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uC/OS-II內(nèi)核超時(shí)等待機(jī)制的分析
畢業(yè)論文
摘要：本文從源代碼角度了uC/OS-II內(nèi)核超時(shí)等待機(jī)制，證實(shí)在1定情況下超時(shí)時(shí)間間隔不準(zhǔn)確，在時(shí)間間隔到期的情況下，內(nèi)核仍有可能返回成功，這不符合1般的操作系統(tǒng)原理。另外，結(jié)合超時(shí)等待機(jī)制的通用模型以及1些主流內(nèi)核的實(shí)現(xiàn)，提出了這1不足之處的改正方法。
關(guān)鍵詞：超時(shí)等待；資源；內(nèi)核
Abstract:Waiting-timeout of kernel is analyzed from source code in this paper.It indicates waiting-timeout of uC/OS-II is not correst in some case. kernel can return success while it is time out.This is not correst.Based on the general type of Waiting-timeout of kernel and the other main real-time kernel ,a method is advanced to resolve this problem in the end.
Key words: waiting-timeout;resource;kernel
1 引言
uC/OS-II是著名的源碼公開的實(shí)時(shí)內(nèi)核[1]，是專為嵌入式設(shè)計(jì)的，可用于各類8位16位和32位單片機(jī)或DSP�，F(xiàn)在有很多使用者正在或已經(jīng)將其移植到各種類型的芯片。因?yàn)樵创a公開，uC/OS-II也經(jīng)常被作為嵌入式實(shí)時(shí)內(nèi)核的教材，為專業(yè)人員提供了實(shí)時(shí)內(nèi)核的難得機(jī)會(huì)。在實(shí)際使用中不管基于何種操作系統(tǒng)平臺(tái)，應(yīng)用程序經(jīng)常會(huì)等待1些系統(tǒng)資源，如信號(hào)量，事件標(biāo)志，消息等。等待類型共有3種：(1)如果不能馬上獲取，懸掛等待；(2)不管是否能獲取資源，馬上返回，不會(huì)等待；(3) 如果不能馬上獲取資源，將進(jìn)行有限時(shí)間的等待，即超時(shí)等待。
2 超時(shí)等待機(jī)制的基本原理
應(yīng)用程序通過操作系統(tǒng)提供的系統(tǒng)調(diào)用接口獲取資源時(shí)，在系統(tǒng)調(diào)用的入口參數(shù)里可以指定超時(shí)等待的最大時(shí)間，通常以毫秒為單位，內(nèi)核會(huì)將其轉(zhuǎn)化為系統(tǒng)的時(shí)鐘滴嗒數(shù)(tick)。1般內(nèi)核都會(huì)執(zhí)行以下流程：
(1)如果資源能馬上獲取，系統(tǒng)調(diào)用將成功返回。
(2)如果資源不能馬上獲取，內(nèi)核將設(shè)置1定時(shí)器進(jìn)行計(jì)時(shí)，把當(dāng)前任務(wù)懸掛在該資源的等待隊(duì)列上，該任務(wù)從就緒表中刪除，并進(jìn)行調(diào)度，讓出CPU的使用權(quán)。
(3)如果在指定的時(shí)間內(nèi)資源變得可以獲取了，定時(shí)器應(yīng)馬上停止計(jì)時(shí)，該任務(wù)從等待隊(duì)列里摘下并且重新回到就緒表中等候調(diào)度。
(4)如果定時(shí)器到時(shí)，任務(wù)應(yīng)該從等待隊(duì)列里摘下并且重新回到就緒表中，系統(tǒng)調(diào)用返回超時(shí)信息。
內(nèi)核在每1個(gè)tick都會(huì)做1系列的工作，包括任務(wù)的延遲以及超時(shí)等待資源的定時(shí)器等相關(guān)的檢查操作。1般來講，在指定的時(shí)間間隔以外到達(dá)的資源和信號(hào)被認(rèn)為是無效的，這也是指定超時(shí)時(shí)間間隔的原意所在，有些對時(shí)間要求苛刻的場合就有這種需求，內(nèi)核必須處理好這方面的。
