uCOSII软件定时器的分析与测试.pdfVIP

μC/OS-II 软件定时器的分析与测试 引 言 μC/OS-II 操作系统是建立在微内核基础上的实时操作系统，抢占式多任务、微内核、移 植性好等特点，使其在诸多领域都有较好的应用。 在μC/OS-II 2 ．83 及其以后的版本中，一个较大的变化就是增加了对软件定时器的支持。 这使得 μC/OS 实时操作系统的功能更加完善，在其上的应用程序开发与移植也更加方便。 在实时操作系统中一个好的软件定时器实现要求有较高的精度、较小的处理器开销，且占用 较少的存储器资源。本文在对 μC/OS-II 定时器算法分析的基础上，对定时精度和处理器占 用情况进行了分析与测试，其结果在实时系统的设计与应用中具有借鉴意义。 1 定时器实现架构 在 μC/OS-II 操作系统内部，任务的延时功能及软件定时器功能，都需要底层有一个硬 件的计数器支持。硬件计数器以固定的频率递减，计数到0 时，触发时钟中断。这个特定的 周期性的中断称为“时钟节拍”。每当有时钟节拍到来时，系统在保存现场和中断嵌套计数加 1 后都会跳到时钟节拍函数OSTimTick() 中，进行软件计数器加1 和遍历任务控制块，以判 断任务延时是否到时。 μC/OS-II 中并未在 OSTim Tick() 中进行定时器到时判断与处理，而是创建了一个高于 应用程序中所有其他任务优先级的定时器管理任务 OSTmr_Task()，在这个任务中进行定时 器的到时判断和处理。时钟节拍函数通过信号量给这个高优先级任务发信号。这种方法缩短 了中断服务程序的执行时间，但也使得定时器到时处理函数的响应受到中断退出时恢复现场 和任务切换的影响。软件定时器功能实现代码存放在tmr ．c 文件中，移植时需只需在os_cfg ．h 文件中使能定时器和设定定时器的相关参数。 2 μC/OS-II 的软件定时器算法分析 μC/OS-II 中软件定时器的实现方法是，将定时器按定时时间分组，使得每次时钟节拍到 来时只对部分定时器进行比较操作，缩短了每次处理的时间。但这就需要动态地维护一个定 时器组。定时器组的维护只是在每次定时器到时时才发生，而且定时器从组中移除和再插入 操作不需要排序。这是一种比较高效的算法，减少了维护所需的操作时间。 2 ．1 定时器管理所需的数据结构 一旦定时器被建立，一个定时器控制块(OS_TMR)就被赋值了。定时器控制块是定时器 管理的基本单元，包含定时器的名称、定时时间、在链表中的位置、使用状态、使用方式， 以及到时回调函数及其参数等基本信息。 在μC/OS-II 软件定时器中实现了3 类链表的维护： OSTmrTbl[OS_TMR_CFG_MAX] ：以数组的形式静态分配定时器控制块所需的RAM 空 间，并存储所有已建立的定时器控制块。 OSTmrFreeLiSt ：为空闲定时器控制块链表头指针。空闲态的定时器控制块(OS_TMR) 中，OSTmrnext 和OSTmrPrev 两个指针分别指向空闲控制块的前一个和后一个，组织了空 闲控制块双向链表。建立定时器时，从这个链表中有哪些信誉好的足球投注网站空闲定时器控制块。 OSTmrWheelTbl[OS_TMR_CFG_WHEEL_SIZE] ：该数组的每个元素都是已开启定时器 的一个分组，元素中记录了指向该分组中第一个定时器控制块的指针，以及定时器控制块的 个数。运行态的定时器控制块(OS_TMR) 中，OSTmrnext 和OSTmrPrev 两个指针同样也组织 了所在分组中定时器控制块的双向链表。定时器管理所需的数据结构示意图如图1 所示。 2 ．2 软件定时器实现原理 宏OS_TMR_CFG_WHEEL_SIZE 定义了OSTmr-WheelTbl[]数组的大小，同时这个值也 是定时器分组的依据。按照定时器到时值与OS_TMR_CFG_WHEEL_SIZE 相除的余数进行 分组：不同余数的定时器放在不同分组中；相同余数的定时器处在同一组中，由双向链表连 接。这样，余数值为0～OS_TMR_CFG_WHEEL_SIZE-1 的不同定时器控制块，正好分别对 应了数组元素 OSTmr-WheelTbl[0] ～OSTmrWheelTbl[OS_TMR_CFGWHEEL_SIZE-1]的不 同分组。每次时钟节拍到来时，时钟数OSTmrTime 值加 1，然后也进行求余操作，只有余 数相同的那组定时器才有可能到时，所以只对该组定时器进行判断。这种方法比循环判断所 有定时器更高效。随着时钟数的累加，处理的分组也由0～OS_