0x00 我们先卖掉吧
0x01 写作背景：满足好奇心
0x02 运行环境：51单片机或仿真软件
0x03 操作系统功能
0x04 先展示效果
0x05 再解释一下源码
0x06 测试代码
0x00 我们先卖掉吧
最简单的操作系统是什么？ 我个人的理解是，它是一个运行在最简单的硬件上的操作系统！
0x01 写作背景：满足好奇心
很多年前的一天，我对操作系统的任务调度非常感兴趣。 我特别好奇如何在两个无限循环之间切换。 虽然操作系统原理的书籍告诉我，时间是通过定时器中断来切分的。 每个任务执行一段时间后，切换到下一个任务； 原理我明白了，但是实际执行的细节是什么——代码是怎么写的？ 于是我萌生了编写自己的操作系统来满足我的好奇心的想法。 我利用业余时间写代码、调试，终于实现了这个愿望；
0x02 运行环境：51单片机或仿真软件
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，所以我最熟悉的硬件是51单片机。 这也应该是很多嵌入式爱好者的第一款微控制器。 因此，类似于网上很多搜索“自己写操作”。 “系统”的结果并不相同。 我的系统运行在51单片机上。 由于是运行在51单片机最小系统上的操作系统，代码量并不大，也比较容易理解，所以我将这个操作系统命名为Easy。 操作系统； 如果你没有单片机硬件，不用担心，你可以使用仿真软件或者Keil自己的软仿真来运行这个系统；
0x03 操作系统功能
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； 同时还实现了简单的任务间通信；
0x04 先展示效果
在讲解源码之前，我们先来看看效果！
创建多个任务：task0、task1、task2、task3； task0负责将计数器加1，task1将counter的值输出到P1端口，task2将(counter+10)的值输出到P2端口，task3将(counter+20)的值输出到P3端口。 任务处理代码如下：
u8 counter = 0;
void task0()
{
u16 i,j;
while (1)
{
counter++;
for (i = 0; i < 200; i++)
for (j = 0; j < 200; j++);
}
}
void task1()
{
while (1)
{
P1 = counter;
}
}
void task2()
{
while (1)
{
P2 = counter + 10;
}
}
void task3()
{
while (1)
{
P3 = counter + 20;
}
}
以下是模拟软件运行时随机选取的三个时刻的截图。 在仿真软件中，芯片引脚上的蓝点代表0（低电平），红点代表1（高电平），所以下面的数据如下：
图1：当P1输出0x11、P2输出0x1b、P3输出0x25时；
图2：当P1输出0x08、P2输出0x12、P3输出0x1c时；
图3：当P1输出0x0b、P2输出0x15、P3输出0x1f时；
图1
图2
图3
可见，每一时刻P2都等于P1+10，P3都等于P1+20； 这说明多任务确实是“同时”运行的！
0x05 再解释一下源码
本文主要用于讲解源码的结构和重要逻辑。 它没有列出代码。 如果您需要下载完整的源代码，可以点击Easy OS源代码下载链接。
头文件类型.h
基本数据类型定义
配置文件
与内核配置相关的宏定义
系统.h
系统功能定义
任务.h
对于任务相关的定义，这里重点关注程序控制块struct __tcb，见注释；
// 任务控制块，task control block
struct __tcb
{
// 为了节省资源id,status,signal使用位段定义
u8 id:4; // 任务id，用户任务从0开始递增，实时系统中id越小优先级越高
u8 status:2; // 任务状态，READY/RUNNING/SLEEP/DELAY
u8 signal:2; // 信号，用于任务之间进行通信
u8 sp; // 堆栈指针
u8 sp_top; // 栈顶
#if (OS_SCHED_ALGO == OS_REAL_TIME)
u8 dly; // 实时系统中的准备延时，当dly为0时，才允许进入REAYD状态
#endif
struct __tcb * next; //指向下一个__tcb
};
asm 文件和 C 文件 boot.asm
这是上电后运行的第一段代码。 这个文件相当于很多大型操作系统的bootloader。 该文件的作用是设置SP指向系统堆栈，然后跳转到C程序的main函数；
既然提到了系统栈，那我也解释一下系统栈； 在这个操作系统中，所谓的系统堆栈就是为了方便堆栈的管理以及关心51单片机上的资源而专门划分的一块固定地址的内存。 当主函数（后续称为主任务）和中断处理函数调用其他函数时，将PC指针压入堆栈，使用系统堆栈； 由于系统初始化后主任务进入死循环，以后不会再使用系统堆栈； 中断函数不会嵌套，从而保证每个中断函数只会在不同时刻使用系统堆栈，不会导致程序跑飞；
如果要实现中断嵌套，或者系统正常运行后主任务仍然可以执行业务逻辑代码，建议为主任务和中断函数设置设置独立的堆栈。 这样的堆栈管理会更加清晰，但是会牺牲很多。 记忆;
与系统栈相比，后面介绍的任务都有自己独立的栈，称为任务栈；
isr_a.asm
中断处理的汇编函数定义了每次中断发生时回调哪个C函数。 该文件中定义的宏CALL_ISR_HANDLER封装了一般的中断处理流程。 每个中断都按照这个流程进行处理； 中断处理过程可以参考后面介绍的任务切换过程。 了解了任务切换流程，自然也就了解了中断处理流程；
isr_c.c
中断处理C程序，该文件的函数都是Isr_a.asm的回调。 在实际项目的应用过程中，如果想要处理中断，可以在该文件中实现； 当然，内核代码已经占用了51单片机的很多资源，如果要应用到实际项目中，可能还需要扩展很多资源。 能够在51最小系统上运行自己编写的操作系统已经满足了我的编码愿望！
系统.c
系统初始化函数，初始化系统时钟并创建空任务；
任务_a.asm 任务_c.c
这两份文件的重点是
1 任务切换
我们先介绍一下任务切换的核心逻辑。 在文字解释之前，先来一张示意图；
