vxWorks作為實時嵌入式系統，提供多樣的定時介面函式。下面結合我的專案經歷和網上的參考資料列舉一些常用的定時方式，並說明其注意事項。

一、taskDelay

    taskDelay(n)使呼叫該函式的任務延時n個tick(核心時鐘週期)。該任務在指定的時間內主動放棄CPU，除了taskDelay(0)專用於任務排程(將CPU交給同一優先順序的其他任務)外，任務延時也常用於等待某一外部事件，作為一種定時／延時機制。在沒有中斷觸發時，taskDelay能很方便地實現，且不影響系統整體效能

    這正是taskDelay使用的一個缺陷，使用時需要注意。taskDelay(n)表示任務延時至第n個系統時鐘到來的時刻，如圖1所示。如果在A時刻呼叫taskDelay(1)僅延時5 ms，則在B時刻taskDelay(1)就剛好是一個tick週期。可見需要10 ms的延時就必須呼叫taskDelay(2)才能實現。taskDelay有接近一1個tick的誤差存在，taskDelay(n)實際上是延時(n-1)tick～n tick的時間。延時精度為l／n，延時1s就是taskDelay(60)的誤差極限為1．6％，而taskDelay(1)的誤差極限將是100％。

    使用taskDelay需注意的另外一點是：即使經過n個tick，呼叫延時的任務也不保證返回執行狀態，可能有更高或相同優先順序的任務佔用了CPU。看了上面的介紹，就可以用它模擬實現Sleep函數了，程式碼如下：

ST_VOID sMsSleep (ST_LONG ms)
{
	int m = sysClkRateGet();/*獲取核心時鐘頻率*/
	m = 1000/m;
	m = ms/m + 1;/* taskDelay(n)實際上是延時(n-1)tick~n*tick的時間*/
	taskDelay(m);
}

下面是taskDelay的延時示意圖：

二、WatchDog

    VxWorks提供了一種通用的看門狗定時器機制。利用提供的函式，任何任務都可以建立一個看門狗定時器，經過指定的延時後，實現在系統時鐘ISR的上下文中執行指定的程式。需要注意的是，看門狗定時觸發的程式是在中斷級別上執行，而不是在任務的上下文中。因此，看門狗定時掛接的程式編寫有一定的限制，這個限制條件與中斷服務程式的約束是一樣的

    通過wdCreate()可以建立一個看門狗定時器。呼叫wdStart()啟動定時器，延時引數同taskDelay一樣以tick為單位，同時還須指定定時完成後要呼叫的程式。如果應用程式同時需要多個看門狗函式，則應使用wdCreate()產生多個獨立的看門狗ID。因為對於給定的看門狗ID，通過wdStart()只能關聯一個看門狗函式。在指定的tick計數到達之前，要取消一個看門狗計時器，可以通過呼叫wdCancel()實現。每呼叫一次wdStart()，看門狗定時器只執行一次，因此對於一些要求週期性執行的應用程式，要獲得該效果，則定時器函式本身必須通過遞迴呼叫wdStart()來重新啟動定時器。

    如果利用看門狗定時器實現延時，則存在與taskDelay一樣的精度上的缺陷，以tick為基準．並且看門狗關聯的函式所受的限制很大，這也是使用不便的一個方面。不過啟動看門狗的任務不會被阻塞，因為wdStart()呼叫立即返回並繼續執行。

三、sleep／nanosleep

    sleep()和nanosleep()是VxWorks提供的延時函式介面。但是在實際應用時，預設是沒有新增的，得手動新增。sleep以s為單位，nanosleep可以提供更精確的延時；傳參是時鐘的結構體，引數可以精確到ns，但實際上只能做到大於或等於這個時問。因為skep或nanosleep函式延時的時間基準仍是tick，呼叫此函式的任務處於任務延時狀態，這點與taskDelay()一致。不同的地方是，taskDelay()是用於任務排程，taskDelay(O)有其自身的含義，而sleep(O)則是沒有意義的。前面提過，taskDelay(n)延時時間為(n-1)tick～ntick，而sleep／nanosleep則保證實際延時時間大於或等於設定的時間引數。實驗程式碼如下：

void testTimer(int sec,int nsec)
{
	struct timespec tm;
	tm.tv_sec = sec;
	tm.tv_nsec = nsec;
	nanosleep(&tm,NULL);
}

