_TASK ) { osal_msg_deallocate( msg_ptr ); return ( INVALID_MSG_POINTER ); } 如果msg_ptr的指針指向地址不正確，直接釋放動態(tài)申請的空間。 OSAL_MSG_ID( msg_ptr ) = destination_task; // queue message osal_msg_enqueue( &osal_qHead, msg_ptr ); 將信號放入消息隊列中 // Signal the task that a message is waiting osal_set_event( destination_task, SYS_EVENT_MSG ); 設(shè)置為系統(tǒng)事件 return ( ZSUCCESS ); } 事實上考慮到小型單片機(jī)code與xdata，RAM都比較小這個事實，我并沒有將消息以及消息隊列這個功能移植過來。其實利用延時設(shè)置事件、直接設(shè)置事件以及15個事件號已經(jīng)足以完成許多中小心的程序工程。再大點的工程可能小單片機(jī)也吃不消了，那個時候需要考慮的不是增加操作系統(tǒng)了 ，而是要考慮跟換單片機(jī)。 3.5：TICK,時間單位，硬件定時器 在介紹完任務(wù)和事件的加入之后，我們開始闡述一個隱蔽于LTOS操作系統(tǒng)身后但又十分重要的概念-----系統(tǒng)時鐘。 LTOS需要用戶提供周期性信號源，用于實現(xiàn)事件的定時判斷事件延時時間到并將事件置位。節(jié)拍率應(yīng)在每秒10 次到1000 次之間，或者說10 到1000Hz。時鐘節(jié)拍率越高，系統(tǒng)的額外負(fù)荷就越重。時鐘節(jié)拍的實際頻率取決于用戶應(yīng)用程序的精度。TI在他們的zigbee協(xié)議棧TI-MAC1.2.1就是使用了1000HZ的時鐘頻率。在此提出一點異議請讀者注意，筆者主要講解的是將LTOS移植到“弱功能”單片機(jī)上使用，所以并不提倡使用太高精度的時鐘頻率，這樣會給小型單片機(jī)單來太多的額外負(fù)擔(dān)，建議使用100HZ的系統(tǒng)時鐘。時鐘節(jié)拍源可以是專門的硬件定時器，也可以是一些外部信號源。 對于osalTimerUpdate( UINT8 updateTime ) 函數(shù)分析 static void osalTimerUpdate( uint16 updateTime ) { halIntState_t intState; osalTimerRec_t *srchTimer; osalTimerRec_t *prevTimer; osalTimerRec_t *saveTimer; HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION( intState ); // Hold off interrupts. 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 // Update the system time osal_systemClock += updateTime; osal_systemClock 是一個全局變量，用于知道系統(tǒng)從啟動到現(xiàn)在一直運行了多少個系統(tǒng)時鐘，updataTime是時間走動刻度，一般取1。該函數(shù)在系統(tǒng)定時器的中斷函數(shù)中調(diào)用。比如，系統(tǒng)的頻率設(shè)置為100，那么也就是定時器的時間設(shè)置成10MS,每10MS進(jìn)入一次定時器中斷，然后執(zhí)行該osalTimerUpdate（）函數(shù)。 // Look for open timer slot if ( timerHead != NULL ) { 對時間鏈表頭的分析。頭不為空就進(jìn)入處理函數(shù)。那么時間鏈表頭怎么樣才不為空呢，也就是osalAddTimer（）函數(shù)至少被調(diào)用了一次，換句話說，也就是只少有一個任務(wù)利用osal_start_timerEx()函數(shù)為其余任務(wù)或自己增加延時任務(wù)，時間鏈表中的節(jié)點的結(jié)構(gòu)體中的timeout成員會被加入時間值來代表某個任務(wù)多久之后觸發(fā)特定事件。這里聽著可能有點繞口，不過慢慢往后看，就能明白。 // Add it to the end of the timer list srchTimer = timerHead; prevTimer = (void *)NULL; // Look for open timer slot while ( srchTimer ) { // Decrease the correct amount of time if (srchTimer->timeout <= updateTime) 如果時間鏈表中的某個節(jié)點結(jié)構(gòu)體中timeout 成員變量值已經(jīng)小于等于系統(tǒng)時間走動刻度，說明該節(jié)點的時間已到，也可以理解為到時候設(shè)置事件了。 srchTimer->timeout = 0; 直接將該小于等于系統(tǒng)時間走動刻度的變量清零。 else srchTimer->timeout = srchTimer->timeout - updateTime; 如果timeout 成員變量值還比較大，說明他的時間還沒有到，就必須減去系統(tǒng)時間走動刻度讓他一步步減小，如同時光一點點流逝。 // When timeout, execute the task if ( srchTimer->timeout == 0 ) { 時間已到的鏈表節(jié)點 osal_set_event( srchTimer->task_id, srchTimer->event_flag ); 給指定任務(wù)號的任務(wù)設(shè)置事件。 // Take out of list if ( prevTimer == NULL ) timerHead = srchTimer->next; 將該節(jié)點從鏈表中剔除 else prevTimer->next = srchTimer->next; // Next saveTimer = srchTimer->next; // Free memory osal_mem_free( srchTimer ); 由于時間鏈表中的節(jié)點空間是動態(tài)申請的，所以剔除完鏈表中的節(jié)點后，要將申請的空間釋放。 srchTimer = saveTimer; } else { // Get next prevTimer = srchTimer; srchTimer = srchTimer->next; 向后繼續(xù)尋找 } } } HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION( intState ); // Re-enable interrupts. 宏，還原中斷值 } 任務(wù)的調(diào)度、事件的加入、系統(tǒng)時鐘中的時間刻度的走動，這些智慧碰撞于一起最終使一個系統(tǒng)動態(tài)地運作了起來。 3.6：內(nèi)存管理與分配 在前面講解到的時間鏈表的建立、任務(wù)鏈表的建立都離不開內(nèi)存的動態(tài)分配與釋放，下面分析關(guān)于內(nèi)存管理的幾個函數(shù)。 在TI的zigbee程序TI-MAC1.2.1中，在XDATA定義了一個1024字節(jié)的數(shù)組，后續(xù)全部的動態(tài)空間申請與釋放都是在這個數(shù)組中實現(xiàn)。 void osal_mem_init( void ) { 初始化函數(shù)，主要完成了內(nèi)存分配數(shù)組的初始化 osalMemHdr_t *tmp; // Setup a NULL block at the end of the heap for fast comparisons with zero. tmp = (osalMemHdr_t *)theHeap + (MAXMEMHEAP / HDRSZ) - 1; 找到分配數(shù)組的尾部 *tmp = 0; 賦零，便于在使用該動態(tài)內(nèi)存時判斷是否到了尾部，也就是說判斷是否還有空間能夠分配 // Setup a small-block bucket. tmp = (osalMemHdr_t *)theHeap; 找到分配數(shù)組的頭 *tmp = SMALLBLKHEAP; LTOS中將動態(tài)分配的空間劃分為了兩塊，一個為小空間分配塊ff1，專門用來負(fù)責(zé)分配給小于16個字節(jié)的空間分配。另一塊為大空間分配塊ff2，用于分配給大于16個字節(jié)的空間分配。將SMALLBLKHEAP這個常數(shù)賦值給頭，SMALLBLKHEAP這個常數(shù)在TI-MAC1.2.1中設(shè)置為232，表示小空間分配塊有232個字節(jié)長度，大空間分配塊有（1024-232-2）個長度，為什么是1024-232-2而不是1024-232，讀者讀完下面的分析就能明白。如下圖4  (原文件名:圖片4.JPG) 被分配的空間總是比實際要分配的空間多HDRSZ個字節(jié)，在8位單片機(jī)中，HDRSZ為2個字節(jié)，前一個字節(jié)用來表示這個分配空間被使用了沒有，使用了就將該字節(jié)的最高位置一，沒使用就清零。