task_a.asm和task_c.c分别是与任务调度相关的汇编和C代码文件。 这里有几个重要的地方； SAVE_TASK_CONTEXT，RESUME_TASK_CONTEXT，__timer_isr0，__os_swtich_task；
__timer_isr0是定时器0的中断入口点，任务切换从这里开始；
SAVE_TASK_CONTEXT用于保存任务在线文本，即将当前CPU寄存器的值压入堆栈。 RESUME_TASK_CONTEXT用于恢复上下文，即将堆栈中的数据恢复到CPU寄存器中。 请注意，弹出和推送的顺序是相反的；
你可以大致想一下。 当任务切换时，保存旧任务的上下文（保存到旧任务的tcb->sp指向的堆栈中），然后保存新任务的上下文（tcb->sp指向的堆栈）新任务）。 恢复到CPU，使CPU当前的运行状态变成新任务的状态； 有了新的状态还不够，还需要将PC指针切换到新的任务。 PC切换是如何完成的？ 无论任务调度如何，当中断发生时，程序在进入中断处理程序之前，都会自动将PC压入SP指向的堆栈中。 当中断处理程序结束并调用RETI指令时，PC将被压入SP指向的堆栈中。 将数据作为PC指针出栈，从而保证中断结束后程序能够在原来的位置继续执行。 如果要实现任务切换，就需要处理它。 当中断发生时，PC自动入栈（SP指向当前任务的栈，这个不需要处理）。 在中断处理函数中，改变SP指向新任务的堆栈，然后出栈时，给PC新任务的执行地址；
如上所述，新旧任务 SP 之间的切换是在 __os_swtich_task 中完成的。 在汇编中，SP的值被复制到OS_SP_BK中，而在C函数__os_swtich_task中，OS_SP_BK的值被保存在当前任务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），然后将新任务的current->sp赋值给OS_SP_BK。 此时，进入汇编器，汇编器将OS_SP_BK的值赋给SP，从而完成新旧堆栈指针的切换；
让我们仔细看看整个过程。 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），并调用SAVE_TASK_CONTEXT将上下文压入current->sp。 ，SP复制到OS_SP_BK，调用__os_swtich_task将OS_SP_BK保存到current->sp，调度__os_swtich_task使current指向新任务，然后将新任务的current->sp赋值给OS_SP_BK，并将OS_SP_BK复制到SP ，然后SP指向新的任务栈，调用RESUME_TASK_CONTEXT恢复上下文，并调用RETI使PC指向新的任务执行地址；
在__timer_isr0处理程序中，系统堆栈OS_SYSTEM_STK_SP也被分配给SP。 这主要是为了在调用__timer_isr0中的C函数时，将返回地址压入系统堆栈而不是任务堆栈，这样就可以将任务上下文的弹出和堆栈的弹出区分开来-中断程序调用的函数的弹出和弹出，更容易区分和处理；
2 创建任务
任务创建是使用__os_create_task实现的，也可以使用宏定义os_create_task来创建。 第一个任务是由system.c 的os_init 代码创建的。 该任务称为空任务或系统任务，以区别于主任务。 主任务创建的任务称为用户任务； 创建空任务时，当前指针指向空任务。 任务切换过程中，当前指针始终指向当前任务；
任务创建后，使用单向循环链表进行管理。 不同状态的任务都使用同一个链表。 第一个用户任务创建后，将排在空任务后面。 创建的第二个用户任务将排在第一个用户任务后面。 完成任务后，依此类推； 所有任务创建完成后，调用os_start之前，每个任务的tcb及其对应的栈数据结构如下，其中tcb只列出了部分字段；
3 加载第一个任务
在任务切换的介绍中，提到了CPU在旧任务和新任务之间切换在线文本和PC。 那么第一个老任务是谁呢？ 答案是os_load_current_task。 该函数通过__os_load_current_task间接将current->sp的值赋给SP。 它还调用__os_load_current_task执行RESUME_TASK_CONTEXT和RET来“强制”恢复当前任务的上下文和PC，从而导致CPU进入current指向的地址执行指令；
4 调度算法
调度算法的实现参见__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。 每个任务以统一的时间片长度运行。 时间片用完后，顺序切换到任务链表中的下一个任务执行；
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；
在实时系统中，以任务的ID作为运行优先级，空任务的优先级最低。 为了算法简单，用户任务中，任务ID创建越早，优先级越高； 实时系统每次调度时，所有处于就绪态且优先级最高的任务都会被执行；
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
三种调度方式在获取CPU使用权方面的区别：分时操作系统除了os_start外，完全依赖时间片的到来； 非抢占式操作系统依赖于优先级，一旦获得了CPU，如果任务不活跃，如果调用os_delay来释放CPU，CPU就会一直被占用。 即使高优先级任务处于就绪状态，也不能抢占低优先级任务的CPU。 抢占式操作系统依赖于优先级。 如果更高优先级的任务进入就绪状态，高优先级的任务就会抢占CPU。 如果高优先级任务不通过os_delay主动释放CPU，低优先级任务将永远无法获得CPU的使用权；
0x06 测试代码
Main.c编写了几个测试代码来测试和观察不同调度模式的性能。 读者可以修改宏定义TEST_MODE来选择使用哪种测试代码。 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，建议尝试不同的延迟值，观察阻塞os_delay后的性能。 您可以使用在线模拟来调试和跟踪任务切换，从而获得更深入的了解；
Easy OS源代码下载链接
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