摘要：Small RTOS51是一款重要的小型實時內(nèi)核，消息隊列是其提供的重要任務(wù)間通信的機制。針對其消息隊列實現(xiàn)代碼中的缺陷以及可能導(dǎo)致的消息丟失這一嚴重問題，從操作系統(tǒng)等待與喚醒機制理論的角度出發(fā)，剖析Small RTOS51內(nèi)核在消息隊列甚至互斥型信號量等實現(xiàn)機制上的漏洞所在；進一步指出原內(nèi)核實現(xiàn)方式的修改方法，以及《Small RTOS51中消息隊列的一處隱患》作者提出的第2種修改方法的完美實現(xiàn)。

關(guān)鍵詞：Small RTOS51 消息隊列 喚醒模型 隱患分析

引言

　　貴刊2005年第7期《Small RTOS51中消息隊列的一處隱患》一文，對Small RTOS51V1.12.1版本的消息隊列機制進行了周密的分析，不但找出了問題所在，也提出了相應(yīng)的兩種解決方法[1]。實時嵌入式系統(tǒng)對于安全性有很高的要求，作為實時嵌入式系統(tǒng)的內(nèi)核，不但要求精簡高效，更要加強安全，防止因操作系統(tǒng)出錯而在應(yīng)用領(lǐng)域?qū)е聻?zāi)難性的后果。因此原文作者所做的工作極有價值，同時也感謝貴刊對這一領(lǐng)域的高度重視。

　　因為這一問題涉及到內(nèi)核的等待與喚醒機制，并且正是由于對內(nèi)核的等待與喚醒機制的理解與運用不同，才導(dǎo)致了問題的出現(xiàn)，所以本文從操作系統(tǒng)理論的高度以及目前主流的實時內(nèi)核的實現(xiàn)方法兩方面入手論述這一問題，并揭示如何才能完美實現(xiàn)原文的第2種方法。

1 內(nèi)核喚醒機制的三種模型

　　當利用系統(tǒng)調(diào)用接口獲取資源時，如果資源不滿足，系統(tǒng)調(diào)用可以返回錯誤，也可以根據(jù)選項懸掛等待；當有任務(wù)釋放資源從而資源可以滿足時，就要將資源等待隊列中的相關(guān)任務(wù)喚醒。喚醒模型有三種[2]：
第1種，將該資源等待隊列中的任務(wù)全部喚醒，讓這些任務(wù)與系統(tǒng)中的其他任務(wù)平等竟爭資源。這種策略會使系統(tǒng)在一段時間內(nèi)繁忙，因為最終只有一個任務(wù)獲取到資源，其他任務(wù)可能將經(jīng)歷一個從就緒態(tài)到運行態(tài)再到阻塞態(tài)的過程。這種現(xiàn)象在操作系統(tǒng)理論上稱為“千軍萬馬奔騰”。就目前的一些主流實時內(nèi)核VxWorks、Nucleus、uC/OS?II等來講，都沒有采用這種策略。

　　第2種，將該資源等待隊列中的一個任務(wù)喚醒，依據(jù)所采用的策略不同，可以是等待任務(wù)中優(yōu)先級最高的，也可以是第1個進入等待隊列中的任務(wù)。這個任務(wù)被喚醒后將和系統(tǒng)中的其他任務(wù)一起競爭這個資源。如果這個任務(wù)最終沒有競爭到這個資源，它將再次進入該資源的等待隊列并進行任務(wù)調(diào)度。

