微型抢占式多任务实时内核设计

??周期性定时和一次性定时是通过timerId来区分的。如果timeId为64，为一次性定时；如果timerId不大于32，则为周期性定时。用os_timers数组记录定时器信息，用16位的os_timerState表示定时器的状态。如果os_timerState的二进制数的第N位为1，则表示os_timers[N]空闲可用。

??对周期性定时器，每隔定时时长的时间，内核就调用的lpTimerFunc指向的函数，并且将timerId以消息的方式发送给任务，对任务的动态优先级的影响与普通消息一样。因此，要想取得实时性较好的定时器，只需将timerId设在0~15之间。与一次性定时相关的是睡眠函数和限时等待同步对象的函数。任务使用这两个函数而进入休眠态后，在定时时间到时，内核将其恢复为就绪态，并自动释放定时器资源。系统定时处理的核心代码如下：

if( !(--pTimer->elapse) ){ /*elapse减为零表示时间到*/

if( pTimer->lpTimerFunc)(*pTimer->lpTimerFunc)(pTimer->

taskId,pTimer->timerId);

switch( pTimer->timerId&0xF0 ){

case SLEEP_ID: /*一次性定时*/

os_slpState |= taskMask; /*结束休眠态*/

os_timerState |= timerMask; /*释放定时器*/

break;

case 0x00: /*发送紧急级定时器消息*/

pTCB->msg[0] |= os_maskTable[pTimer->timerId];

os_rdyhState |= os_maskTable[pTCB->priority ];;

break;

case 0x10: : /*发送普通级定时器消息*/

pTCB->msg[1] |= os_maskTable[pTimer->timerId&0x0f];

os_rdyState |= os_maskTable[pTCB->priority ];;

}

}

5 同 步

??抢占式多任务下，低优先级的任务可以被高优先级任务打断执行。以常规方式访问共享变量或资源时，会出现奇怪的结果。比如，一个任务调用printf(“12345”)试图在输出设备上输出“12345”，但执行中被高优先级任务打断；而高优先级任务也调用printf(“67890”)试图输出“67890”，最终的输出结果可能是“1267890345”之类。这就是多任务环境下的任务同步问题。　

??同步方式有两种，一种为用户同步方式，不需要与内核打交道，具有速度快的优点，但只适合保护执行时间短的代码；另一种是内核同步方式，需要通过内核来实现，速度相对较慢，但可保护执行时间长的代码。

    5.1 用户同步方式

??用户方式下的同步是通过关键代码段（critical section）保护来实现。关键代码段是指这样一小段代码，它执行时必须独占对某些共享资源的访问权，不允行被其它试图访问该资源的代码打断。最简单的是得用关/开中断来实现，优点是速度极快，缺点是带来中断延迟，只适合执行时间极短的代码段。另一简单的方案是通过加锁/解锁调度器来实现，即在关键代码段执行期间禁止内核进行任务切换。采用这种方法，不会带来中断延迟，但带来了调度延迟。在MicroStar中，对os_nLayers加1即可锁定调度器，减1即可解锁。但

《微型抢占式多任务实时内核设计(第5页)》