总览

• 基本调度机制：【实时调度策略的具体实施】
• 创建任务、删除任务、挂起任务、改变任务优先级、任务堆栈检查、获取任务信息……

• 任务协调机制:【多任务协同并发运行】
• 任务件通信、同步、互斥访问共享资源

• 内存管理机制：【确保内存有效使用】
• 为任务和数据分配内存空间

• 事务处理机制：【对应中断和时间管理】
• 【事件触发event-triggered机制】：对应中断。
• 中断用于接受和处理系统外部/内部事件。
• 【时间触发time-triggered机制】：对应时间管理。
• 维护系统时钟
• 记录多任务时间参数（周期、截止时间）

2.1 任务调度机制

2.1.1 什么是任务

• 任务是一个可执行的软件实体，它负责执行一些特定的操作。它包括一个指令序列、相关的数据以及计算机资源

• 任务是一个无限循环的函数。它就像一个普通函数一样需要接收参数，但是它永远不会返回。任务的返回值类型永远是void。
• 函数VS任务：
• 函数：是静态代码块，由任务调用，不能独立运行，依赖于任务上下文。不参与 OS 的调度。
• 任务：是动态运行的实体，通过 OSTaskCreate() 等 API 创建，由 OS 管理，具备独立上下文和栈空间。

2.1.2 任务的特点

• Concurrence（Simultaneousness）(并发性)
• 由于系统中多个任务并发执行，这些任务宏观上是同时运行的，微观上仍然是串行的。

• Independence & Asynchrony (dependence & Synchrony)（异步独立性）
• 任务间相互独立，不存在前驱和后继的关系。按照各自的运行速度运行。
• 反之，任务间相互依赖，则任务具有同步性。

• Dynamic（动态性）
• 就跟操作系统课上讲的是一样的，就是进程是一个动态实体，而程序是一个静态实体。
• 程序（Program）是静态实体：它是存储在磁盘或内存中的一组指令或代码，没有执行过程，仅仅是一段静态的数据。进程（Process）或任务（Task）是动态实体：它是程序在执行时的实例，有动态的运行状态，包含了执行中的指令、数据、栈、寄存器、资源等。

• 任务具有动态性、异步独立性、并发性

2.1.3 任务、线程、进程

• 进程（Process）：资源分配的基本单位。独立运行的程序实例，具有独立的地址空间、独立资源、独立生命周期，包含多个线程。

• 线程（Thread）：操作系统调度的基本单位。运行在进程的地址空间内，是进程中的可独立调度执行单元，共享进程资源。

• 任务（Task）：RTOS 中的可独立调度的执行单元。在嵌入式 RTOS 中，任务 ≈ 线程，表示 OS 中可独立调度的运行实体。（每个任务/线程具有独立堆栈、上下文和运行状态。任务/线程的切换由内核进行调度，任务/线程的调度策略由操作系统负责管理。任务/线程都支持并发执行，并通过调度机制进行管理。）

进程和线程的区别：

只需要把任务当成一个线程就好了。而线程是没有内存隔离的，而进程是有内存隔离的。RTOS只实现了多线程。线程之间是共享地址的，能够访问相同的全局变量。当前线程的地址对于其他线程是可见的，如果修改了当前线程的数据，其他线程是可以知道并且能够访问的。进程之间不能相互访问对方的变量，数据变化不会影响其他进程，一般通过地址保护和虚拟地址来实现。

💡

上图中创建了一个进程，那么这个时候就会存在内存隔离，那么在进程test中的变量i就是主进程中i的一份拷贝，所以在主进程中执行i++并不会影响进程test中的i，所以在进程i中数据i的值应该为1。

💡

上图中创建了一个任务，而任务相当于是一个线程，他的地址空间是与其他在同一进程中的线程共享的，所以在主线程中执行i++将影响test线程地址空间中的i变量，所以test任务将输出2。

 

2.1.4 任务的执行体

2.2 OS_TCB

2.2.1 TCB的成员

• OSTCBStkPtr：任务栈指针指向任务栈，是TCB的第一个成员，存放在地址最低处
• 在进程中的每个线程都有自己独立的堆栈，该变量在任务的栈顶
• 静态申请了大小为OSTASKSTATSTKSIZE的一片内存空间，调用 OSTaskCreateO创建一个任务。该任务用来统计任务的运行信息。其中第三个参数是传递栈顶的指针，OS_STKGROWTH表示堆栈增长的方向，若OS_STK_GROWTH为1，表明方向为从高到低，否则从低到高。如果堆栈增长方向为从高到低，那么栈顶指针就为&OSTaskStatStk[OS_TASK_STAT_STKSIZE-1]：反之，则&OSTaskStatStk[0]。
• 模拟栈需要事先被定义。

• OSTCBNext与OSTCBPrev：用于存已经初始化的TCB队列（即OSTCBList）中的下一个和前一个TCB（已初始化队列是一个双向链表，是为了便于进行快速的链表操作。这样只要找到一个TCB就能马上获取他的前后TCB并进行操作）
• 代码分析在后面