四、高精度時鐘sysTimeStamp

    sysTimeStamp()也稱“時間戳”。是通過系統時鐘實現的。剛開始也覺得費解，系統時鐘的定時週期就是tick，怎麼實現高精度時鐘呢?通過讀BSP底層程式碼發現，sysTimeStamp其實是通過讀取該定時器的當前計數值來獲取高精度定時的。通過sysTimestampFreq()函式可以得到系統時間戳的頻率，它往往反映的是CPU定時器的基準頻率。當然，如此高的解析度只能是一個理想值，不同的系統不一定都能實現。畢竟該時間戳的實現方式有一個致命的弱點：通過查詢方式。系統時鐘定時中斷是以ticb：為單位的，進一步提高解析度讀取定時器計數值(CPU的一個特殊功能暫存器)，只能是查詢方式實現。程式碼示例如下：

void msDelay(int ms)
{
	int t,t1,t2;
	t1 = sysTimestamp(); /*記錄上一輪的時間戳*/
	do{
		t = 0;  /*計數清零*/
		while(t < sysTimestampFreq()/1000)
		{
			t2 = sysTimestamp();  /*讀取當前時間戳*/
			if(t2 > t1)
				t += (t2-t1);
			else
				t += t2;
			t1 = t2;
		}
	}while(ms--);
}

    這種定時方式比較佔用系統資源，且只適用於短時間的定時，但是實現方便。為確保定時準確，應在鎖定中斷情況下呼叫sysTimestamp；否則，應考慮使用sysTimes-tampLock函式。

五、輔助時鐘

    輔助時鐘是利用目標板上CPU的另一個定時器(除了系統時鐘之外)中斷實現的。它可以靈活配置實現高解析度的定時，而且容易實現ms級甚至μs級定時。VxWorks提供了一系列與系統時鐘相同的操作介面，使用者可以方便地掛接自己的中斷處理函式，時鐘解析度的高低取決於硬體定時器的精度和使用者中斷函式的長短。要將輔助時鐘作為精確的延時機制(如ms級延時)，可以通過這種方式實現。初始化程式先呼叫SysAuxClkRateSet()函式設定輔助時鐘中斷週期為1ms(一般在contig．h檔案中AUX_CLK_RATE_MIN和AUX_CLK_RATE_MAX之間，對中斷頻率作了限定，如果需要可以對此巨集定義修改)，再通過ysAuxClkConneet()?將使用者處理函式連線到輔助時鐘中斷上，使用者處理函式可以為SemGive(semTimer)釋放一個同步訊號量。編寫一個msDelay(intms)作為其他任務呼叫介面，函式程式碼如下：

void msDelay(int ms)
{
	int i;
	sysAuxClkEnable();  /*啟動輔助定時器*/
	for(i = 0;i < ms;i++)
		semTake(semTimer);  /*等待定時中斷釋放訊號量*/
	sysAuxClkDisable();
}

    這種方式能實現十分精確的定時，呼叫延時的任務處於任務阻塞狀態。但是使用上仍存在缺陷，不能實現多個任務同時呼叫，且需要CPU的一個時鐘資源，如果沒有多餘的時鐘，那麼這一方法就不能實現。

    另外還需要注意一點：Tornado的除錯工具Browser一>SpyChart的實現原理是利用輔助定時器產生中斷，並記錄當前被中斷的任務，由抽樣資料反映各任務CPU佔用率的情況。因此如果除錯程式中使用了輔助定時器，那麼使用Spy Chart時定時處理函式會被重新掛接，原有定時掛接的程式將得不到進行。反之，如果在Spy Chart執行之後掛接輔助定時處理函式，那麼Spy Chart的執行將出現問題。實驗發現，執行Spy Chart後重新掛接輔助定時處理函式，Spy Chart即使選中自動重新整理，各任務狀態也不會更新。

    VxWorks提供的定時介面(不一定專門用於定時，也可間接實現)遠不只這些。具體使用哪種方式，應根據其精度、資源狀態和優先順序要求而定。