目前，大多数的产品开发是在基于一些小容量的单片机上进行的。51系列单片机，是我国目前使用最多的单片机系列之一，有非常广大的应用环境与前景，多年来的资源积累，使51系列单片机仍是许多开发者的首选。针对这种情况，近几年涌现出许多基于51内核的扩展芯片，功能越来越齐全，速度越来越快，也从一个侧面说明了51系列单片机在国内的生命力。
多年来我们一直想找一个合适的实时操作系统，作为自己的开发基础。根据开发需求，整合一些常用的嵌入式构件，以节约开发时间，尽最大可能地减少开发工作量；另外，要求这个实时操作系统能非常容易地嵌入到小容量的芯片中。毕竟，大系统是少数的，而小应用是多数而广泛的。显而易见，uCOS-II是不太适合于以上要求的，而Keil C所带的RTX Tiny不带源代码，不具透明性，至于其FULL版本就更不用说了。
1 KeiI C51与重入问题
说到实时操作系统，就不得不考虑重入问题。对于PC机这样的大内存处理器而言，这似乎并不是一个很麻烦的问题，借用uCOS-II RTOS的说法，即要求在重入的函数内，使用局部变量。但5l系列单片机堆栈空间很小，仅局限在256字节之内，无法为每个函数都分配一个局部堆空间。正是由于这个原因，Keil C51使用了所谓的可覆盖技术：
正是由于以上的原因，在Keil C51环境下，纯粹的函数如果不加处理(如增加一个模拟栈)，是无法重人的。那么在Keil C5l环境下，如何使其函数具有可重人性呢?下面分析在实时操作系统下面，任务的基本结构与模式：
vold TaskA(void*ptr){
UINT8 vaL_a；
//其他一些变量定义
do{
//实际的用户任务处理代码
}while(1)；
}
void TaskB(void*ptr){
UINT8 vaLb；
//其他一些变量定义
do{
Funcl()；
//其他实际的用户任务处理代码
)while(1)；
void Funcl(){
UlNT8 v al_fa；
//其他变量的定义
//函数的处理代码
}
在上面的代码中，TaskA与TaskB并不存在直接或间接的调用关系，因而其局部变量val_a与val_b便是可以被互相覆盖的，即其可能都被定位于某一个相同的RAM空间。这样，当TaskA运行一段时间，改变了val_a后，TaskB取得CPU控制权并运行时，便可能会改变val_b。由于其指向相同的RAM空间，导致TaskA重新取得CPU控制权时，val―a的值已经改变，从而导致程序运行不正确，反过来亦然。另一方面，Funcl()与 TaskB有直接的调用关系，因而其局部变量val_fa与val_b不会被互相覆盖，但也不能保证其局部变量val_fa不会与TaskA或其他任务的局部变量形成可覆盖关系。
将val_a、val_b以及val_fa等局部变量定义为静态变量(加上static指示符)可以解决这一问题。但问题是，定义大量的static类型变量，将导致RAM空间的大量占用，有可能直接导致RAM空间不够用。尤其是在一些小容量的单片机内，一般只有 128或256字节，大量的静态变量定义，在如此小的RAM资源状况下显然就不太合适了。由此而有了另一种的解决方法，如下代码所示：
void TaskC(void){
UINT8 x，v；
whlk(1){
OS_ENTER_CRITICAL()；
x=GetX()； (1)
y=GetY()； (2)
//任务的其他代码
OS_EXIT_CRITICAL()； (3)
0SSleep(100)； (4)
}
}
以上代码TaskC中使用了临界保护的方法来保护代码不被中断占先，确实有效地解决了RAM空间太小，不宜大量定义静态变量的问题。然而如果每个任务都采用此种结构，任务一开始，就关闭中断，将使实时性得不到保证。事实证明，这种延时是相当可观的。用一个实例来说明，如果想在系统中使用一个动态刷新的LED 显示器，就难以保证显示的稳定与连续，哪怕在系统中是使用一个单独的定时器来做这一工作(进入临界区后，EA=0)。其次，这种结构事实上将占先的任务调度转化为非占先的任务调度。实际上如果在(3)与(4)之间没有碰巧发生中断并导致一个任务调度，那就可以理解为是任务主动放弃CPU的控制。如果在 (3)和(4)之间碰巧产生了一个中断并导致了一个任务调度，只是执行了一次多余的任务调度而已，而且并不希望在(3)之后发生2次甚至多次的任务调度，相信读者也有这一愿望。