• 这里在额外说一下这些各种奇怪的组织TCB的结构。
• OSTCBTbl：用于存放所有的TCB块，是一个数组。
• 为的是空间的确定性（初始化的数量是根据用户的需求确定的，也就是用户需要的最低优先级）
• OSTCBFreeList：用于记录空闲的TCB的链表。
• 空闲的任务控制块表示未被分配给任何任务的控制块。
• 初始化的时候执指向的是OSTCBTbl的头部，默认所有的TCB都是空闲的，直至它们被分配给给实际任务
• 当创建一个新任务时，系统会从 OSTCBFreeList 中取出一个空闲的 TCB 并将其分配给新任务。一旦任务结束或销毁，其对应的 TCB 会被归还到 OSTCBFreeList 中，成为新的空闲控制块。
• OSTCBList：用于记录已经被分配并正在使用中的TCB的链表（初始化的时候为空）
• 当任务处于运行状态时，它的 TCB 就会被添加到 OSTCBList 中。
• 任务结束或被销毁时，TCB 会从 OSTCBList 中移除，并归还到 OSTCBFreeList 中。
• OSTCBPrioTbl：是一个表（通常是一个数组），用于存放已经初始化了的TCB的指针。
• OSTCBPrioTbl是一个指向任务控制块（TCB）的指针数组。每个任务在创建时，根据其优先级都会在 OSTCBPrioTbl 中的相应位置存储指向该任务控制块的指针。
• 表是根据任务的优先级来排序的，使得操作系统能够根据任务的优先级快速查找任务的 TCB。系统调度时，优先级较高的任务会被从 OSTCBPrioTbl 中优先取出执行。

• OSTCBDly：代表任务的延时Tick数
• 也就是任务需要等待多少个时钟周期后才能继续执行。
• 主动调用阻塞函数（如 OSTimeDly()）让出 CPU，触发调度器切换任务。

• OSTCBStat：代表任务的状态

• 任务的状态转换图如下（这个可跟操作系统课上讲的进程五态图不一样）：



• 在这个图中需要记一些会引起状态转换的典型事件，也就是上图中标红的部分（还需要额外记一个任务的删除。并且注意任务删除之后任务只是进入冬眠状态）
• Dormant（睡眠）：任务只以代码的形式存在，来交给操作系统管理，即没有分配任务 控制块和任务堆栈。
• Ready（就绪）：任务已经被创建，并被挂载到就绪队列中。
• Running（运行）：任务获得CPU的执行权。。
• Waiting（等待）： 任务因等待某个事件（如消息、信号量、时间延迟等）而暂停。需要等待一个事件的发生再运行，CPU使用权被剥夺。
• ISR（中断服务状态）：正在运行的任务一旦受到其他中断的干扰就会终止运行，转而执行 中断服务程序，这时处于中断服务状态。

• OSTCBPrio：代表任务的优先级（在uC中任务优先级唯一，就相当于是任务的ID号了）
• μC/OSI1支持64个优先级，分别对应优先级0~63，其中0为最高优先级，63为最低优先 级，最低的两个优先级分配给空闲(idle)任务和统计（stat）任务。系统保留了4个最高优先级任务和4个最低优先级任务，用户可以使用的任务数有56个。
• uC/OSII的优先级通过os_cfg.h文件(代码2.7)和ucosII.h文件(代码2.8)定义。
• OS_LOWEST_PRIO一旦被定义，意味着可供系统使用的优先级一共有 OS_LOWEST_PRIO+1个，它们分别是0、1、2、·、OS_LOWEST_PRIO。数字0表示任务的 优先级最高，数字越大则表示任务的优先级越低，最低优先级为OSLOWEST_PRIO。
• 分配统计任务（STAT）的优先级和空闲任务（IDLE）的优先级

• OSTCBX、OSTCBY、OSTCBBitX、OSTCBBitY：用于优先级位图法，牺牲空间赢得时间，以实现时间的确定性（关于优先级位图后面会详细介绍。只需要知道这这里带Bit的都是掩码就好了）

• OSTCBEventPtr：用于指向任务使用的事件（如信号量、互斥量、邮箱等）。这个定义主要是在任务退出时使用的。如果任务退出后还占用着事件，且无法释放这些事件，就会导致其他任务永远得不到这些事件，因此在退出时必须释放事件。
• 事件：通常指的是某些状态的发生或者是某些条件的满足，可以用来控制任务的执行。事件通常由信号量、互斥量、条件变量或消息队列等机制来实现。
• 事件的作用：事件可以用来在任务间进行同步或通信。例如，任务 A 可能等待一个事件（如一个信号量的释放、另一个任务的完成等），而任务 B 可能在某个条件满足时触发该事件，从而唤醒任务 A 继续执行。

（***）优先级位图法（略）

• 优先级位图法使用的数据结构

• 这里分为全局变量和TCB成员变量两部分进行介绍
• 全局变量
• OSMapTbl数组：掩码映射表，将一个0-7取值的数映射为对应的掩码（如传入1，则返回00000010）
• OSUnMapTbl数组：掩码取消映射表，获取一个8位数据中1所在的最低位（如传入10100100，则返回2）
• 上面这两个数组更像是一个定死的工具
• OSRdyGrp变量：记录优先级组的情况，即记录优先级位图中的某一行是否有任务在就绪队列中，如果有任务，则对应位置1
• OSRdyTbl数组：优先级位图的本体，在64优先级的情况下被初始化为8个8位数据组成的数组。若某个优先级当前有任务在就绪队列中，则该位为1
• TCB成员变量
• OSTCBX：当前任务优先级在优先级位图中的列号
• OSTCBY：当前任务优先级在优先级位图中的行号
• OSTCBBitX：OSTCBX对应的掩码
• OSTCBBitY：OSTCBY对应的掩码

（***）优先级位图法（详）

• OSRdyGrp变量：一个八位二进制数，每一位代表一个优先级组。记录优先级组的情况，即记录优先级位图中的某一行是否有任务在就绪队列中，如果有任务，则对应位置1。

• OSRdyTbl数组：优先级位图的本体，在64优先级的情况下被初始化为8个8位数据组成的数组。每个数组的成员即一个8位二进制数，代表一个组。若某个优先级当前有任务在就绪队列中，则该位为1。OSRdyTbl[x]表示x组的八个优先级，x与OSRdyGrp的x对应。
• eg：当OSRdyTbl[0]的八位数其中有一位为1，那么OSRdyGrp的第0位置1。

