0x00 先卖个关子 0x01 编写背景：为了满足好奇心 0x02 运行环境：51单片机或仿真软件 0x03 操作系统的功能 0x04 先展示效果 0x05 再说明源代码 0x06 测试代码

什么是最简单的操作系统？我个人的理解是，在最简单硬件上运行的操作系统！

在多年前的一天，我对操作系统的任务调度很感兴趣，特别好奇两个死循环是怎么切换的，虽然操作系统原理的书上都讲了，是通过定时器中断，把时间切成时间片，每个任务执行一段时间片后，切换到下一个任务；道理我都懂，但是实际执行的细节是如何的呢——代码是如何写的呢？于是我萌生了一个自己写操作系统的念头，以满足自己的好奇心，利用工作之余编写代码与调试，终究实现了这个愿望；

硬件环境：51单片机（芯片型号AT89C52）或单片机仿真软件 编译环境：Keil

由于编写操作系统需要了解底层硬件相关的知识，而我本人最熟悉的硬件莫过于51单片机了，这应该也是很多嵌入式爱好者入门的第一款单片机吧，因此与很多网上搜索“自己编写操作系统”的结果不太一样，我这个系统是运行在51单片机上的；由于是在51单片机最小系统上运行的操作系统，代码量不大，比较易于理解，因此我把此操作系统命名为Easy OS；没有单片机硬件的朋友，也无需担心，可以使用仿真软件或Keil自带的软仿真来运行此系统；

由于主要是为了满足自己的好奇心，所以Easy OS的功能主要体现在任务的调度上，在config.h中可以设置相应的宏开关，将操作系统配置成不同的模式：分时系统、抢占式实时操作系统、非抢占式实时操作系统；同时还是实现了简单的任务间通信；

在说明源代码之前，先来看看效果吧！ 创建几个任务：task0、task1、task2、task3；task0进行负责对计数器counter进行自加1，task1将counter的值输出到P1口，task2将（counter+10）的值输出到P2端口，task3将（counter+20）的值输出到P3端口，任务的处理代码如下：

以下是仿真软件运行时，随机选取的三个不同时刻的截图，仿真软件中，芯片引脚上的蓝点表示0（低电平），红点表示1（高电平），因此下面各图的数据分别如下： 图1：当P1输出0x11时，P2输出0x1b，P3输出0x25； 图2：当P1输出0x08时，P2输出0x12，P3输出0x1c； 图3：当P1输出0x0b时，P2输出0x15，P3输出0x1f；

图1 图2 图3 可以看到每个时刻都满足 P2等于P1+10，P3等于P1+20；这说明多任务确实“同时”运行了！

本文主要用于说明源代码的结构与重要逻辑，不进行代码的罗列，如果需要下载完整源代码，可以点击Easy OS源码下载链接

基本数据类型的定义

内核配置相关的宏定义

系统函数的定义

任务相关的定义，这里重点介绍一下程序控制块struct __tcb，见注释；

这个上电后跑的第一段代码，这个文件相当于很多大型操作系统的bootloader了，这个文件的作用是设置了SP指向系统堆栈，然后跳转到C程序的main函数；

由于提到了系统堆栈，所以也说明一下系统堆栈；在本操作系统中，所谓系统堆栈，是为了便于对堆栈的管理，也是为了对51单片机上的资源斤斤计较，特意划分出来的一块固定地址内存，当main函数（后续称为主任务）、中断处理函数调用其他函数时，造成的PC指针入栈，使用的就是系统堆栈；由于系统初始化完毕后主任务进入死循环，后续将不用使用系统堆栈；而中断函数不会进行嵌套，因此保证了各个中断函数只会分别地在不同时机使用系统堆栈，不会造成程序跑飞；

如果您想实现中断嵌套，或者在系统正常运作后主任务依然可以执行业务逻辑代码，则建议给主任务和中断函数设置分别设置独立的堆栈，这样的堆栈管理会比较清晰，但是会牺牲很多内存；

相对于系统堆栈，后续介绍的任务中有自己独立的堆栈，称之为任务堆栈；

中断处理的汇编函数，定义了每个中断发生时回调的哪个C函数，此文件定义的宏CALL_ISR_HANDLER，封装了一般中断的处理流程，每个中断发生时均按照这个流程进行处理；中断处理流程可以参照后续介绍的任务切换流程，搞懂了任务切换流程自然就懂中断处理流程了；

中断处理C程序，这个文件的函数均为Isr_a.asm的回调，在实际项目的应用过程中，如果要处理中断的话，在这个文件里面实现即可；当然咯，内核代码已经占用了51单片机的很多资源，要应用到实际项目中的话，有可能需要进行资源扩展，能够在51最小系统上跑起自己写的一个操作系统已经满足了我的代码欲！

系统初始化函数，初始化系统时钟，并创建空任务；

这两个文件重点介绍

先介绍任务切换中最核心的逻辑，文字说明之前先来个示意图； task_a.asm和task_c.c分别为任务调度相关的汇编和C代码文件，这里有几个比较重要的地方；SAVE_TASK_CONTEXT、RESUME_TASK_CONTEXT、__timer_isr0、__os_swtich_task；

__timer_isr0为定时器0的中断入口点，任务切换的工作从这里开始；

SAVE_TASK_CONTEXT用于保存任务上线文，即将当前CPU寄存器的值压入堆栈，RESUME_TASK_CONTEXT用于恢复上下文，即将堆栈里面的数据恢复到CPU寄存器中，要注意出栈和入栈的顺序是相反的；