除此之外，还可以发现任务的一个特点：当任务从(1)重新开始时，局部变量x和y是一个什么值并不在乎，即x和y 即使在(3)之后改变了，也已经不再重要，不会影响程序的正确性。其实这一特点也是大部分任务，至少是太部分任务的大部分局部变量的一个共性――如果任务在整个执行过程中，不会(被占先)放弃CPU控制权，则其局部变量大多数并不需要进行特别的保护，即其作用域只是任务的当次执行，针对上面的代码，就是临界保护区内的代码区域。
2 实时操作系统要不要占先
由上面的分析，如果要保持一个函数可重人，就得使用静态变量，系统的RAM资源将是一个严峻的考验；如果使用临界区来保护运行环境，系统的实时性又得不到保证，而且有将占先式任务调度转为非占先任务调度之虞。显然，使用静态变量简单，但有更多的不适用性，对将来功能的调整也是一个阻碍，一般不被采用。那么，就只能从环境保护上来下功夫了，但是果真只能以进入临界区牺牲系统的实时性来保证任务不被占先?下面看看临界保护这一方法的基本思路：
由此导致的实时性能与占先切换的减弱可以接受。由此可知，不被占先是任务保护局部变量的关键。既然如此，何不舍弃占先式的任务调度?这不失为一个好的出发点。针对Keil C51，非占先式任务调度，可能是一种更好的方法，更能协调51系列单片机的既定资源。下面编写这样一个系统：
3 实时操作系统的实现
基于以上的分析与目的，近日完成了这个操作系统。在堆栈上借用RTx的管理方法，即当前任务使用全部的堆空间，如图1所示。
3.1 堆栈的初始化与任务的创建
堆栈的初始化实际是初始化 0STaskStackBotton数组，并将当前任务指定为空闲任务，下一个运行任务指定为最高优先级任务，即优先级为零的任务。初始化时，将SP的值存人OSTaslkStackBotton[O]，SP+2的值存入OSTaskStacKBotton[1]，依此类推。而任务是调用0STa- skCreate函数建立的。实际上只是将任务(假设为n号任务)的地址填人到对应OSTaskStackBotton[n]所指向的位置，并将SP向后移动2个字节，如图2所示。
为什么要以这样一种规律而不是其他的方式呢?这是由于在任务建立后，还未进行任务调度之前，各任务的堆栈实际上是它们自身的地址，因而其堆栈深度为2，为了程序的简便而直接填入。
void main(void){
OSInit()； ／*初始化OSTaskStackBcBotton队列*／
TMOD=(TMOD&0XFO)│ 0XOl；
TL0=0xBF；
TH0=0xFC；
TRO=1；
ETO=1；
TFO=O：
OSTaskCreate(TaskA，NULL，0)；
OSTaskCreate(TaskB．NULL，1)；
OSTaskCreate(TaskC，NULL，2)；
OSStart()；
上面这段代码中，所有任务建立后，便调用OSStart()开始任务调度。OSStart()是一个宏定义，如下所示：
#deflne OSStart() d0{＼
OSTaskCreate(TaskIdle，NULL，OS_MAX_TASKS)；＼
EA=l：＼
return;＼
}while(O)
首先，它创建了一个空闲任务并打开中断，然后便返回。返回到哪里了呢?我们知道，空闲任务是优先级最低的任务，当调OSTaskCreate建立时，会将其地址填人到SP的位置，并把SP向后移动2个字节(见图2及说明)，因而此时处在堆栈顶端的，一定是空闲任务Taslddle。这就使得这里的 return一定会返回到空闲任务。至此，系统进入正常运行状态。
3.2 任务的切换
任务的切换分两种情况，在当前任务优先级低于下一个取得CPU控制权的任务时，将下一个取得CPU控制权的任务的栈顶到当前任务的栈顶之间的内容向RAM空间的高端搬移，以空出全部的RAM空间作下一个任务的堆空间，同时更新对应的OSTaskStackBotton，使其指向新的正确任务的堆栈栈底。如果当前任务的优先级高于下一个任务的优先级，则作相反的搬移，如图3与图4所示。
所有任务必须主动调用OSSleep，放弃CPU的控制权。任务调用OSSleep后，将选择优先级最高的就绪任务运行。
结 语
系统完成后，内核的代码量在400多个字节左右，占用1个定时器中断及小量的内存空间。系统设置容量为8个任务，用户实际可用任务为7个，能够满足一般需求，也达到了在小容量芯片中应用的开发要求。由于没有采用占先式的任务调度，除开全程相关的个别任务的一些局部变量外，其他局部变量已经不存在覆盖关系，由于是任务主动放弃CPU控制权，对于个别需要保护的变量单独进行处理也变得容易。在系统中，全程不需要反复地开关中断，实时性能也很好。对个别时序要求严格的外设(如DSl8820)除外。
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