• 行掩码：OSTCBBitY 按位与 |= 设置对应位为1，保护其他位。
• 代表Y坐标，即第几行。

• 列掩码：OSTCBBitX
• 代表X坐标。

• TCB成员变量
• OSTCBY：当前任务优先级在优先级位图中的行号
• prio>>3 将优先级右移三位，相当于/8，得到行号，确定优先级所在的组。目的为了获取prio的高三位的值。高三位代表优先表中的行号。
• OSTCBX：当前任务优先级在优先级位图中的列号
• prio & 0x07 按位与操作常用于提取特定位的值。掩码0x07（00000111），目的为了获取prio的低三位的值。低三位代表优先表中的列号。
• OSTCBBitX：OSTCBX对应的掩码
• OSTCBBitY：OSTCBY对应的掩码

• 全局变量
• OSMapTbl：数组，掩码映射表（优先级映射表），用于将位位置（0-7取值）的数转换为对应的掩码。如传入1，则返回00000010
• 当 index=0 时，OSMapTbl[0] = 0x01（二进制：00000001）。
• 当 index=1 时，OSMapTbl[1] = 0x02（二进制：00000010）。
• 依此类推，直到 index=7 时，OSMapTbl[7] = 0x80（二进制：10000000）。
• OSUnMapTbl：数组，掩码取消映射表，获取一个8位数据中1所在的最低位（如传入10100100，则返回2）
• 遍历可能的8位二进制掩码（0~255），0—>00000000(0),1→00000001(0),2→00000010(1)，3—>00000011(0),直到255→11111111(0),共256个数，存在一个OSUnMapTbl[256]中。
• 上面这两个数组更像是一个定死的工具

• 因为优先级为0~63（64个优先级），如果一个优先级转化为8位INT8U型的变量表示，那么第7位和第6位一定是0，其他位可能为1，也可能为0。
• 高 3 位的值对应 OSRdyGrp 指示的优先级表的组数 Y
• 低 3 位的值对应 OSRdyTbl[Y] 指示的优先级表的相应优先级。

• 对于OSRdyGrp变量，由于需要置入就绪队列的任务优先级为35，位于优先级分组4中，所以需要将OSRdyGrp的第四位置1。这个时候OSTCBBitY与OSTCBBitX 的作用就展现出来了.因为OSTCBBitY就是00010000.所以有赋值语句：OSRdyGrp |= ptcb->OSTCBBitY

• 对于OSRdyTbl变量，由于需要置入就绪队列的任务优先级为35，应该位于优先级分组4中的第3个，所以需要将该为置1。
• 首先需要先取出改组的优先级情况，即为OSRdyTbl[ptcb->OSTCBY]（OSTCBY就是行号）
• 然后需要将第三位置1，同样的OSTCBBitX的值就是00001000，所以有语句OSRdyTbl[ptcb->OSTCBY] |= ptcb->OSTCBBitX

三个使用优先级位图法的地方

• 任务进入就绪队列

• 任务退出就绪队列
• 退出就绪队列同样需要提供任务的优先级。实际上就只需要修改OSRdyTbl数组与OSRdyGrp变量即可。
• 唯一需要注意的点是，如果OSRdyTbl中该行（该行指的是需要被移出就绪队列的任务所在的行）中对应当前任务的位被置0后该行没有任务了（即OSRdyTbl[Y]中8位全为0），这个时候才需要将OSRdyGrp的对应位置0。
💡
&=:精准清除某一位。
• 保留原值：任何位与1运算，清除原值：任何位与0运算
• 掩码作用：标记需要操作的位
• 保留位：掩码中对应位为1，表示保留原值。
• 清除位: 掩码中对应位为0，表示强制清0。
• 生成掩码：
• 精准清除
💡
|=:精准控制哪一位设置为1
• 保留原值：任何位与0与运算。置1：任何位与1与运算
• 掩码作用：标记需要操作的位
• 保留位：掩码中对应位为0，表示保留原值。
• 置1位: 掩码中对应位为1，表示精准置1。
• 生成掩码：
• 精准清除

• 找到最高优先级任务

• 上图是INT8U const OSUnMapTbl[256]
• 这里需要详细介绍一下。就以64位位图为例。需要知道的是，寻找最高优先级的任务是与特定的TCB无关的，所以并不会涉及到TCB成员变量的操作。
• 首先需要寻找最高优先级任务所在的优先级组，这个时候就需要使用OSUnMapTbl数组了，它返回的是传入8位数据中的1所在的最低位置。（如传入10100100，则返回2）
• 故有语句：y = OSUnMapTbl[OSRdyGrp];此时y就是最高优先级任务的所在的行号了（就相当于是TCB的成员变量OSTCBY）
• 获取到行号之后就需要查找最高优先级任务在当前分组中的列号了，同样需要使用OSUnMapTbl。但是此时传入的参数就不再是OSRdyGrp，而应该是优先级位图.
• 所以最高优先级任务的列号应该为：x = OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]]); 即第y组的那个8位优先级数中1所在的最低位置。（eg：01001000，返回值为3）
• 知道行号和列号之后就可以计算出最高优先级：
• OSPrioHighRdy= (INT8U)((y << 3) +OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]]);
• 实际上就是行号*8+列号。
• 而如果查找到了最高优先级，就能通过OSTCBPrioTbl数组找到最高优先级任务的TCB
OS_TCB *ptcb = OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];

2.3 任务创建

OSTaskCreate()

