詳解多任務(wù)看門狗及喂狗方法
看門狗分硬件看門狗和 軟件看門狗。硬件看門狗是利用一個定時器電路，其定時輸出連接到電路的復(fù)位端，程序在一定時間范圍內(nèi)對定時器清零(俗稱“喂狗”)，因此程序正常工作時， 定時器總不能溢出，也就不能產(chǎn)生復(fù)位信號。如果程序出現(xiàn)故障，不在定時周期內(nèi)復(fù)位看門狗，就使得看門狗定時器溢出產(chǎn)生復(fù)位信號并重啟系統(tǒng)。軟件看門狗原理 上一樣，只是將硬件電路上的定時器用處理器的內(nèi)部定時器代替，這樣可以簡化硬件電路設(shè)計，但在可靠性方面不如硬件定時器，比如系統(tǒng)內(nèi)部定時器自身發(fā)生故障 就無法檢測到。當(dāng)然也有通過雙定時器相互監(jiān)視，這不僅加大系統(tǒng)開銷，也不能解決全部問題，比如中斷系統(tǒng)故障導(dǎo)致定時器中斷失效。
看門狗本身不是用來解決系統(tǒng)出現(xiàn)的問題，在調(diào)試過程中發(fā)現(xiàn)的故障應(yīng)該要查改設(shè)計本身的錯誤。加入看門狗目的是對一些程序潛在錯誤和惡劣環(huán) 境干擾等因素導(dǎo)致系統(tǒng)死機而在無人干預(yù)情況下自動恢復(fù)系統(tǒng)正常工作狀態(tài)？撮T狗也不能完全避免故障造成的損失，畢竟從發(fā)現(xiàn)故障到系統(tǒng)復(fù)位恢復(fù)正常這段時間 內(nèi)怠工。同時一些系統(tǒng)也需要復(fù)位前保護(hù)現(xiàn)場數(shù)據(jù)，重啟后恢復(fù)現(xiàn)場數(shù)據(jù)，這可能也需要一筆軟硬件的開銷。
圖1：(a) 多任務(wù)系統(tǒng)看門狗示意圖;(b) 相應(yīng)的看門狗復(fù)位邏輯圖
在單任務(wù)系統(tǒng)中看門狗工作原理如上所述，容易實現(xiàn)。在多任務(wù)系統(tǒng)中情況稍為復(fù)雜。假如每個任務(wù)都像單任務(wù)系統(tǒng)那么做，如圖1(a)所示，只要有一個 任務(wù)正常工作并定期“喂狗”，看門狗定時器就不會溢出。除非所有的任務(wù)都故障，才能使得看門狗定時器溢出而復(fù)位，如圖1(b)。
而往往我們需要的是只要有一個任務(wù)故障，系統(tǒng)就要求復(fù)位。或者選擇幾個關(guān)鍵的任務(wù)接受監(jiān)視，只要一個任務(wù)出問題系統(tǒng)就要求復(fù)位，如圖2(a)所示，相應(yīng)的看門狗復(fù)位邏輯如圖2(b)所示。
在多任務(wù)系統(tǒng)中通過創(chuàng)建一個監(jiān)視任務(wù)TaskMonitor，它的優(yōu)先級高于被監(jiān)視的任務(wù)群Task1、Task2...Taskn。 TaskMonitor在Task1~Taskn正常工作情況下，一定時間內(nèi)對硬件看門狗定時器清零。如果被監(jiān)視任務(wù)群有一個Task_x出現(xiàn)故 障，TaskMonitor就不對看門狗定時器清零，也就達(dá)到被監(jiān)視任務(wù)出現(xiàn)故障時系統(tǒng)自動重啟的目的。另外任務(wù)TaskMonitor自身出故障時，也 不能及時對看門狗定時器清零，看門狗也能自動復(fù)位重啟。接下來需要解決一個問題是：監(jiān)視任務(wù)如何有效監(jiān)視被監(jiān)視的任務(wù)群。
圖2：(a) 多任務(wù)系統(tǒng)看門狗示意圖;(b) 正確的看門狗復(fù)位邏輯圖
在TaskMonitor中定義一組結(jié)構(gòu)體來模擬看門狗定時器組，
typedef struct
{
UINT32 CurCnt, LastCnt;
BOOL RunState;
int taskID;
} STRUCT_WATCH_DOG;
該結(jié)構(gòu)體包括被監(jiān)視的任務(wù)號taskID，用來模擬“喂狗”的變量CurCnt、LastCnt(具體含義見下文)，看門狗狀態(tài)標(biāo)志RunState用來控制當(dāng)前任務(wù)是否接受監(jiān)視。