后一個字節(jié)表示該空間的長度。所以由于232個字節(jié)的長度的分配空間占用了兩個字節(jié)的頭，此時就必須1024-232-2。 // Setup the wilderness. tmp = (osalMemHdr_t *)theHeap + (SMALLBLKHEAP / HDRSZ); *tmp = ((MAXMEMHEAP / HDRSZ) * HDRSZ) - SMALLBLKHEAP - HDRSZ; #if ( OSALMEM_GUARD ) ready = OSALMEM_READY; #endif // Setup a NULL block that is never freed so that the small-block bucket // is never coalesced with the wilderness. ff1 = tmp; 讓ff1先指向大空間分配塊，然后在該處給ff2分配一個0字節(jié)長度的空間，最后讓ff1指向小空間分配塊。這樣就巧妙地將小空間分配塊與大空間分配塊分開了。值得注意的是，當(dāng)小空間分配塊ff1的空間被耗盡后也可以繼續(xù)在大空間分配塊ff2中分配。 ff2 = osal_mem_alloc( 0 ); ff1 = (osalMemHdr_t *)theHeap; } 對于分配內(nèi)存函數(shù)的分析： void *osal_mem_alloc(UINT16 size ) { osalMemHdr_t *prev; osalMemHdr_t *hdr; halIntState_t intState; UINT16 tmp; byte xdata coal = 0; #if ( OSALMEM_GUARD ) // Try to protect against premature use by HAL / OSAL. if ( ready != OSALMEM_READY ) { osal_mem_init(); 調(diào)用初始化函數(shù)，這里可能造成編譯器的遞歸調(diào)用警告 } #endif size += HDRSZ; 預(yù)分配的長度加上標(biāo)志頭的長度，如前面所說，標(biāo)志頭的長度為兩個字節(jié)，第一個字節(jié)表示該空間被使用沒，第二個字節(jié)表示申請的長度 // Calculate required bytes to add to 'size' to align to halDataAlign_t. if ( sizeof( halDataAlign_t ) == 2 ) { size += (size & 0x01); } else if ( sizeof( halDataAlign_t ) != 1 ) { const byte mod = size % sizeof( halDataAlign_t ); if ( mod != 0 ) { size += (sizeof( halDataAlign_t ) - mod); } } 以上是對于size長度的一些計算，主要是針對不同位數(shù)的處理器，使size作一個靠齊處理。 HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION( intState ); // Hold off interrupts. 宏，保存此時的EA寄存器值，然后關(guān)閉中斷 // Smaller allocations are first attempted in the small-block bucket. if ( size <= OSALMEM_SMALL_BLKSZ ) { 如果要分配的空間比較小，小于OSALMEM_SMALL_BLKSZ（16），就直接在小長度分配空間分配 hdr = ff1; } else { 否則，說明要分配的空間比較大，在大長度分配空間分配 hdr = ff2; } tmp = *hdr; 將此處的空間頭的值取出來賦給tmp，也就是上面介紹的頭兩個字節(jié) do { if ( tmp & OSALMEM_IN_USE ) 判斷tmp的最高位是否被置一了，也就是判斷這塊空間是否被用了，如果被用了則繼續(xù)往后尋找。 { tmp ^= OSALMEM_IN_USE; coal = 0; 當(dāng)空間被動態(tài)分配和釋放多次以后，就會形成一種每個動態(tài)分配內(nèi)存機(jī)制都會碰到的問題----內(nèi)存碎片，當(dāng)程序要分配一個連續(xù)的大空間時，就需要將以前被分散的小空間聯(lián)合起來，coal這個變量就是用在將幾塊連續(xù)打散的空間合并的判斷變量，判斷coal即可知道內(nèi)存快是否連續(xù)。