• task：一个函数指针，指向任务所开始的函数，当任务第一次被调度运行时，就会从函数开始处运行。接收一个void *类型的参数。

• p_arg：传递给任务函数的参数指针

• ptos：任务堆栈的栈顶指针。

• prio：任务的优先级。

2.3.1 临界区代码保护

• 进入临界区，检查是否在中断中创建任务，如果在则退出临界区，返回错误
• 中断：是计算机系统中的一种异步事件，它允许外部设备或内部事件在正常程序运行时打断当前任务的执行，转而执行一个预先定义好的函数（即中断服务程序，ISR）。一旦中断处理完成，控制权会返回给原本正在执行的任务。
• 基本流程：触发中断→保存上下文→执行中断服务例程（ISR)→恢复上下文
• 嵌套中断：如果系统允许多个中断嵌套，即当前处理中断后，又有新的中断发生，可以打断当前中断并处理中断。
• 临界段代码：是指一段代码，在执行时需要独占对共享资源（如全局变量、硬件设备等）的访问。
• 多个任务可能会同时访问这些共享资源，如果没有同步机制，可能导致数据不一致、竞态条件或其他意外错误。因此，临界区需要加锁保护，以防止中断或其他任务同时访问。
• 进出临界区：
• 进入临界区：通过禁用中断来防止中断发生，保证当前任务的操作不被打断，从而确保临界区内的操作能够原子性地完成（即不受干扰地一次性完成）。
• 退出临界区：当临界区操作完成后，恢复中断，使得系统能够响应新的中断请求。
• OSIntNesting > 0：OSIntNesting 是一个全局变量，表示当前中断的嵌套层数。操作系统会追踪中断的嵌套层级。初始时，OSIntNesting 为 0，表示系统没有处理中断；如果发生中断，OSIntNesting 会增加，表示进入了中断。
• 为什么不能在中断中创建任务？：中断和任务创建涉及的资源竞争，可能会同时访问和修改共享的系统资源（如任务队列、优先级表等）。同时中断需要快速响应，任务创建也可能影响中断响应性。

• 检查任务优先级是否已被占用,在临界区内进行对OSTCBPrioTbl的修改。
• OSTCBPrioTbl是一个指向任务控制块（TCB）的指针数组。每个任务在创建时，都会在 OSTCBPrioTbl 中的相应位置存储指向该任务控制块的指针。
• 一旦确认该优先级位置为空（未占用），操作系统会通过 OSTCBPrioTbl[prio] = (OS_TCB *)1; 来标记该优先级为已占用。
• 这里的 (OS_TCB *)1 只是一个占位符，表示该位置已经被任务占用。实际上并不指向有效的任务控制块（TCB），而是仅仅表示该优先级位置已经被分配。之后，系统会继续为该任务分配实际的 TCB，并在任务创建过程中更新 OSTCBPrioTbl。
• OSTCBPrioTbl 是一个共享资源，不同任务可能会修改该表，因此我们需要保证在修改 OSTCBPrioTbl[prio] 时，不会有其他任务或中断同时访问该表，导致数据竞争。通过使用 OS_ENTER_CRITICAL()，操作系统确保进入这段代码后，其他任务和中断不能打断当前的操作。
• 退出临界区：任务堆栈和任务控制块的初始化不再涉及对共享资源的修改，因此可以退出临界区，允许其他任务和中断正常执行。避免了长时间占用临界区导致的系统响应迟缓。这种设计确保了任务创建的原子性和系统的实时性。

2.3.2 初始化任务栈

• 任务栈初始化：也就是进行模拟压栈（需要按照ARM要求的寄存器顺序压栈，编号高的寄存器需要压在高地址处）

• task：任务执行函数的入口地址/p_arg：任务参数的地址/ptos：栈顶指针/opt：预留参数保留/返回：调整之后的堆栈指针（前三个参数和返回值都是顺序放在寄存器中的）

• 在堆栈初始化过程中，需要保存任务的起始地址、处理器状态字（在 ARM 中叫作程序当前状态）、中断返回地址和寄存器等信息。OSTaskStkInit() 是一个与硬件相关的函数，因为不同处理器有不同的寄存器结构。

• 下面以ARM9 S3C2440为例说明：(ARM是先存高号寄存器)
• ARM9 S3C2440的任务环境由寄存器R0-R15及CPSR体现（17个寄存器），每个寄存器都是32bit（4B）。
• R0-R7：通用寄存器/R8-R12：影子寄存器。
• R13：堆栈指针（SP）
• R14：链接寄存器（LR）。
• R15：程序计数器（PC）。
• CPSR：当前程序状态寄存器。
• 当低优先级任务被高优先级任务抢占而发生上下文切换时，需要保持上述16个寄存器的值(R13除外，R13（SP）的值将保存在当前任务的TCB-OSTCBStkPtr中)
• 因此在堆栈初始化时就要压入这些寄存器来模拟(因为任务刚创建时尚未开始运行，其运行环境只能模拟)任务环境入栈。

• 下面是模拟压栈的代码：
下面是部分重点代码分析：
• stk：指向当前堆栈的栈顶（即存放栈顶的地址）
• task：任务入口函数的地址。转化成OS_STK类型，赋予给stk。即将入口函数的地址存于堆栈栈顶。（在TCB中不需要再存储任务入口函数的地址）
• 当任务第一次被调度时，系统会从堆栈中恢复这个地址，并将PC设置为这个地址，从而开始执行任务的入口函数。所以说这里最开始为函数入口的地址，后面为该函数的PC的值。
• 需要注意的是传入的栈顶指针是可以使用的，所以需要先向stk写值将栈变成一个满递减栈(stk = ptos)。然后就只需要将寄存器按顺序压入即可（PC寄存器的位置压入任务执行体入口指针（*stk）=(OS_TCB)task，SP寄存器不压入，R0压入任务参数，最下面一个单元压入任务状态）。最后返回当前栈顶的地址。
• 另外需要有一个C语言的小知识，对指针做减法减去的是指针所指向的数据类型的大小，而不是简单的1。eg：OS_STK为INT32U(即4个字节)，*(--stk) 会先将stk减少4 字节，然后将0存储在新的堆栈位置。
• 前缀操作：指在操作数前面放置操作符，如 ++i 或 --i。先对变量进行增减操作，然后再返回变量的新值。
• 后缀操作：指操作符放在操作数后面，如 i++ 或 i--。先返回变量的原值，然后对变量进行增减操作。
• 压栈操作为先移动指针，再压入数据，即*（—stk）=（INT32U）0; 弹栈操作则为先读出数据，再移动指针INT32U value = *（stk++）;
• 压栈结果如下图：