可以粗略的想一下，当任务切换时，将旧任务的上下文保存起来（保存到旧任务tcb->sp指向的堆栈），再将新任务的上下文（新任务的tcb->sp指向的堆栈）恢复到CPU，这样CPU的当前运行状态就变成了新任务的状态了；有了新状态还不够，还需要将PC指针切换到新任务中，PC切换怎么做到的呢？先不考虑任务调度的情况，当中断发生时，程序进入中断处理程序前，会自动将PC入栈，压入SP指向的堆栈中，当中断处理程序结束，调用RETI指令时，会从SP指向的堆栈里面弹出数据作为PC指针，从而确保中断结束后可以会到原来的位置上继续执行程序。如果要实现任务切换，则需要加以处理，发生中断时，PC自动入栈（SP指向当前任务的堆栈，这个不需要处理），在中断处理函数中，将SP修改为指向新任务的堆栈，那么出栈时，PC就被赋予了新任务的执行地址了；

上面提到新旧任务SP切换，这个处理是在__os_swtich_task完成的，在汇编中，SP的值被复制到了OS_SP_BK，而在C函数__os_swtich_task中将OS_SP_BK的值保存在当前任务current->sp中，然后切换任务（即根据调度算法，将current指向下一个任务），再将新任务的current->sp赋给OS_SP_BK，此时进入汇编程序，汇编程序在将OS_SP_BK的值赋给SP，从而完成了新旧堆栈指针的切换；

整个过程再理一理，当定时器0中断发生时，程序进入汇编入口__timer_isr0，进入时自动将PC压入current->sp（指向的堆栈），调用SAVE_TASK_CONTEXT将上下文也压入current->sp中，SP复制到OS_SP_BK，调用__os_swtich_task将OS_SP_BK保存到current->sp，__os_swtich_task进行调度，使current指向新的任务，然后将新任务的current->sp赋给OS_SP_BK，在汇编中将OS_SP_BK复制到SP，则SP就指向了新任务堆栈，调用RESUME_TASK_CONTEXT恢复上下文，调用RETI使PC指向新任务执行地址；

__timer_isr0处理程序中，还出现了将系统堆栈OS_SYSTEM_STK_SP赋给SP的情况，这个主要是为了在__timer_isr0中调用C函数时，将返回地址压入系统堆栈而非任务堆栈中，这样可以将任务上下文的出入栈，与中断程序调用函数的出入栈区别开来，便于区分与处理；

任务的创建是使用__os_create_task实现的，也可以使用宏定义os_create_task创建，第一个任务由system.c的os_init代码创建，该任务称其为空任务或系统任务吧，用以区分在主任务中创建的任务，主任务创建的任务称为用户任务；创建空任务时，current指针被指向了空任务，在任务切换的过程中，current指针始终指向当前任务；

任务被创建后使用单向循环链表进行管理，不同状态的任务均使用同一个链表，创建第1个用户任务后，它会排在空任务后面，创建第2个用户任务排在第1个用户任务后面，依次类推；在全部任务创建完毕后，且调用os_start之前，各个任务的tcb及其对应的堆栈数据结构示意图如下，其中tcb仅列出部分字段；

在任务切换的介绍中，提到CPU在旧任务和新任务之间进行上线文和PC的切换，那么第一个旧任务是谁呢？答案是os_load_current_task，此函数将current->sp的值通过__os_load_current_task间接赋给了SP，又调用__os_load_current_task执行了一次RESUME_TASK_CONTEXT和RET将当前任务的上下文和PC“强制“恢复了，从而使CPU进入current指向的地址执行指令；

调度算法的实现见__os_switch_task和os_timer_tick函数；

如果OS_SCHED_ALGO定义为OS_TIME_SHARED，则系统被编译为分时操作系统，每个任务的运行统一长度时间片，时间片用完后，顺序切换到任务链表的下一个任务执行；

如果OS_SCHED_ALGO定义为OS_REAL_TIME，则系统被编译为实时操作系统，实时操作系统又有一个子宏定义OS_PREEMPTIVE_EN，如果OS_PREEMPTIVE_EN为1，则表示抢占式系统，如果OS_PREEMPTIVE_EN为0则表示非抢占式系统；

实时系统中以任务的id作为运行优先级，空任务的优先级最低，为了算法的简单，在用户任务中，越早创建的任务id越低，即优先级越高；实时系统在每次调度中，均执行优先级最高的就绪状态的任务；

不同调度算法对应的任务状态迁移图如下：

分时操作系统 非抢占式实时系统 抢占式实时系统 三种调度方式的获得CPU使用权的区别：抛开os_start不说，分时操作系统全靠时间片的到来；非抢占式操作系统，靠优先级获得，且一旦获取CPU后，如果不是任务主动调用os_delay释放CPU的话，会一直占用CPU，即使高优先级的任务处于就绪态，也无法抢占低优先级任务的CPU；抢占式操作系统，靠优先级获得，如果有更高优先级的任务进入就绪状态，则高优先级的任务会抢占CPU，高优先级的任务如果不通过os_delay主动释放CPU，则低优先级的任务始终无法获取CPU使用权；

main.c编写了几段测试代码，用于测试与观察不同调度模式时的表现，读者可以修改宏定义TEST_MODE选择使用哪段测试代码，修改TEST_MODE后请记得相应修改config.h中的内核配置；对于实时系统，建议多尝试不同的delay值，以及多观察屏蔽os_delay后的表现，可以使用在线仿真的方式进行调试跟踪任务的切换情况，这样可以更加深入的理解；

Easy OS源码下载链接

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