如下圖5中，紅色的塊表示未使用的塊，黃色的塊表示已經(jīng)使用的塊，如果要在這個空間中分配大小為3的內(nèi)存，就必須跨過這些黃色的塊，使用最后一個連續(xù)的紅塊。而前面的紅塊成為了內(nèi)存碎片。  (原文件名:圖片5.JPG) } else { if ( coal != 0 ) { *prev += *hdr; 這里的一段程序主要是用來判斷如何分配一塊合適的內(nèi)存給應(yīng)用程序，當(dāng)內(nèi)存區(qū)沒有內(nèi)存碎片時，這時申請內(nèi)存就直接到內(nèi)存分配塊分配，這個時候不用操心內(nèi)存碎片以及內(nèi)存合并的事，直截了當(dāng)分配就是。一旦需要分配大的內(nèi)存并且存在內(nèi)存碎片時，就必須操心更多的事了。判斷以下幾種情況： 1是否有一塊沒使用的空間大于欲分配的空間，有則直接分配。 2若沒有，則合并內(nèi)存塊，直到合并到連續(xù)的塊并且空間足夠大 3 若沒有連續(xù)可加起來滿足條件的塊，則((void *)NULL). if ( *prev >= size ) { hdr = prev; tmp = *hdr; break; } } else { if ( tmp >= size ) { break; } coal = 1; prev = hdr; } } hdr = (osalMemHdr_t *)((byte *)hdr + tmp); tmp = *hdr; if ( tmp == 0 ) { hdr = ((void *)NULL); break; } } while ( 1 ); 直到按照以上條件分配完成，退出循環(huán) if ( hdr != ((void *)NULL)) { 下面的程序主要將被分配的空間與剛才分配的實際空間作一個差值，比較這個差值的大小。如果這個值很大，說明這塊空間還有很多能夠利用的余地，于是先將這個空間重新分割開以便接下來的繼續(xù)分配使用，然后在已經(jīng)分配的空間上打上已用的標(biāo)記；如果這個值不大，說明空間利用的差不多了，還算合理了，就不分割，直接打上已用的標(biāo)記。 tmp -= size; // Determine whether the threshold for splitting is met. if ( tmp >= OSALMEM_MIN_BLKSZ ) { // Split the block before allocating it. osalMemHdr_t *next = (osalMemHdr_t *)((byte *)hdr + size); *next = tmp; *hdr = (size | OSALMEM_IN_USE); 分割在此 } else { *hdr |= OSALMEM_IN_USE; } hdr++； } HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION( intState ); // Re-enable interrupts. return (void *)hdr; } void osal_mem_free( void *ptr ) { osalMemHdr_t *currHdr; halIntState_t intState; #if ( OSALMEM_GUARD ) // Try to protect against premature use by HAL / OSAL. if ( ready != OSALMEM_READY ) { osal_mem_init(); } #endif HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION( intState ); // Hold off interrupts. currHdr = (osalMemHdr_t *)ptr – 1； *currHdr &= ~OSALMEM_IN_USE; 釋放空間的函數(shù)相對于申請空間的函數(shù)要簡單許多，直接將欲釋放空間的頭的被使用標(biāo)志清除了即可 if ( ff1 > currHdr ) { 這里可能會讓不少讀者疑惑：ff1為數(shù)組的頭，怎么也不可能指向比currHdr還靠后的的地址，怎么可能大于currHdr呢。其實這是有可能的，上面已經(jīng)提到，當(dāng)ff1的空間被分配完時，是可以通過osal_mem_kick( void )函數(shù)，讓ff1指向ff2的地址繼續(xù)分配的，這種情況下，ff1被移動到了后面去了，但是currHdr可能是ff1在數(shù)組頭時分配的一塊空間，這時必須讓ff1前移來表示著ff1處繼續(xù)有可用空間了。 