这个TaskStartAStk应该就是为任务开出来的栈空间，是一个数组，大小为256个单元，每个单元是OS_STK类型。由于之前这个任务从来没有使用过栈，所以栈顶指针应该是&TaskStartAStk[255]（也就是栈空间中最后一个单元的地址）。在前面声明堆栈增长方式的时候有说，如果堆栈增长方向为从高到低，那么栈顶指针应为&OSTaskStatStk[OS_TASK_STAT_STK_SIZE-1]。



（0x20001000-15*4）
• 此时为模拟任务切换时，当前任务的运行环境时如何保存在堆栈中的。实际发生的任务切换，需要根据16个寄存器的值依次保存在stk中。向前见2.4.3任务切换。

2.3.3 TCB初始化

• prio: 任务的优先级。/ptos: 指向任务栈顶的指针。

• pbos: 指向任务栈底的指针。/id: 任务的标识符。/stk_size: 任务栈的大小。/pext: 指向任务的扩展信息。/opt: TCB 的选项参数。（扩展创建任务时需要使用的参数）

• 申请一个指向OS_TCB的指针

• 申请一个空闲的TCB块并对各成员赋值

• 如果为系统配置了统计任务（OS_TASK_STAT_EN为1），则需要设置 OS_TASK_STAT_EN为1，此时系统任务有2个（空闲任务IDLE和统计任务STAT）。否则，系统任务只有1个（空闲任务）。

• 定义了最多可建立的任务数为 20。

• OS_MemClr 用于清除 TCB 表和优先级表，确保所有条目初始化为零。
• 内存清零函数，传入清除项目的首地址和大小。

• ptcb1 和 ptcb2 是指向 TCB 表中相邻条目的指针。使用 for 循环将每个 TCB 的 OSTCBNext 指向下一个 TCB，形成一个链表。
• 如果启用了任务名称功能，每个 TCB 的任务名称初始化为 '?'，表示未命名任务。一共OS_MAX_TASKS+OS_N_SYS_TASKS个空闲TCB,对应号码为0~OS_MAX_TASKS+OS_N_SYS_TASKS-1
• 循环条件时环条件是 i < (OS_MAX_TASKS + OS_N_SYS_TASKS - 1)。这意味着循环会运行 OS_MAX_TASKS + OS_N_SYS_TASKS - 1 次。n个TCB，需要连接n-1次。即结束循环时，所有TCB都已链接。ptcb1指向最后一个TCB，它的OSTCBNext设置为NULL(即（OS_TCB*）0)。
• 循环外再次给最后一个TCB的OSTCBTaskName数组命名，OS_ASCII_NUL即ASCII空字符’\0’。

• OSTCBTbl是一个数组，用于存储所有任务的TCB。OSTCBList：用于记录已经被分配并正在使用中的TCB的链表（初始化的时候为空 OSTCBFreeList：用于记录空闲的TCB的链表。
• OSTCBList = (OS_TCB *)0; /*没有任务处于就绪队列*/ OSTCBFreeList = &OSTCBTbl[0]; /*所有TCB都在空闲状态，遂指向第一个TCB*/
• OSTCBTbl[] 定义如下：
• OS_TCB OSTCBTbl[OS_MAX_TASKS + OS_N_SYS_TASKS]; （通过TASKS总数来定）
• OS_TCB  OSTCBTbl[OS_LOWEST_PRIO + 1];
• uCOS支持64个优先级，为0~63.最低两个优先级分给IDLE和STAT任务。系统保留了4各最高优先级任务和4个优先级。用户可以使用的任务数有56个。
• #define OS_LOWEST_PRIO 30 (os_cfg.h中定义任务能被分配的最低优先级)
• 一旦被确定，可供系统使用的优先级为OS_LOWEST_PRIO+1个，分别为0，1，…OS_LOWEST_PRIO。0为最高优先级，OS_LOWEST_PRIO为最低优先级。

• OSTaskCreatHook（）函数。Hook函数都是空代码，用户可以自行添加。可以在调试的时候供用户添加输出信息。

• 更新优先级占位
OSTCBPrioTbl 是一个数组，保存了每个优先级对应的任务控制块（TCB）的指针。此时ptcb指向优先级为prio的任务块。所以将其存入OSTCBPrioTbl，代表优先级prio的任务TCB已被分配。

• 头插法进入双向链表
• 代码思路：该TCB的Next指向当前第一个TCB块(OSTCBList也指向当前第一个任务块)，Pre为NULL（这样代表这个任务为任务链表中的第一个任务。）OSTCBList再指向该任务块。
• 一些自己代码思路的小误区：Pre是NULL而不是指向OSTCBList。判断当前任务链表是不是空链表。如果是空链表，那么Next也应该为NULL。此时的OSTCBList=（*OSTCB）0;

