摘 要： 在深入分析嵌入式實時系統(tǒng)μC/OS-Ⅱ的任務調(diào)度算法的基礎上，提出一種在確保其內(nèi)核性能且調(diào)度時間可確定的前提下增大支持任務數(shù)的改進方案，使該內(nèi)核可應用于更復雜的系統(tǒng)。
關鍵詞： μC/OS-Ⅱ；實時操作系統(tǒng)；任務調(diào)度；任務優(yōu)先級；就緒表
μC/OS-Ⅱ是一款源代碼開放的嵌入式實時操作系統(tǒng)(RTOS)，具有可移植性強、可裁剪、可固化、穩(wěn)定性高等特點。作為一個基于優(yōu)先級搶占式的實時內(nèi)核，μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度算法效率高，任務切換速度快。該內(nèi)核工作穩(wěn)定可靠，在諸多領域得到了廣泛應用，并顯示出了強大的功能和巨大的商業(yè)價值。該內(nèi)核提供任務調(diào)度與管理、時間管理、任務間同步與通信、內(nèi)存管理和中斷服務等功能，適合中小型控制系統(tǒng)，具有執(zhí)行效率高、占用空間小、實時性高和可擴展性強等優(yōu)點。內(nèi)核最小可編譯至2 KB。
另外，雖然μC/OS-Ⅱ內(nèi)核非常優(yōu)秀，但根據(jù)實際需求仍有一些地方有待改進，如任務數(shù)目的限制等問題。μC/OS-Ⅱ目前版本最多僅支持64個任務，而且其中有8個要保留供系統(tǒng)使用，所以最多有56個任務可供用戶使用。隨著應用系統(tǒng)日益復雜，如此有限的任務數(shù)必將限制其廣泛應用，為了使其可應用于更復雜的系統(tǒng)，必須對相關算法進行改進。
1 μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度簡介
μC/OS-Ⅱ中的任務通常是一個無限循環(huán)，其任務狀態(tài)有五種：休眠態(tài)、運行態(tài)、就緒態(tài)、等待態(tài)和掛起態(tài)。作為一個搶占式的實時內(nèi)核，μC/OS-Ⅱ僅支持按任務優(yōu)先級進行切換，不支持時間片輪轉等其他調(diào)度方式，它總是運行進入就緒態(tài)的優(yōu)先級最高的任務。μC/OS-Ⅱ中以任務的優(yōu)先級作為任務標識，相同優(yōu)先級的任務將無法區(qū)分，也就是說，μC/OS-Ⅱ不支持重復優(yōu)先級。因此，μC/OS-Ⅱ內(nèi)核中任務調(diào)度的主要工作就是查找出進入就緒態(tài)的任務中優(yōu)先級最高的任務，并進行上下文切換。這里所花費的時間主要有：(1)查找最高優(yōu)先級任務時間；(2)任務上下文切換時間。其中，任務上下文切換時間是與處理器相關的，操作系統(tǒng)無法控制。因此，要想提高任務調(diào)度效率，主要考慮如何提高查找最高優(yōu)先級就緒任務的效率。
實時性是實時系統(tǒng)最重要的性能指標之一。操作系統(tǒng)的實時性主要體現(xiàn)在：當高優(yōu)先級的任務就緒時，操作系統(tǒng)盡快將此任務調(diào)度到CPU執(zhí)行。μC/OS-Ⅱ巧妙地通過構造一張就緒表，并使用查表法來實現(xiàn)對最高優(yōu)先級的就緒任務的查找，這樣可保證查找時間與應用程序中的任務數(shù)無關，確保查找時間的確定性，從而保證內(nèi)核的實時性并提高任務切換效率。
2 μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度算法分析
2.1 就緒表結構
μC/OS-Ⅱ內(nèi)核采用任務的優(yōu)先級作為任務標識，通過查找就緒表實現(xiàn)對就緒任務的管理。這種巧妙的設計能夠保證任務調(diào)度的效率和任務調(diào)度時對最高優(yōu)先級就緒任務的查找時間的確定性。
如圖1所示的就緒表中有兩個變量OSRdyGrp(8 bit，每bit代表一組）和OSRdyTbl[8]（數(shù)組中每個bit代表一個優(yōu)先級)，如果某個任務就緒，就將就緒表中相應位置1。為了提高任務切換效率，μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度算法采取分級查詢的方法。考慮到任務數(shù)不超過64，可以用6 bit(26=64)來表示，μC/OS-Ⅱ對任務按優(yōu)先級進行分組，優(yōu)先級的高三位決定任務在就緒表的第幾組，而低三位用于確定在該組的第幾位。這樣便形成了的二級查詢，先選組，再選組內(nèi)偏移，這樣可大大提高查詢效率。
