嵌入式操作系统深入分析

嵌入式操作系统分析本文分为以下几部分：1.实时嵌入式系统2.中断机制3.任务调度与上下文切换4.进程间通信与同步5.嵌入式系统内存管理6.浅析动态内存分配及Malloc/free的实现实时嵌入式系统实时操作系统（RTOS）设计成提供一个对真实世界的事件的及时响应(timelyresponse)。出现在真实世界中的事件可能有一个时间限制(deadline)，在此期限之前，实时/嵌入式系统必须确保在有限时间时间内对此事件做出相应的响应，根据相应事件的时间限制，嵌入式实时操作系统可以分为两类：1、硬实时嵌入式系统此类实时系统必须保证在一定的时间里，对一定的外部事件做出相应的响应，如果在一定时间里没有能够做出相应的响应，就会带来灾难性的后果，也即是说，此类系统对于时间的相应快慢有非常严格的要求，比如：电力监控系统等。2、软实时嵌入式系统此类实时系统保证在一定的时间里，对一定的外部事件做出相应的响应，但是如果在一定时间里没有能够做出相应的响应，不会带来灾难性的后果，只是给用户带来一些不快乐的体验，比如：用户界面的显示。不同的系统，有不同实现方式，对于硬实时嵌入式系统，主要注重与实时性和可靠性，一般没有文件系统，虚拟内存管理等，主要用于实时监控等，典型的有：VxWorks，pSOS,uCOS-II等。软实时嵌入式系统注重实时性，也注重实用性，主要用于消费电子等，典型的有：嵌入式Linux。开源实时嵌入式系统：实时嵌入式操作系统在现在应用越来越多，其中大部分是商业的嵌入式操作系统，这些系统提高了丰富的开发工具和稳定的系统，很大的推动了嵌入式系统地发展，但是由于商业性，使我们很少有机会了解嵌入式操作系统的实现内幕。随着开源软件的兴起，使得我们有机会了解嵌入式操作系统的内部实现成为可能。由于多年的嵌入式开发，对于嵌入式操作系统特别的感兴趣，趁春节的时间，想读读开源的嵌入式操作系统源码，大体比较一下嵌入式操作系统的具体实现。对于开源的嵌入式操作系统，现在比较流行的主要有：嵌入式Linux，uCOS-II，eCOS，FreeRTOS等，这里主要想以嵌入式Linux，uCOS-II为例，对嵌入式操作系统的一些基本概念及其实现方式进行一些比较。之所以选择这两操作系统，因为：1、嵌入式Linux是现在用得最多的软实时嵌入式操作系统，而且也是最著名的开源软件之一，2、uCOS-II是一用得较多的硬实时嵌入式操作系统，尽管商业应用需要Licence，对于科研等可以免费使用，而且许多爱好者已经把它移植到了各种硬件平台。3、尽管硬实时嵌入式操作系统和软实时嵌入式操作系统有很大的区别，但是可以通过对他们的比较，使我们更容易了解实时嵌入式操作系统的基本概念和组成要素。实时多任务嵌入式系统基本概念：对于嵌入式系统，不像通用的计算机，提供通用的软硬件平台，而是对于特定的需求定制的系统，一般要求便携化，资源少，利用比较少的资源配置来实现特定的功能。如何在较小尺寸，较少的资源情况下，快速相应外部多种特定的事件，成为嵌入式系统的主要需求。这就要求嵌入式系统要有以下的模块：1、中断处理在没有嵌入式系统之前，对于一般的工控，都是用前后台机制实现的，中断是整个系统的推动力。在嵌入式系统相中，中断处理也是响应外部事件的主要途径。2、时间管理对于实时操作系统来说，时间管理是系统的核心，整个系统就是由一定间隔的时钟中断驱动的。在一般的实时操作系统中，主要有两种时间管理：OS定时器和RTC定时器。3、资源管理与资源共享由于有限的资源，在嵌入式系统中，资源的管理也非常的重要，CPU，IO，内存等是系统基本的资源，如何有效的应用和管理是一个很大的话题。同时如何共享，如何提供任务间资源的互斥，也是一稳定系统必不可缺的条件。4、多任务在嵌入式系统中，任务也可以叫进程，对于多任务系统，一般有多个任务同时存在于系统中，任务在嵌入式系统中有各种各样的状态，比如：运行态，IDLE态等。5、任务的实时调度与切换对于多任务的管理及其实时调度，决定了此系统的主要特征。