3 uC/OS-II內(nèi)核超時(shí)等待機(jī)制的
假設(shè)某任務(wù)T超時(shí)等待信號(hào)量資源R，先來分析時(shí)鐘節(jié)拍函數(shù)的源代碼。
void OSTimeTick(void)
{
OS_TCB *ptcb;
OSTimeTickHook();
ptcb=OSTCBList;
while(ptcb->OSTCBPrio!=OS_IDLE_PRIO){
OS_ENTER_CRITICAL();
if(ptcb->OSTCBDly!=0){
if(--ptcb->OSTCBDly==0){
if(!(ptcb->OSTCBStat&OS_STAT_SUSPEND)){//(1)
OSRdyGrp|=ptcb->OSTCBBity; //(2)
OSRdyTbl[ptcb->OSTCBY]|=ptcb->OSTCBBitX;//(3)
}else {
ptcb->OSTCBDly=1;
}
}
}
ptcb=ptcb->OSTCBNext;
OS_EXIT_CRITICAL();
}
OS_ENTER_CRITICAL();
OSTime++;
OS_EXIT_CRITICAL();
}
語句(1),(2),(3)表明：時(shí)鐘中斷服務(wù)程序在每1個(gè)時(shí)鐘中斷在需要的情況下對任務(wù)的延遲項(xiàng)進(jìn)行減1操作，如果任務(wù)T的定時(shí)時(shí)間間隔到期（延遲項(xiàng)被減為0），并且任務(wù)T沒有附加的掛起操作，任務(wù)T就會(huì)進(jìn)入就緒表，然而該函數(shù)卻沒有進(jìn)1步將任務(wù)T移出資源R的等待隊(duì)列，也就是說此時(shí)任務(wù)T跨了兩個(gè)狀態(tài)，這兩個(gè)狀態(tài)從本質(zhì)上講是矛盾的。雖然任務(wù)T此時(shí)處于就緒狀態(tài)，但未必馬上就能獲得執(zhí)行權(quán)，這取決于任務(wù)T的優(yōu)先級(jí)。在任務(wù)T沒有被調(diào)度執(zhí)行之前的這段時(shí)間內(nèi)，假設(shè)資源R到達(dá)了，比如1個(gè)中斷服務(wù)程序調(diào)用了OSSemPost函數(shù)，會(huì)是什么情況呢？我們再來分析OSSemPost函數(shù)。
void OSSemPost(OS_EVENT *pevent)
{
OS_ENTER_CRITICAL();
if(pevent->OSEventGrp!=0x00){
OS_EventTaskRdy(pevent,(void*)0,OS_STAT_SEM);//(4)
OS_EXIT_CRITICAL();
OS_Sched();
return(OS_NO_ERR);
}
if(pevent->OSEventCnt<65535){
pevent->OSEventCnt++;
OS_EXIT_CRITICAL();
return(OS_NO_ERR);
}
OS_EXIT_CRITICAL();
return(OS_SEM_OVF);
}
}
從語句(4)可以看出，在資源R的等待列表中有等待任務(wù)的情況下，等待表中最高優(yōu)先級(jí)的任務(wù)將從等待列表中刪除，并且進(jìn)入就緒表。如果等待表中的最高優(yōu)先級(jí)任務(wù)就是前面講的等待超時(shí)的任務(wù)T，這相當(dāng)于任務(wù)T又1次進(jìn)入就緒表，不過只有1次從等待表中刪除。任務(wù)T獲取到了資源，只不過是在超時(shí)時(shí)間以外獲取到的。任務(wù)T獲得執(zhí)行權(quán)以后從調(diào)度程序返回將運(yùn)行函數(shù)OSSemPend()語句(6)處的條件代碼，此時(shí)語句(5)處的條件不成立，任務(wù)按獲取到資源對待。
void OSSemPend(OS_EVENT *pevent,INT16U timeout,INT8U *err)
{
OS_ENTER_CRITICAL();
if(pevent->OSEventType!=OS_EVENT_TYPE_SEM){