　　第3種，將該資源等待隊列中的一個任務(wù)喚醒，依據(jù)所采用的策略不同，可以是等待任務(wù)中優(yōu)先級最高的，也可以是第1個進入等待隊列中的任務(wù)，這點和第2種方法是一樣的。和第2種情況不同的是，這個任務(wù)被指定為資源的獲得者。主流實時內(nèi)核VxWorks、Nucleus、uC/OS?II等都采用這種策略。以VxWorks為例，其內(nèi)核文檔指出[3]：“任務(wù)或ISR調(diào)用msgQSend()向消息隊列發(fā)送消息。此時如果沒有任務(wù)在等待該隊列中的消息，那么該消息進入消息隊列的緩沖；如果有任務(wù)等待該隊列的消息，那么這個消息立即提交給第1個等待的任務(wù)?！边@段話有兩方面的含義：① 明確指出第1個等待的任務(wù)獲得資源；② 第1個等待的任務(wù)獲得資源的方式是直接從消息的發(fā)送者那里獲得，也就是說這個消息將不進入消息隊列進行緩沖，消息在發(fā)送者和接收者之間進行手把手的傳遞。對于這種機制的實現(xiàn)，可以以著名的源代碼公開的實時嵌入式操作系統(tǒng)Nucleus為例。下面是Nucleus內(nèi)核關(guān)于接收消息的一段精彩的代碼：
else {
　　/* 消息隊列為空，決定是否懸掛等待*/
　　if (suspend) {
　　　　/* 增加等待該消息隊列的任務(wù)數(shù)量 */
　　　　queue -> qu_tasks_waiting++;
　　　　/* 填充懸掛塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并且懸掛該任務(wù)*/
　　　　suspend_ptr =&suspend_block;
　　　　suspend_ptr -> qu_queue=queue;
　　　　suspend_ptr -> qu_suspend_link.cs_next=NU_NULL;
　　　　suspend_ptr -> qu_suspend_link.cs_previous=NU_NULL;
　　　　suspend_ptr -> qu_message_area=
　　　　　　　　　　　　　　(UNSIGNED_PTR) message;
　　　　suspend_ptr -> qu_message_size=size;
　　　　task=(TC_TCB *) TCT_Current_Thread();
　　　　suspend_ptr -> qu_suspended_task=task;
　　　　/* 判斷該消息隊列的等待方式是先進先出還是按任務(wù)
　　　　的優(yōu)先級 */
　　　　if (queue -> qu_fifo_suspend) {
　　　　　　/* 是先進先出等待方式，將懸掛塊鏈入消息隊列
　　　　　　的等待鏈表 */
　　　　　　CSC_Place_On_List((CS_NODE **)
　　　　　　　　　　&(queue -> qu_suspension_list),
　　　　　　　　　　&(suspend_ptr -> qu_suspend_link));
　　　　}
　　　　else {
　　　　　　/* 按優(yōu)先級方式將懸掛塊鏈入任務(wù)等待鏈表的
　　　　　　合適位置 */
　　　　　　suspend_ptr -> qu_suspend_link.cs_priority =
　　　　　　　　　　　　　　TCC_Task_Priority(task);
　　　　　　CSC_Priority_Place_On_List((CS_NODE **)
　　　　　　　　　　　　&(queue -> qu_suspension_list),
　　　　　　　　　　　　&(suspend_ptr -> qu_suspend_link));
　　　　}
　　　　/* 懸掛調(diào)用任務(wù)，并自動取消該消息隊列的臨界區(qū)
　　　　保護 */
　　　　TCC_Suspend_Task((NU_TASK *) task,
　　　　　　　　　　　　NU_QUEUE_SUSPEND,
　　　　　　　　　　　　QUC_Cleanup, suspend_ptr, suspend);
　　　　/* 獲取該系統(tǒng)調(diào)用要求的返回狀態(tài)以及返回值*/
　　　　status =suspend_ptr -> qu_return_status;
　　　　*actual_size =suspend_ptr -> qu_actual_size;
　　　　}
　　　　else
　　　　/* 在消息隊列為空以及不等待的方式下，返回狀態(tài)
　　　　指示消息隊列為空*/
　　　　status =NU_QUEUE_EMPTY;
}

　　這段代碼是處理消息隊列中沒有消息時的情況的，并且在不進行懸掛等待時返回碼是NU_QUEUE_EMPTY，提示隊列為空。我們注意到在選擇懸掛等待的情況下，填充了suspend_ptr指針所指的一個懸掛塊結(jié)構(gòu)，suspend_ptr -> qu_message_area填充的是接收任務(wù)指定的接收緩沖區(qū)指針，suspend_ptr -> qu_message_size填充的是接收任務(wù)指定的接收消息長度。接下來依據(jù)不同的等待策略（任務(wù)優(yōu)先級或FIFO）,將填充好的消息隊列懸掛塊鏈入該消息隊列的懸掛等待鏈表中，進行任務(wù)調(diào)度。正是有了這個消息隊列懸掛塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，將來發(fā)送消息的任務(wù)依據(jù)這個懸掛塊中指定的接收消息緩沖區(qū)指針，把消息從發(fā)送任務(wù)直接復(fù)制到接收任務(wù)。當接收消息的任務(wù)被喚醒并獲得執(zhí)行權(quán)后，只是簡單地依據(jù)懸掛塊中的相關(guān)域的內(nèi)容返回系統(tǒng)調(diào)用而已。從上述分析可以看出，懸掛塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)起著重要的作用，它不僅標明了是哪個任務(wù)在等待，也標明了等待任務(wù)的一些詳細信息，同時也有結(jié)果狀態(tài)域。通過對Nucleus內(nèi)核定時器機制的分析得知，在任務(wù)等待資源超時的情況下，懸掛等待塊的結(jié)果狀態(tài)域?qū)⒈惶畛銷U_TIMEOUT。