2.2 使一個任務進入或退出就緒態(tài)
如果要使優(yōu)先級為22的任務進入就緒態(tài)，優(yōu)先級22用二進制表示為0b00010110，其高3位和低3位分別為010和110。由就緒表的定義可知，優(yōu)先級為22的任務在就緒表的第2組第6位，要使其進入就緒態(tài)，只需將OSRdyGrp的第2位和OSRdyTbl[]的第6位分別置1即可。
為了便于對某一位進行位操作，μC/OS-Ⅱ又建立了一個掩碼數(shù)組OSMapTbl[]（如表1，定義在OS_CORE.C文件中）。若要將第k位置位,只需同OSMapTbl[k]按位進行與操作即可。通過如下算法可使一個任務進入就緒態(tài)（其中prio是任務的優(yōu)先級）：
INT8U const OSMapTbl[]={0x01，0x02，0x04，0x08，0x10，
0x20，0x40，0x80}；
OSRdyGrp |=OSMapTbl[prio>>3]；
OSRdyTbl[prio>>3] |=OSMapTbl[prio & 0x07]；
在OSMapTbl[prio>>3]中，prio右移3位即prio/8，便可得到所在的組。用移位實現(xiàn)是為了提高程序效率，后面的prio<<3同樣如此；而OSMapTbl[prio & 0x07]中，prio & 0x07即只保留prio的低三位，這樣便可得到任務在該組中的位置。
從就緒任務列表中刪除一個任務則正好相反。對于OSRdyGrp，只有當被刪除任務所在任務組中全組任務一個都沒有進入就緒態(tài)時，也就是說OSRdyTbl[prio>>3]所有的位都是零時，才將OSRdyGrp相應位清零。可通過如下程序清單從就緒表中刪除一個任務：
if ((OSRdyTbl[prio>>3]&=～OSMapTbl[prio & 0x07])==0)
OSRdyGrp &=～OSMapTbl[prio>>3]；
2.3 查找最高優(yōu)先級就緒任務
就緒表建立后，如何高效地查找出最高優(yōu)先級就緒任務是任務調(diào)度的關鍵。優(yōu)先級越高的任務，其優(yōu)先級值越小，越在就緒表的右上方。因此，為了找出最高優(yōu)先級的就緒任務，只需對OSRdyGrp從右往左找到第一個為1的位，假設為第m位；再從該組OSRdyGrp[m]中，從右往左找到第一個為1的位，假設為第n位。即就緒表中的第m組第n個任務為最高優(yōu)先級的就行任務，組合一下，便得到了最高優(yōu)先級就緒任務的優(yōu)先級。該操作可通過一個while循環(huán)掃描整個就緒表實現(xiàn)，但隨著就緒表中就緒任務的數(shù)目不同，這樣做最多要查找64步，最少才需查找1步，顯然其查找時間是不確定的；而任務切換時間的不確定性讓系統(tǒng)的實時性難以得到保證，這對實時系統(tǒng)是致命的。為了解決這個問題，μC/OS-Ⅱ又建立了一個比較大的掩碼數(shù)組OSUnMapTbl[k]（定義在OS_CORE.C文件中），其下標值范圍為k∈[0，255]，值域為[0，7]。
這樣，通過如下算法可在保證查找時間確定的前提下，較快地查找出進入就緒態(tài)的優(yōu)先級最高的任務：
y=OSUnMapTbl[OSRdyGrp]；
x=OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]]；
OSPrioHighRdy=(y<<3)+x；
以上查找算法和通過循環(huán)直接從就緒表查找相比，只需3行代碼便可實現(xiàn)對最高優(yōu)先級就緒任務的查找。
2.4 μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度算法
任務調(diào)度算法是μC/OS-Ⅱ中最主要的算法之一。該算法通過建立OSUnMapTbl[]和OSMapTbl[]兩張表，使任務切換執(zhí)行時間恒定，不隨任務數(shù)目變化，從而保證了系統(tǒng)的確定性和實時性。這里對μC/OS-Ⅱ的設計思想進行臆測，即“以空間換時間”。這點也可以從μC/OS-Ⅱ中存在眾多的全局變量看出，如OSRdyTbl[]、OSEventTabl[]、OSTCBTbl[]等。這種設計思想避免了動態(tài)初始化。對于一個操作系統(tǒng)，任務調(diào)度十分頻繁，這一點空間相對其換取的寶貴CPU時間是微不足道的。