任务的调度与如何切换，也是嵌入式多任务系统的一个基本问题。6、进程间（任务间）通讯对于不同任务间的通讯，在不同的系统中有不同的实现，大体与POSIX的IPC相似。但在硬实时嵌入式系统中，事件和消息用得较多。对于LINUX系统，还有虚拟内存管理和文件系统管理，在硬实时嵌入式系统中，由于关注点不同，这方面的应用不多。中断机制1.概述：中断控制是计算机发展中一种重要的技术。最初它是为克服对I/O接口控制采用程序查询所带来的处理器低效率而产生的。中断控制的主要优点是只有在I/O需要服务时才能得到处理器的响应，而不需要处理器不断地进行查询。由此，最初的中断全部是对外部设备而言的，即称为外部中断（或硬件中断）。但随着计算机系统结构的不断改进以及应用技术的提高，中断的适用范围也扩大，出现了所谓的内部中断（或异常），是为解决机器运行时所出现的某些随机事件及编程方便而出现的。因而形成了一个完整的中断系统。中断控制是所有计算机系统的一个核心模块,不同的硬件平台,有不同的中断机制.不管怎样,中断机制最核心的部分是中断向量表，每一种硬件体系根据自己的实现提供一张中断向量表。2.中断向量表：此向量表提供了所有支持的中断定义以及相应的中断服务程序，当发生异常时，首先要保存当前的处理器状态，然后进入到相应的异常向量地址，一般来说在异常向量地址是一个跳转指令，使程序进入相应的异常处理过程。X86中,中断向量表存储于存储器的前1024字节中，它包括256种不同的4字节中断向量。ARM中，中断向量表存储于存储器的低端或者高端地址的前0x1c（依赖于硬件的具体配置），它支持7种类型的异常，其中第一个中断向量是复位中断向量，当系统复位后，从此开始重新执行。在Motorola的68K中，中断向量表占用存储器的1024字节中，它包括256种不同的中断向量。其地址根据VBR的配置的不同而不同，其中第一个中断向量是复位中断向量，当系统复位后，从此开始重新执行。3.中断种类：根据中断向量表，可以把这些中断具体分为同步中断，异步中断，软中断:同步中断（exception）,也即是我们通常所说的异常(),是在CPU执行特定指令时出现的非法情况，它的产生是由于前面的CPU操作引起的，是同步发生的。比较典型的异常有：除零异常。一些体系结构下的复位中断也可以算是一种异常。异步中断（interrupt）：主要是由外部事件触发的，这就是我们常说的中断，它的发生不可预料的，是异步的。比如说，键盘中断等。在不同的体系结构中，中断机制也不一样。一般可以分为可屏蔽中断和非屏蔽中断。软中断(softwareinterrupt)：在大多数硬件体系结构中，都提供软中断的功能，主要用于进入管理模式等的手段。X86中,除前32个作为Intel专用中断向量外，其他224作为用户自定义中断。0~31的向量对应于异常和非屏蔽中断。32~47的向量（即由I/O设备引起的中断）分配给屏蔽中断。48~255的向量用来标识软中断。Linux只用了其中的一个（即128或0x80向量）用来实现系统调用。ARM中，除了定义的5个异常外，有2个专门用于中断，这2个中断被分为快中断和慢中断。由于快中断有专门的寄存器保存上下文，避免了许多上下文切换开销，所以快中断能够比慢中断快，而且在处理快中断时，慢中断会被屏蔽掉。这2个中断提供了系统的所有中断入口，系统查询相应的中断控制器来区分具体的中断。在Motorola的68K中，中断向量表提供了7个中断优先级和192个可分配的中断向量，其中7级是不可屏蔽中断。参考：1。IntelXscaleProcessorDeveloper'sManual2。MC680360QUad通讯控制器手册3。Intel系列微处理器结构，编程和接口技术大全4。Arm嵌入式处理器结构与应用基础任务调度与上下文切换1．任务调度概述：任务调度（schedulers）是内核的主要职责，实际上它就是一个法官，决定当前由哪个任务占用CPU，多数实时内核都是基于优先级调度算法的，每个任务根据其重要程度的不同被赋予一定的优先级。