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μC/OS-II在80196KC單片機(jī)上的移植
摘要：主要討論了將μC/OS-II實(shí)時操作系統(tǒng)在8019KC單片機(jī)上進(jìn)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(shí)時操作系統(tǒng)進(jìn)行移植的具體實(shí)例。關(guān)鍵詞：80196KC； uC/OS-II；Tasking C；移植
Ｉｎｔｅｌ的８０１９６ＫＣ系列單片機(jī)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(shí)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(shí)例。因此，有必要進(jìn)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(shí)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。
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２�。福埃保梗叮耍玫墓ぷ鳡顟B(tài)
８０１９６ＫＣ是Ｉｎｔｅｌ公司的１６位單片機(jī)，和程序運(yùn)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(jìn)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(jìn)（出）棧，其中ｐｕｓｈ ａ指令將程序狀態(tài)字進(jìn)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(jìn)（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�。裕幔螅耄椋睿� ｃ編譯器的工作細(xì)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(jìn)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(jìn)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(jìn)行訪問，在函數(shù)返回時執(zhí)行ｒｅｔ操作，并對ＳＰ指針進(jìn)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(jìn)中斷后要對臨時寄存器進(jìn)行保護(hù)。因此，應(yīng)在進(jìn)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(xì)節(jié)
在ＯＳＴａｓｋＳｔｋＩｎｉｔ（）中，任務(wù)堆棧區(qū)的構(gòu)造特點(diǎn)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(jìn)行保護(hù)。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(jìn)行保護(hù)的程序，而ＯＳＩｎｔＣｔｘＳｗ，不用，因?yàn)橹袛嗪瘮?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(jìn)中斷時已自動對其保護(hù)。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(jìn)行保護(hù)，因此，對這一寄存器的保護(hù)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(hù)。如果有局部變量，編譯器會自動對框架寄存器進(jìn)行保護(hù)。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(jìn)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(jìn)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(yàn)
圖３是一個點(diǎn)燈程序的主任務(wù)流程。其６個燈中的每一個點(diǎn)燈操作都是一個單獨(dú)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(jìn)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(jìn)行觀察，其結(jié)果與理論分析相符，同時，在連續(xù)運(yùn)行數(shù)天后，沒有發(fā)現(xiàn)死機(jī)和復(fù)位，證明移植成功。
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