ff1 = currHdr; ｝ HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION( intState ); // Re-enable interrupts. } 五 內(nèi)核移植： 筆者將LTOS移植出來了，放入STC12C60S2中運行起來，LTOS工程中建立了六個任務(wù)，每個任務(wù)負(fù)責(zé)點亮一個由P1口控制的小燈，產(chǎn)生跑馬燈效果。移植工程見萬能配置文件夾。下面介紹一下移植工程中需要修改的地方。 5.1：與芯片相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) Type.h 中 // Data typedef unsigned char BYTE; typedef unsigned short WORD; typedef unsigned long DWORD; // Unsigned numbers typedef unsigned char UINT8; typedef unsigned char byte; typedef unsigned short UINT16; typedef unsigned short INT16U; typedef unsigned long UINT32; typedef unsigned long INT32U; typedef unsigned char halDataAlign_t; // Signed numbers typedef signed char INT8; typedef signed short INT16; typedef signed long INT32; 5.2與芯片相關(guān)的中斷開關(guān)： Type.h 中 #define HAL_ENABLE_INTERRUPTS() st( EA = 1; ) #define HAL_DISABLE_INTERRUPTS() st( EA = 0; ) #define HAL_INTERRUPTS_ARE_ENABLED() (EA) typedef unsigned char halIntState_t; #define HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION(x) st( x = EA; HAL_DISABLE_INTERRUPTS(); ) #define HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(x) st( EA = x; ) #define HAL_CRITICAL_STATEMENT(x) st( halIntState_t s; HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION(s); x; HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(s); ) 5.3：芯片定時器實現(xiàn)內(nèi)核TICK 定時器的更改，本例子中利用STC12C60S2的PCA作為系統(tǒng)定時器 Timer6.c中 初始化程序： void OSAL_TIMER_TICKINIT(void) { CMOD = 0X80; CCON = 0X00; CL = 0X00; CH = 0X00; IP |= 0x80; IPH |= 0x80; CCAP0L = channel0_10ms_l; CCAP0H = channel0_10ms_h; CCAPM0 = 0X49; } 中斷函數(shù)： void timer_interrupt(void ) PCA_Routine { halIntState_t intState; OSAL_TIMER_TICKSTOP(); HAL_ENTER_CRITICAL_SECTION( intState ); CCF0 = 0; osal_update_timers( ); CCAP0L += channel0_10ms_l; CCAP0H += channel0_10ms_h; HAL_EXIT_CRITICAL_SECTION(intState); OSAL_TIMER_TICKSTART(); } 5.4：內(nèi)存中可分配單元的定義 本例子中分配STC12C60S2單片機(jī)的XDATA中768個字節(jié)的空間供系統(tǒng)調(diào)用，另外一些可用于其余的全局變量或作為緩沖 Osal_memory.c中 #define MAXMEMHEAP 768 #if defined( EXTERNAL_RAM ) static byte *theHeap = (byte *)EXT_RAM_BEG; #else static halDataAlign_t xdata _theHeap[ MAXMEMHEAP / sizeof( halDataAlign_t ) ]; static byte *theHeap = (byte *)_theHeap; #endif 結(jié)束語：LTOS講解以及移植過程全部完成了，由于本人接觸操作系統(tǒng)的經(jīng)驗并不是特別豐富，所以以上講解中難免不出現(xiàn)錯誤或有出入的地方，望各位經(jīng)驗豐富的研究人員和學(xué)者加以指正。 