μC/OS-Ⅱ正是采用這種策略使其性能得到了大大的提升，這種處理方法也是μC/OS-Ⅱ任務管理效率如此之高的關鍵因素。
3 μC/OS-Ⅱ調(diào)度算法的改進
μC/OS-Ⅱ目前的版本最多僅能支持64個任務， 除去保留系統(tǒng)使用的優(yōu)先級，最多只支持56個任務。隨著應用系統(tǒng)日益復雜，如此有限的任務數(shù)必將限制其廣泛應用。為了使其可應用于更多更復雜的系統(tǒng)，必須對相關算法進行改進，擴展其可支持的任務數(shù)目。在對μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度算法進行深入分析的基礎上，下面將討論如何將其支持的任務數(shù)由64個擴展為256個。
按μC/OS-Ⅱ原有思想不難想到直接將就緒表擴展為16×16，但這樣做會出現(xiàn)內(nèi)存消耗嚴重的問題。根據(jù)就緒表及數(shù)組OSUnMapTbl[]的定義，可推導出計算掩碼數(shù)組OSUnMapTbl[]大小的公式(其中MAX_TASK_NUM為內(nèi)核最大可支持任務數(shù))：
OSUnMapTblSize=2sqrt(MAX_TASK_NUM) (1)
由式(1)可知：當系統(tǒng)最大支持任務數(shù)為64時，OSUnMapTbl[]數(shù)組元素個數(shù)為256個；而當任務數(shù)增加到256時， OSUnMapTbl[]數(shù)組元素的個數(shù)卻指數(shù)級地增長到65 536個。這會導致很嚴重的問題：OSUnMapTbl[]是一個常駐內(nèi)存的全局數(shù)組， 因此OSUnMapTbl[]數(shù)組的大小將直接決定系統(tǒng)對RAM的需求量。在32位的ARM處理器上，每個int型數(shù)占4 B(32 bit)，則當任務數(shù)為64時，OSUnMapTbl[]數(shù)組僅消耗8 kB(256×32 bit)內(nèi)存；而當任務數(shù)增加到256時，OSUnMapTbl[]這個常駐內(nèi)存的全局數(shù)組將消耗掉2 MB(65 536×32 bit)內(nèi)存。顯然，一個普通的嵌入式設備是耗不起這么大的內(nèi)存的，任務調(diào)度時系統(tǒng)將會崩潰。因此，必須對原有調(diào)度算法進行改進。
3.1 改進的就緒表結構
為了解決由于任務數(shù)增加引起的OSUnMapTbl[]數(shù)組大小指數(shù)級增長而導致內(nèi)存消耗過大問題，考慮對就緒表再多進行一次索引。
任務數(shù)擴展到256個時，將256個任務按優(yōu)先級分成4塊，每塊64個任務。為此，增加一個變量OSRdyIdx。改進后的就緒表(如圖2)由OSRdyIdx、OSRdyGrp[p]、OSRdyTbl[p][q]（p∈[0，3]，q∈[0，7]）三個變量組成。其中，OSRdyIdx某一位置1，表示該塊中存在就緒任務；OSRdyGrp[p]數(shù)組的某一位置1則表示該組中存在就緒任務；而OSRdyTbl[p][q]的某一位置1，表示該優(yōu)先級所對應的任務就緒。256個任務時改進的就緒表結構示意圖如圖2所示。
當任務數(shù)擴展到256個時， 任務的優(yōu)先級用二進制表示如圖3。在改進的就緒表結構中，仍將μC/OS-Ⅱ的任務按優(yōu)先級進行分組。由圖2可知，優(yōu)先級的最高兩位ZZ確定任務在就緒表中的哪一塊，即變量OSRdyIdx的第幾位為1； 中間三位YYY確定任務在就緒表某一塊的哪一組，即數(shù)組OSRdyGrp[p]的第幾位為1；而低3位XXX確定就緒任務在就緒表某一組的哪一位。這樣形成了的三級查詢，先選塊，再選組，最后再選組內(nèi)偏移。改進就緒表結構后，對OSMapTbl也要相應擴展。根據(jù)OSMapTbl[]數(shù)組的意義對其就緒擴展，擴展后的數(shù)組如表2。
3.2 對相關算法的改進
3.2.1 使一個任務進入或退出就緒態(tài)
與原有算法類似，任務進入就緒態(tài)時，需將就緒表中相應位置1，即利用OSMapTbl[]將OSRdyIdx、OSRdyGrp[]和OSRdyTbl[][]數(shù)組中相應位分別置位。改進后使一個任務進入就緒態(tài)的算法如下：
OSRdyIdx |=OSMapTbl[prio>>6]；
OSRdyGrp[prio>>6]|=OSMapTbl[(prio>>3)&0x07]