基于此算法，CPU总是让处于就绪而且优先级最高的任务优先运行，然而何时高优先级任务能够得到CPU使用权，由内核的类型而定。基于优先级的内核有两种：不可抢占型和抢占型。1)不可抢占型内核：不可抢占型内核要求每个任务主动放弃CPU的使用权，其间不能被高优先级任务抢占。它的有点是：A.由于不需要在中断返回是进行任务切换，所以中断响应快。B.在任务级中可以调用不可重入函数而不必担心造成数据破坏。C.几乎不需要信号量来保护共享数据，也就是说，在任务运行过程中，数据是独享的。但它的最大缺点是：响应时间不确定，当有更高优先级任务就绪后，不知道什么时候才能得到执行，这在实时系统中是致命的缺陷。所以不可抢占型内核最要用于前后台系统中。2)抢占型内核：在嵌入式系统中，进程（任务）都是抢占型的，通过给每个进程（任务）设置一个优先级，当系统中有优先级比当前运行的进程（任务）的优先级更高的进程（任务）时，当前的进程（任务）执行被中断，并调用调度程序选择优先级高的进程（任务）运行。利用抢占式内核，可以保证高优先级的进程（任务）被优先执行，从而保证系统的实时响应。在多任务系统中，进程（任务）的调度主要包括以下一些方面：2．任务调度：在多任务系统中，都会提供一个系统函数来进行进程（任务）间切换，综合来说，他们有两种进程（任务）切换方式：1)由进程（任务）本身直接调用任务切换函数进行进程（任务）切换：在当前进程（任务）因为不能获得必须的资源而立即被堵塞时，就由进程（任务）本生直接调用进程（任务）切换函数进行进程（任务）间调度。在Linux中可以直接调用schedule()函数来实现。在UCos中，通过调用OSSched（）来完成。2)延迟调用任务切换函数进行进程（任务）切换：此方式是把当前进程（任务）设置一调度标志而以延迟方式调用任务切换函数进行进程（任务）切换。在Linux系统中，总是在恢复用户态进程执行之前，检查这一调度标志，在这里标志是：TIF_NEED_RESCHED，如果有这一标志，就调用调度函数进行进程切换。此种情况主要包括以下几种：A.当前进程用完了它的CPU时间片，有scheduler_tick()函数完成schedule()的延迟调用。B.当一个被唤醒进程的优先级比当前进程优先级高时，由try_to_wake_up()函数完成schedule()的延迟调用。C.当发出系统调用sched_setscheduler()时。在这些情况中，主要由于系统调用或中断而进入内核态，或者当前进程本来在内核态时，返回用户态时发生的。在UCOS中，所有的任务有不同的优先级，不会出现同一优先级上有多个任务的情况，而且也没有系统调用的概念，所以任务调度的延迟调用只能出现在中断处理完成返回时，在OSIntExt()函数中，检查是否有高优先级的任务就绪，如果有高优先级的任务就绪，进行任务切换。3．调度算法：在Linux系统中，选用了比较复杂的调度算法，按照调度类型可以分为以下几种：SCHED_FIFO:此算法主要应用于实时进程，当调度程序把CPU分配给当前进程后，如果没有更高优先级的进程可以运行时，此进程会一直占用CPU直到此进程退出或者自愿放弃CPU，即使此时有其他相同优先级的进程存在。SCHED_RR:时间片轮询的实时进程，对于不同优先级的进程会调度优先级高的进程运行，对具有相同优先级的进程，会根据时间片来调度，当当前进程的时间片用完后，会调度相同优先级的其他进程运行，从而保证相同优先级进程的CPU调度公平性。SCHED_NORMAL:此算法主要用于普通进程，利用分时进行调度。在UCOS系统中，所有的任务都是实时任务，所以没有普通任务调度机制，而且为了简化调度算法，不同的任务有不同的优先级，不可能出现同一优先级有多个任务的情况，实际上它的调度算法就只有Linux中SCHED_FIFO这一种，即优先级高的任务抢占优先级低任务。4．上下文切换：上下文切