2 針對Small RTOS51消息隊列的分析

　　有了上述三種模型的分析，很容易看出Small RTOS51V1.12.1版消息隊列所采用的是第2種模型，只是在實現(xiàn)時出現(xiàn)重大遺漏，被喚醒的任務(wù)沒有競爭到資源時應(yīng)重新進入等待表，而其內(nèi)核代碼卻沒有體現(xiàn)到這一點。這一點《Small RTOS51中消息隊列的一處隱患》的作者已經(jīng)分析得很清楚，其提出的第1種解決方案也很正確。重點是第2種解決方案。第2種解決方案屬于第3種模型，但其實現(xiàn)技術(shù)欠佳。正如原文作者所指出的那樣，第2種方案具有其自身不可調(diào)和的矛盾：“在發(fā)送消息的OSQIntPost（）函數(shù)中，如果檢測到有任務(wù)正在等待此消息，則并不把消息數(shù)(buf[0])加1”，但這個消息畢竟進入消息隊列了，這就造成了一種矛盾狀態(tài)，消息數(shù)與消息隊列中的實際消息不相符。為了實現(xiàn)第3種模型的效果，即被喚醒的等待任務(wù)獲取資源，在消息數(shù)為0的情況下，原文作者通過進一步判斷該任務(wù)是否還處在消息隊列的等待任務(wù)表中，來決定該任務(wù)是否從消息隊列中獲取消息；但消息數(shù)為0而消息隊列中還有消息卻為發(fā)送消息帶來隱患。要想解決這一矛盾，OSQIntPost（）在喚醒等待任務(wù)的同時就應(yīng)該將該消息傳遞給這個任務(wù)，這樣消息數(shù)仍然為0才不留隱患。uC/OS?II實現(xiàn)這一策略的技術(shù)是任務(wù)被喚醒后檢查任務(wù)控制塊中的OSTCBCur->OSTCBMsg這一數(shù)據(jù)域[4,5]，獲取到的消息指針在此。注意,OSQPost（）在有等待任務(wù)的情況下,如下處理：
　　if (pevent->OSEventGrp != 0x00) { /* 判斷是否有任務(wù)懸掛在消息隊列的等待表中　　　　　　　　　　　　*/28OS_EventTaskRdy(pevent, msg,OS_STAT_Q); /*將等待表中最高優(yōu)先級任務(wù)喚醒*/
　　　　OS_EXIT_CRITICAL();
　　　　OS_Sched(); /* 進行任務(wù)調(diào)度，運行最高優(yōu)先級任務(wù)*/
　　　　return (OS_NO_ERR);
　　}

　　即消息指針沒有進消息隊列并且消息指針通過OS_EventTaskRdy(pevent, msg, OS_STAT_Q)傳給被喚醒的任務(wù)。這一作法符合第3種模型。

　　由此可見，Small RTOS51V1.12.1要想實現(xiàn)第3種模型，其內(nèi)核的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)需要有一些變化，像原文第2種方案那樣修改代碼，是不能最終解決問題的。同Nucleus相比，實現(xiàn)消息隊列時，uC/OS?II雖然沒有引入懸掛等待塊的概念，但其通過在任務(wù)控制塊中引入相應(yīng)數(shù)據(jù)項來最終實現(xiàn)第3種模型，并且結(jié)果是在任務(wù)被喚醒后進行判斷的。

3 結(jié)論

　　雖然各種各樣的實時嵌入式操作系統(tǒng)千差萬別，但從操作系統(tǒng)理論的角度分析,很容易將它們納入到某一具體的模型;實現(xiàn)細節(jié)有很大的不同，但其實現(xiàn)的功能應(yīng)符合通用原理。在操作系統(tǒng)理論的指導(dǎo)下，結(jié)合具體的實例源代碼分析、理解和應(yīng)用，才能有更大的把握。

　　　　　　　　　　　　　　　　　參考文獻

1 陳皓. Small RTOS51中消息隊列的一處隱患. 單片機與嵌入式系統(tǒng)應(yīng)用，2005(7)
2 Jim Mauro,Richard McDougall.Solaris內(nèi)核結(jié)構(gòu).北京：機械工業(yè)出版社，2001
3 孔祥營,等. 嵌入式實時操作系統(tǒng)VxWorks及其開發(fā)環(huán)境Tornado. 北京：中國電力出版社，2001
4 Labrosse Jean J.uC/OS?II——源碼公開的實時嵌入式操作系統(tǒng).北京：中國電力出版社，2001
5 Labrosse Jean J.嵌入式實時操作系統(tǒng)uC/OS?II.北京：北京航空航天大學(xué)出版社，2003

韓明峰：碩士，主要研究方向為實時嵌入式系統(tǒng)。