• 使任务进入就绪队列（优先级位图法）

• 获取空闲任务块失败（即ptcb=OSTCBFreeList;OSTCBFreeList=(*OS_TCB)0），则也需要退出临界区。同时返回OS_NO_MORE_TCB错误，表示没有更多TCB分配。

2.3.4 将新创建的任务挂载到就绪队列

2.3.5 调用OS_Sched（）

2.3.6创建任务扩展OSTaskCreateExt()

• task：表示指向任务函数my_task_0_t_的指针。

• p_arg：传递给任务函数的参数。任务开始执行时，这个参数将被传递给任务函数。设置为NULL，表示任务不需要额外参数。

• ptos栈顶地址：&my_task_0[MY_TASK_SIZE_0 - 1u]，栈顶指针，指向任务栈的顶部。在 μC/OS-II 中，栈是向下增长的，所以这个指针实际上是栈的最高地址。

• prio：12，表示任务优先级较低（数字越小，优先级越高）。

• id：1，任务的唯一标识符，通常用于调试和跟踪。

• pbos栈底地址：my_task_0，栈数组的起始地址，栈底指针，指向任务栈的底部，存放栈数组的起始地址。

• stk_size：sizeof(my_task_0)，栈的大小。

• pext扩展数据地址：NULL，无扩展数据。该参数表示指向任务扩展数据的指针。任务扩展数据用于存储任务特定的信息，如事件标志组、互斥信号量等。

• opt：判断是否需要对堆栈进行清0操作。

• name任务名称："LED_OFF"，表示任务的功能是关闭 LED。

2.3.7 编写任务函数

• 传递函数指针的时候，直接写函数名。

• 创建任务的参数为：执行任务的函数地址（函数名），函数参数(void*)0，任务的堆栈空间&TwstTaskStk[99]，优先级10

• 任务的执行函数为Test_Task（），无限循环，1000ms打印一次”in test“

2.4 任务调度

• 主动调度:任务主动调用调度函数，根据调度算法选择下一个将要执行的任务.
• 如果被调度的任务就是当前任务，则不切换；否则就切换。例如，任务执行过程中调用函数 OSTaskSuspend()主动挂起自己。

• 被动调度：往往是由事件触发的。
• 例如，ticks 时钟中断产生而触发任务新的周期到达，或者有高优先级任务的等待时间结束，就需要调用调度函数来切换任务。

• 对于 RTOS 而言，调度策略通常是基于优先级的抢占式调度，高优先级任务可以抢占低优先级任务的执行，而调度的本质就是从就绪队列中找到优先级最高的任务来执行。

OS_Sched()

2.4.1 判断中断嵌套层数和锁

• 两种直接返回的情况：
• 调用中断服务程序而尚未开始调度时。（是否在中断中标志OSIntNesting）
• OSIntNesting用于追踪中断的嵌套深度。ISR执行时，OSIntNesting的值会大于 0，表示系统当前处于中断状态。如果OSIntNesting的值为 0，则表示不在中断中，可以进行任务调度。
• 在中断服务程序中是不能进行任务切换的，因为中断服务程序结束之后有很多收尾工作要做，必须执行完所有中断服务程序才能进行任务切换。
• 任务调度上锁函数 OSSchedLock()对调度上锁（任务调度上锁标志OSLockNesting）
• OSLockNesting 是用来标记调度是否被锁定的标志。调度锁定通常是为了保护临界区，暂时禁止任务切换，确保在特定代码段（如访问共享资源、操作全局变量等）期间，任务不会被抢占。防止任务切换影响到关键的操作或数据的一致性。
• 暂停抢占，保护临界区的两种方式：
• 关中断：（优点）操作系统能够防止任何中断的发生。确保任务在执行过程中不被中断打断，从而避免任务切换。（缺点）但关中断会影响其他中断的响应，会影响系统的实时性。
• 调度锁机制：禁止任务调度而不影响中断的响应。（优点）当调度锁定时，任务上下文切换被禁止，但系统仍然允许中断处理，保证实时性。（缺点：只适用于任务上下文不可重入的情况）
• 任务上下文的“可重入性”是指任务的执行可以在没有问题的情况下中断并恢复，或者任务在执行过程中可以安全地被其他任务中断和恢复。
• 不可重入任务：在执行过程中不能被中断、暂停或切换到其他任务的任务。典型的例子是当任务执行期间依赖一些共享资源（如临界区保护的共享变量、硬件寄存器等）时。
• 综合来看，调度锁机制可以提供更精细的控制，而不会牺牲中断的响应性，是现代 RTOS 中普遍采用的方式。

2.4.2 找到就绪队列最高优先级任务

OS_SchedNew()

• 优先级位图法：保证了查找时间的确定性（从就绪队列中找到最高优先级任务所花的时间与队列长度无关）

• 一个新的数据结构：优先级判定表OSUnMapTbl[256]



• 返回的是传入8位数据中的1所在的最低位置。（如传入10100100，则返回2）
• 枚举法实现

• 查找最高优先级任务见优先级位图法使用的三个地方（详）
• 首先根据OSRdyGrp找到最高优先级所在的组并赋值给y：y= OSUnMapTbl[OSRdyGrp];，然后根据OSRdyTbl[y]找到最高优先级的任务。所以最高优先级任务的列号应该为：x = OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]]); 即第y组的那个8位优先级数中1所在的最低位置。（eg：01001000，返回值为3）
• 知道行号和列号之后就可以计算出最高优先级：
• OSPrioHighRdy= (INT8U)((y << 3) +OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]]);
• 实际上就是行号*8+列号。
• 而如果查找到了最高优先级，就能通过OSTCBPrioTbl数组找到最高优先级任务的TCB
OS_TCB *ptcb = OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];

2.4.3 任务上下文切换

OSCtxSw()