被監(jiān)視的任務(wù)Task1~Taskn調(diào)用自定義函數(shù)CreateWatchDog(int taskid)來創(chuàng)建看門狗，被監(jiān)視任務(wù)一段時間內(nèi)要求“喂狗”，調(diào)用ResetWatchDog(int taskid)，這個“喂狗”動作實質(zhì)就是對看門狗定時器結(jié)構(gòu)體中的變量CurCnt加1操作。TaskMonitor大部分時間處于延時狀態(tài)，假設(shè)硬件 看門狗定時是2秒，監(jiān)視任務(wù)可以延時1.5秒，接著對創(chuàng)建的看門狗定時器組一一檢驗，延時前保存CurCnt的當(dāng)前值到LastCnt，延時后比較 CurCnt與LastCnt是否相等，都不相等系統(tǒng)才是正常的。需要注意的是CurCnt和LastCnt數(shù)據(jù)字節(jié)數(shù)太小，而“喂狗”過于頻繁，可能出 現(xiàn)CurCnt加1操作達(dá)到一個循環(huán)而與LastCnt相等。
如果有任意一組的CurCnt等于LastCnt，認(rèn)為對應(yīng)接受監(jiān)視的任務(wù)沒有“喂狗”動作，也就檢測到該任務(wù)出現(xiàn)故障需要重啟，這時候 TaskMonitor不對硬件看門狗定時器清零，或者延時很長的時間，比如10秒，足以使得系統(tǒng)重啟。反之，系統(tǒng)正常，Task1~Taskn定期對 TaskMonitor“喂狗”，TaskMonitor又定期對硬件看門狗“喂狗”，系統(tǒng)就得不到復(fù)位。還有一點，被監(jiān)視任務(wù)可以通過調(diào)用 PauseWatchDog(int taskid)來取消對應(yīng)的看門狗，實際上就是對STRUCT_WATCH_DOG結(jié)構(gòu)體中的RunState操作，該標(biāo)志體現(xiàn)看門狗有效與否。
這種方式可監(jiān)視的最大任務(wù)數(shù)由STRUCT_WATCH_DOG結(jié)構(gòu)數(shù)據(jù)的個數(shù)決定。程序中應(yīng)該有一個變量記錄當(dāng)前已創(chuàng)建的看門狗數(shù)，判斷被監(jiān)視任務(wù)Task1~Taskn是否“喂狗”只需比較CurCnt與LastCnt的值n次。
圖3：系統(tǒng)復(fù)位邏輯圖。
硬件看門狗監(jiān)視TaskMonitor任務(wù)，TaskMonitor任務(wù)又監(jiān)視其他的被監(jiān)視任務(wù)Task1~Taskn，形成這樣一種鏈條。這種方 式系統(tǒng)的故障圖表示如圖3所示。被監(jiān)視任務(wù)Task1~Taskn及TaskMonitor都是或的關(guān)系，因此被監(jiān)視的任一任務(wù)發(fā)生故障，硬件電路看門狗 就能復(fù)位。
為實現(xiàn)多任務(wù)系統(tǒng)的看門狗監(jiān)視功能額外增加了TaskMonitor任務(wù)，這個任務(wù)占用執(zhí)行時間多少也是一個重要問題。假設(shè) TaskMonitor任務(wù)一個監(jiān)視周期延時1.5秒，此外需要執(zhí)行保存當(dāng)前計數(shù)值，判斷是否“喂狗”等語句，它的CPU占用時間是很小的。用一個具體的 試驗證實，使用50M工作頻率的CPU(S3C4510)，移植vxWorks操作系統(tǒng)，cache不使能條件下監(jiān)視10個任務(wù)，每個監(jiān)視周期占用 220~240微秒？梢娫撊蝿(wù)絕大多數(shù)時間都處于任務(wù)延時狀態(tài)。
被監(jiān)視任務(wù)可能有獲取消息、等待一個信號量等的語句，往往這個消息、信號量的等待是無限期的等待。這就需要將這類語句作一些修改。比如在vxWorks中將一次無期限的獲取信號量操作
semTake(semID, WAIT_FOREVER); // WAIT_FOREVER為無限時間等待
分解為
do
{
ResetWatchDog; // “喂狗”操作
}while(semTake(semID, sysClkRateGet( )) != OK); // 1s內(nèi)的等待信號量操作
多次的時間范圍內(nèi)的獲取信號量操作，這樣才能保證及時“喂狗”。
另外需要注意的是系統(tǒng)中是否有的任務(wù)優(yōu)先級比TaskMonitor高并且長時間處于執(zhí)行狀態(tài)，TaskMonitor長時間得不到調(diào)度，使得看門狗錯誤復(fù)位。良好的任務(wù)劃分，配置是不應(yīng)該出現(xiàn)這種高優(yōu)先級任務(wù)長期執(zhí)行狀況的。
編輯：admin 最后修改時間：2018-05-18