OS_EXIT_CRITICAL();
*err=OS_ERR_EVENT_TYPE;
}
if(pevent->OSEventCnt>0){
pevent->OSEventCnt--;
OS_EXIT_CRITICAL();
*err=OS_NO_ERR;
}else if(OSIntNesting>0){
OS_EXIT_CRITICAL();
*err=OS_ERR_PEND_ISR;
}else{
OSTCBCur->OSTCBStat|=OS_STAT_SEM;
OSTCBCur->OSTCBDly=timeout;
OSEventTaskWait(pevent);
OS_EXIT_CRITICAL();
OSSched();
OS_ENTER_CRITICAL();
if(OSTCBCur->OSTCBStat&OS_STAT_SEM){ //(5)
OSEventTo(pevent);
OS_EXIT_CRITICAL();
*err=OS_TIMEOUT;
}else{ //(6)
OSTCBCur->OSTCBEventPtr=(OS_EVENT*0);
OS_EXIT_CRITICAL();
*err=OS_NO_ERR;
}
}
}
void OSEventTo(OS_EVENT *pevent)
{
if((pevent->OSEventTbl[OSTCBCur->OSTCBY]&=~OSTCBCur->OSTCBBitX)==0)
{
pevent->OSEventGrp&=~OSTCBBitY;
}
OSTCBCur->OSTCBStat=OS_STAT_RDY;
v OSTCBCur->OSTCBEventPtr=(OS_EVENT*0);}
如果任務(wù)T由于超時(shí)進(jìn)入就緒態(tài)，到T獲得執(zhí)行權(quán)之前，仍沒有獲取到資源R，將運(yùn)行語句(5)處的條件代碼，由函數(shù)OSEventTo()可以看出，此時(shí)任務(wù)T才被從等待表中刪除，最后返回超時(shí)狀態(tài)。
通過分析開放源碼的nucleus內(nèi)核，發(fā)現(xiàn)nucleus在超時(shí)到期時(shí)執(zhí)行定時(shí)器的1個(gè)回調(diào)函數(shù)，此回調(diào)函數(shù)馬上將等待任務(wù)從等待鏈表中刪除，將返回狀態(tài)定性為超時(shí)。這樣在任務(wù)獲得執(zhí)行權(quán)前，即使資源到達(dá)，該任務(wù)也不會(huì)得到。這樣1來，uC/OS-II內(nèi)核只要在時(shí)鐘節(jié)拍函數(shù)里增加代碼將延時(shí)期滿的任務(wù)從相應(yīng)的資源等待列表中刪除即可。這1工作很容易實(shí)現(xiàn)，內(nèi)核任務(wù)控制塊有指向所等待的信號(hào)量，消息等事件控制塊的指針，事件控制塊里有相應(yīng)的等待表。對于uC/OS-II新引進(jìn)的事件標(biāo)志組[2]，任務(wù)控制塊有指向相應(yīng)的等待節(jié)點(diǎn)的指針，等待節(jié)點(diǎn)有指向相應(yīng)的事件標(biāo)志組控制塊的指針，刪除1個(gè)等待節(jié)點(diǎn)也能實(shí)現(xiàn)。
4 結(jié)論
uC/OS-II其它資源的等待機(jī)制，比如消息以及包括2.5.2版引入的事件標(biāo)志組的實(shí)現(xiàn)都存在上述的超時(shí)時(shí)間不嚴(yán)格的，這是由中斷節(jié)拍函數(shù)OSTimeTick()決定的，該函數(shù)只負(fù)責(zé)將任務(wù)移入就緒表，而不處理相應(yīng)的等待表。
[1]Labrosse Jean J.uc/OS-II-源碼公開的實(shí)時(shí)嵌入式操作系統(tǒng)[M].北京：電力出版社，2001.
[2]Labrosse Jean J. 嵌入式實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)uc/OS-II[M].北京：北京航空航天大學(xué)出版社，2003.
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