• 保存当前任务的执行现场（需要按照模拟压栈的顺序保存，也就是先保存PC，然后保存剩余的除了SP寄存器的通用寄存器，然后保存状态寄存器）

• 保存压好栈的最新的SP到该任务的TCB中（也就是存储在TCB的首个字单元OSTCBstkPtr中）

（1）保存当前任务的上下文

• 需要按照模拟压栈（2.3.2初始化任务栈）的顺序保存，也就是先保存PC，然后保存剩余的除了SP寄存器的通用寄存器，然后保存状态寄存器。

• FD:递减满堆栈。弹出指令（POP)：LDMFD。压入指令（PUSH）：STMFD
• LDMFD：Load Multiple Full Descending，表示从高地址到低地址加载多个寄存器
• STMFD：Store Multiple Full Descending，表示从高地址到低地址存储多个寄存器

• SP!：带有"!"表示自减存储，先将SP递减再存储数据。（--SP）

• STMFD SP!, {LR}
• 在不考虑流水线的情况下，PC指向下一条将要执行的语句。如图在OS_Sched（）中调用OS_TASK_SW()(地址：0x8000，PC为0x8004。即将发生跳转（即PC值将发生突变到CtxSW的首地址0x9000）需要存放返回地址0x8004，编译器自动存放于LR中。此时LR=PC=0x8004).模拟压栈PC位置压入的是任务的入口函数地址，这里保存LR实际上是保存了返回地址等价于保存PC）（使用BL指令时，当前PC的值会自动存储到LR中）

• STMFD SP!, {R0-R12, LR}
• 第二步还要再压入一次LR寄存器，是为了占位，保证上下文的完整性（LR,R12~R0）。这个时候（还没有进入CtxSw时）压栈的时候PC与LR寄存器的值就是相同的了，但是作用是不一样的。
• 第一个LR(PC):保存的是任务切换函数返回地址，即跳回原任务的位置。
• 第二个LR:保存的是当前任务执行时的返回地址，属于任务自身上下文的一部分。用于任务恢复时跳回任务继续执行的正确位置/在任务本身执行过程中变化，保存的是任务调用函数时的返回地址。在这里是一样的。
• （在叽里呱啦什么？）但是实际上就算在中断的情况下LR寄存器中的值大部分时候也是没有意义的，因为LR寄存器会在一个函数进入的时候被保存到栈空间中，所以在中断上下文切换的时候虽然LR和PC的值不同，但是LR寄存器的值还是没啥用。

• MRS：读状态寄存器指令。状态寄存器（CPSR或SPSR）的内容传送到目标寄存器中。
• 将当前状态寄存器（CPSR）的值传送到通用寄存器（R0）。并将R0(CPSR)压入栈。

• MSR：写状态寄存器指令。直接设置状态寄存器CPSR或SPSR。
• p173（讲到的时候再说）

（2）保存当前任务的SP到当前任务的TCB中

• 需要注意的点是
• =OSTCBCur是一种伪指令，它会将OSTCBCur变量的地址加载到寄存器R0中。
• =(变量名)：用来将一个变量的地址放入寄存器中，而不是直接加载数据。
• OSTCBCur 一个全局变量，存放是当前正在执行的任务的任务控制块（TCB）的地址。





• 理一下有点混乱：第一步将0x9000存入R0.第二步，将0x9000的内容，0x7000存入R0。第三步：将SP的值存入R0存的地址（0x7000）中去。即存入OSTCBStkPtr字段。

（3）切换当前任务为最高优先级任务（准备恢复现场）

• OSTCBHighRdy即当前任务了。

• 就绪队列中高优先级任务的TCB中堆栈指针OSTCBStkPtr送入处理器SP。SP=OSTCBHighRdy→OSTCBStkPtr 。此时，SP 指向高优先级任务堆栈中CPSR所在的内存地址。

• ARM 规定，SP始终指向堆栈顶位置
• STM指令把寄存器列表中索引最小的寄存器存储在最低地址，因此当任务现场信息保存完时，SP是指向CPSR的。
• 不同任务有各自的堆栈顶指针，每当任务切换时，被切换的任务的栈顶指针都保存在其OS_TCB的OSTCBStkPtr成员中。

（4）恢复新任务的执行现场到CPU中

• 只需要注意这里需要先将状态寄存器恢复到备份寄存器中（因为状态寄存器在保存现场时是最后一个入栈的），并且在恢复其他的寄存器时需要在LDMFD指令后面加上^以便在现场恢复的时候顺便将SPSR寄存器中的值拷贝到CPSR中。

• POP顺序：CPSR,R0,R1…,LR,PC

为什么要保存两次LR

调度点

• 操作系统启动

• 中断退出（可能改变了就绪队列。这里的中断尤其是时钟中断）

• 新任务创建（改变了就绪队列）

• 当前任务进入等待状态（当前任务不再占据CPU）

• 当前任务进入冬眠状态（当前任务不再占据CPU）

• 当前任务执行结束（当前任务不再占据CPU）

OSIntCtxSw()

中断

中断的分类

• 硬中断（外部中断）是由于CPU外部原因而改变程序运行流程的过程

• 自陷（内部中断）表示通过处理器软件指令(程序指令、系统调用)，可预期地使CPU正在执行的任务流程发生改变。
• 调试使C语言一步一步执行：每段代码之后编译器会插入一个软中断SWI

• 异常：CPU自动产生的自陷，以处理特定的异常事件。无法预见。

2440裸板中断

异常向量表（2440）

• 标识符Reset/Undef/SWI/PreAbort/DataAbort/IFQ和FIQ都代表了一个地址。

• eg：PC正常执行（eg0x3080）。当中断发生，PC跳转到0x18处执行b IRQ.IRQ代表的地址0X3000为中断服务程序的地址。

Q1 Where to return

中断返回

• Solution：在最后一行加上

Q2 How to distinguish different INTs?