OSRdyTbl[prio>>6][(prio>>3)&0x07]|=OSMapTbl[prio & 0x07]；
相反，要從就緒表中刪除一個任務，只需將就緒表中相應位清零。同理，要在任務所在塊所在組的所有任務都不在就緒態(tài)的情況下，才能將相應的塊標志和組標志置0。改進的使任務退出就緒態(tài)的算法如下：
if((OSRdyTbl[prio>>6][(prio>>3)&0x07] &=～OSMapTbl
[prio & 0x07])==0)
OSRdyGrp[prio>>6]&=～OSMapTbl[(prio>>3)&0x07])
if(OSRdyTbl[prio>>6]==0)
OSRdyIdx&=～OSMapTbl[prio>>6]；
3.2.2 從就緒態(tài)任務中查找優(yōu)先級最高的任務
為了保證查找已就緒任務中優(yōu)先級最高任務的時間確定，并提高查詢效率，同樣不能簡單地使用while循環(huán)實現(xiàn)。μC/OS-Ⅱ仍需構造一個掩碼數(shù)組SUnMapTbl[]。改進的就緒表以多進行一次索引的方法，有效地解決了OSUnMapTbl[]表過大導致消耗大量內(nèi)存的問題，使掩碼數(shù)組的大小從65 536有效地減小到256，從而使這個常駐內(nèi)存的全局數(shù)組內(nèi)存消耗量從2 MB減小到8 KB。
改進后的就緒表(見圖2)中最后每張子表中仍然只有64個任務，因此，就緒表結構改進后掩碼表并不需要改變，仍與64個任務時相同號，見圖4。對于OSUnMapTbl[]掩碼表的構造，由于該表比較大，不宜人工推算，可寫一個小程序生成，不難實現(xiàn)。限于篇幅，構造OSUnMapTbl[]表的代碼不在此列出。
就緒表構造好后，通過如下算法，便可方便地找出進入就緒態(tài)的任務中優(yōu)先級最高的任務在就緒表中的位置，以便進行任務切換。改進的算法如下：
z=OSUnMapTbl[OSRdyIdx]；
y=OSUnMapTbl[OSRdyGrp[z]]；
x=OSUnMapTbl[OSRdyTbl[z][y]]；
OSPrioHighRdy=(z<<6)+(y<<3)+x；
以上查找就緒表算法與直接通過while循環(huán)從就緒中查找法相對比，只需4行代碼就實現(xiàn)了最高優(yōu)先級任務查找的過程，這樣時間復雜度從O(n3)降低到了O(1)，從而大大提高了任務調(diào)度效率,并且保證了系統(tǒng)的實時性和確定性。
3.3 改進方案測試及分析
本文提出的方案繼承了μC/OS-Ⅱ優(yōu)秀設計思想，在保證內(nèi)核性能和實時性的前提下，成功地將μC/OS-Ⅱ可支持的最大任務數(shù)由64個擴展為256個，從而達到升級μC/OS-Ⅱ內(nèi)核的目的，使其可應用于更多更復雜的系統(tǒng)。
該改進方案有如下優(yōu)點：
(1)實現(xiàn)簡單。只需對就緒表結構稍加改進，并對調(diào)度算法相關部分作出相應的修改。
(2)調(diào)度時間確定。引進OSMapTbl[]、OSUnMapTbl[]兩張表能保證μC/OS-Ⅱ任務調(diào)度時間的確定性,并降低時間復雜度和內(nèi)存消耗。
(3)保證實時性。實時性是RTOS的生命，該改進方案能保證重要任務總是優(yōu)先占有CPU。
(4)可擴展性。如果還需擴大任務數(shù)，可按改進方案的思路進一步改進就緒表，以適應應用系統(tǒng)的需要；并可按該方案根據(jù)實際需要來定制任務數(shù)目，以更加有效地利用系統(tǒng)資源。
作為一個高實時性操作系統(tǒng)，μC/OS-Ⅱ必須有高效的任務調(diào)度算法作為支撐，任務調(diào)度算法是μC/OS-Ⅱ中最主要的算法之一。本文深入分析了嵌入式實時操作系統(tǒng)μC/OS-Ⅱ的任務調(diào)度算法，找出了其任務管理效率如此之高的關鍵原因，并在此基礎上提出了一種增大其支持任務數(shù)的改進方案。該方案算法執(zhí)行時間確定，不隨實際任務數(shù)目變化，從而保證了系統(tǒng)的實時性；且能保證內(nèi)存消耗，擴展可支持任務數(shù)而不對系統(tǒng)效率產(chǎn)生太大的影響。利用本文提出的方案，用戶還可根據(jù)實際需要定制任務數(shù)，以更加有效地利用系統(tǒng)資源，并使μC/OS-Ⅱ能應用在更多更復雜的場景。
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