最后，談一點點我個人對于技術(shù)研發(fā)這個職位的看法，做為技術(shù)人員，大家都覺得工資高，工作穩(wěn)定，還能學(xué)到很多 的東西。是大部份走出校門或性格內(nèi)向，或希望過平靜生活的人的必然選擇。其實，你們有沒有問過自己，這條路到底走對了嗎？ 一個剛畢業(yè)的大學(xué)生，從事銷售和從事技術(shù)兩種不同的工作，可能工資的差距會達(dá)到數(shù)倍之遠(yuǎn)。對于初出校門的人來說，不無一種極端的誘惑力。剛畢業(yè)的年青人，當(dāng)然會果斷的選擇技術(shù)之路。 兩年后，我們再看看，由于經(jīng)驗的積累，做業(yè)務(wù)的積累了部份客戶資源，做技術(shù)的積累了好的經(jīng)驗，在各自的領(lǐng)域內(nèi)都大展開了手腳，收入也基本接近了。 再以后呢，技術(shù)之路越來越難走，畢竟做技術(shù)需要的大量的時間和精力，否則就跟不上現(xiàn)在時代的技術(shù)更新了，做業(yè)務(wù)的呢，客戶群越來越大，經(jīng)驗越來越豐富，誰的收入會更高？ 兩種不同的職業(yè)，它們有著各自不同的特點，技術(shù)行業(yè)是個撐不死，飽不了的地方，而銷售行業(yè)則是沒有盡頭的發(fā)展之路。 過了三十歲，大家會選擇什么呢，結(jié)婚、生子，人生的一條老路， 到了三十歲，你還有自信面對繁重的工作嗎？你有剛出社會的人的活力嗎？你能和他們比工作時間，玩命地在老板面前表現(xiàn)嗎？你能丟下妻兒出差一、兩個月嗎？ 比之于我們的生活和人際關(guān)系及工作，那些從事售前和市場開發(fā)的朋友，卻有比我們多的多的工作之外的時間，甚至他們工作的時間有的時候是和生活的時間是可以兼顧的，他們可以通過市場開發(fā)，認(rèn)識各個行業(yè)的人士，可以認(rèn)識各種各樣的朋友，他們比我們坦率說更有發(fā)財和發(fā)展的機(jī)會，只要他們跟我們一樣勤奮。（有一種勤奮的普通人，如果給換個地方，他馬上會成為一個勤奮且出眾的人。） 有人會說，我有了技術(shù)！ 技術(shù)經(jīng)驗是什么？一些老的，過去了的東西，他代表著你所留戀的過去，你所放不下的那一部份，你會以經(jīng)驗來判別事物，選擇工作方法。在新老技術(shù)交替的時間內(nèi)，經(jīng)驗可以起到承前啟后的作用，讓你威風(fēng)八面?？墒?，你還會用到多少十年以前的芯片呢？ 大家所掌握的技術(shù)終會過時，腦子僵化的時候總會到來。那時，你何去何從？ 當(dāng)然，我并不是說技術(shù)就一無是處了，許多做技術(shù)的朋友都是貧苦出生，也有許多的朋友是不得以慢慢走上這條道路，也許有的朋友完全出于興趣愛好，出于興趣愛好的我先撇開不談，因為愛好這個東西可以使你無欲無求而只求與它。我們都需要靠自己的雙手去創(chuàng)造未來，我只是想說不要一輩子只靠技術(shù)活著，不要一輩子只會一點技術(shù)。其實做技術(shù)的人往往思維慎密，做事謹(jǐn)慎，并且由于以前有很相當(dāng)長時間的技術(shù)積累，以至于很容易跟討論技術(shù)的客戶溝通起來，所以說做技術(shù)的人很應(yīng)該多拿出一點時間和精力去培養(yǎng)別的才能（比如口才，銷售，管理）。我只是奉勸那些學(xué)習(xí)技術(shù)的朋友，千萬不要拿科舉考試樣的心態(tài)去學(xué)習(xí)技術(shù),對技術(shù)的學(xué)習(xí)幾近的癡迷，想掌握所有所有的技術(shù)，以讓自己成為技術(shù)領(lǐng)域的權(quán)威和專家，但是我們的國家沒有那么多的研究院去容下我們這么多的高手，等到年紀(jì)來了就開始感嘆懷才不遇了。 技術(shù)僅僅是一個工具，是你在人生一個階段生存的工具，你可以一輩子喜歡他，但最好不要一輩子靠它生存。擺弄電子是我的愛好，也是一個工具，我跟大家一樣每天像毒癮犯了似的偷偷跑到Ourdev論壇里瞄瞄有無新的帖子，也潛水很久，今天終于按捺不住寫出一些東東，僅屬于個人愚見，歡迎大家拍磚，。 |
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