中断注册

• 下图是第一层中断，也称为公共入口；对于IRQ，经过第一层中断后就要被导向到第二层中断来distinguish different INTs
• 第一层中断向量表是所有中断和异常的入口，他由数条LDR指令组成。不同的终端、异常触发时会执行到不同的LDR指令。

• 触发IRQ中断时，便会进入第一层中断向量表，随后跳转到IRQ中断服务程序。在IRQ服务程序中，再跳转到第二层中断向量表。下图位2440第一层IRQ展开的第二层中断向量表。(在公共入口中将中断分发)

• 在三星2440中，有一个类似于STM32中NVIC的终端管理器，它能集中管理外部中断源，并通过INTOFFSET寄存器来告诉CPU外边出发了哪个中断。于是，我们在IRQ中断服务程序中书写下面的代码来distinguish different INTs • Solution：

• 中断分发代码如下：



• 存在一个rINTOFFSET寄存器。发生中断时，该寄存器会为中断源分配一个整数，这个整数与中断源唯一对应。在发生中断的时候读取该寄存器的值，根据不同的值区分不同的中断，从而执行不同的中断服务程序。
• HandleEINT0代表的是一个内存地址，其内容是对应中断的中断服务函数入口。如上图所示。每种中断服务函数入口的地址为32位，占据了4个字节，所以我们在计算每一种中断源对应的服务函数地址的时候会把INTOFFSET左移两位(乘以4)后再与起始地址HandleEINT0相加得到具体的中断服务函数入口地址。
💡
总结：通过查找INTOFFSET寄存器和HANDLEINT地址，通过计算:INTOFFSET*4+HANDLEINT得到对应的中断服务程序地址存放的位置

• 硬件自动根据中断源，确定该执行哪个中断（32中是由NVIC完成）

Q3 How to save the information of interrupted programs?

• 压栈R0~R12

• 压栈R14（LR)

• 压栈CPSR
• 通过SPSR&R0

裸板中断的主要流程

• 硬件跳转至公共入口
• 硬件将PC寄存器保存在LR寄存器中，并且跳转至一级中断服务程序处（对于除一般中断以外的中断，就是ISR；对一般中断而言，就是一个公共入口，下面就以一般中断为例）

• 保存中断现场
• 在中断服务程序入口中进行中断现场保存（不保存LR）。保存中断现场（是保存在中断栈中的，保存的内容跟任务切换时保存的内容差不多，但是并没有完整保存所有，因为这里的LR是不需要保存的）

• 获取中断服务程序的入口地址，然后跳转至中断服务程序

• 在中断服务程序中需要清除中断标志位（源挂起、目的挂起）

• 返回公共入口程序中恢复现场

• 中断返回

• F1中PC为0x6000，遇到中断…

2440里面中断进入的时候硬件会进行的操作

• 保存被中断程序当前的pc到LR_irq中(也就是中断返回后应该执行的下一条指令位置，所以中断里面对他-4操作再保存到任务的栈的pc位置)

• 将程序当前状态寄存器CPSR的值放入相应模式的SPSR(也即是irq的spsr)（用于中断返回时的恢复）

• 切换处理器模式为irq模式，也就是将CPSR的模式位设为相应的中断模式，并禁用相应模式的中断。如果是快中断模式，则禁用所有中断。

• 通过异常向量表找到irq应该进入的处理程序地址，放入pc中实现跳转

Q4 [ OS ] How to process the IRQ if μc/OS II is running ?

1. 保存R0-R2寄存器的值压入到当前的IRQ堆栈，然后将此sp放入R0

2. irq的sp复原，将r1保存pc（irq_lr-4），r2保存中断前cpsr（irq的spsr）

3. 退出中断模式，改为任务的svc模式，转到任务的堆栈

4. 保存现场，pc（R1）入栈，然后是LR（R14） R12-R0

5. 然后从r0指向的irq堆栈中出栈到R3-R5（对应保存的R0-R2），然后连着R2（保存的cpsr）入栈（svc任务栈）

6. 更新中断嵌套OSIntNesting计数，然后判断是否在中断嵌套里面，如果没有嵌套则：

7. 将sp保存入当前任务的TCB记录：OSTCBCur→OSTCBStkPtr里面

8. 恢复cpsr为irq模式，也就是进入irq模式，取得INTOFFSET值来区分中断源

9. 计算得出IRQ入口，保存到PC，执行ISR。

10. ISR完成后，切换到svc模式，先调用OSIntExit进行可能的任务重调度以及更新OSIntNesting

11. 最后是恢复现场（完成任务的恢复执行）

和裸板中断对比

Q5 [ OS ] How to process context switch triggered by the IRQ?

μC/OS II 的中断管理机制

• μC/OS II是一个可抢占的内核，中断处理完成之后，内核调度程序OS_Sched()会从就绪队列中找到优先级最高的任务运行（优先级最高的任务并不一定是被中断的那个任务），因此在发生中断、进入用户的中断服务程序前，首先需要保存被中断任务的上下文。

• 此外，μC/OS II允许中断嵌套，所以在中断服务程序中还需要增加中断嵌套计数器，然后根据嵌套数量来决定是否重新调度。

• 所有的IRQ中断都会进入同一个公共入口，于是乎我们可以效仿上面的做法。把IRQ中断的公共操作都放在这里面，比如：
• 保存原任务的上下文到它的栈中
• 增加中断嵌套计数器
• 确定对应的中断向量号
• 完成中断服务后，调用 μc/OS II 的调度函数