uc/os-ii 多工實現機制分析
前面已經說過,uc/os-ii是一種基於優先順序的可搶先的多工核心。那麼,它的多工機制到底如何實現的呢？了解這些原理,可以幫助我們寫出更加健壯的**來。由於我們面向的初級程式設計師,本文不打算寫成又一篇uc/os-ii的原始碼分析,那樣的文章太多了,本文打算從實現原理的角度**這個問題。
首先我們來看看為什麼多工機制可以實現？其實在單一cpu的情況下,是不存在真正的多工機制的,存在的只有不同的任務輪流使用cpu,所以本質上還是單任務的。但由於cpu執行速度非常快,加上任務切換十分頻繁並且切換的很快,所以我們感覺好像有很多任務同時在執行一樣。這就是所謂的多工機制。
由上面的描述,不難發現,要實現多工機制,那麼目標cpu必須具備一種在執行期更改pc的途徑,否則無法做到切換。不幸的是,直接設定pc指標,目前還沒有哪個cpu支援這樣的指令。但是一般cpu都允許通過類似jmp,call這樣的指令來間接的修改pc。我們的多工機制的實現也正是基於這個出發點。事實上,我們使用call指令或者軟中斷指令來修改pc,主要是軟中斷。但在一些cpu上,並不存在軟中斷這樣的概念,所以,我們在那些cpu上,使用幾條push指令加上一條call指令來模擬一次軟中斷的發生。
回想一下你在微機原理課程上學過的知識,當發生中斷的時候,cpu儲存當前的pc和狀態暫存器的值到堆疊裡,然後將pc設定為中斷服務程式的入口位址,再下來乙個機器週期,就可以去執行中斷服務程式了。執行完畢之後,一般都是執行一條reti指令,這條指令會把當前堆疊裡的值彈出恢復到狀態暫存器和pc裡。這樣,系統就會回到中斷以前的地方繼續執行了。那麼設想一下？如果再中斷的時候,人為的更改了堆疊裡的值,那會發生什麼？或者通過更改當前堆疊指標的值,又會發生什麼呢？如果更改是隨意的,那麼結果是無法預料的錯誤。因為我們無法確定機器下一條會執行些什麼指令,但是如果更改是計畫好的,按照一定規則的話,那麼我們就可以實現多工機制。事實上,這就是目前幾乎所有的os的核心部分。不過他們的實現不像這樣簡單罷了。
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