ucos ii作業系統

ucos-ii是乙個多工的作業系統，其最大優點即為實時性。任務通常是乙個無限的迴圈，其中包括了使用者**，而實時性即指最快的響應優先順序最高的任務。

確實，對於乙個初步接觸ucos-ii的新手來講，想要完全理解是要花時間的。

我們想用ucos-ii，在移植成功後（以後在寫移植方面吧），我們首先就得進行初始化，ucos是用函式osinit()來完成的。

呼叫osinit()的目的是建立一些資料結構，比如初始化os_max_task數目的ostcbfreelist,以及使用者定義的各項oseeventfreelist，osqfreelist，osflagfreelist，osmemfreelist（將os_max_???設定為實際需求數目可減小核心ram量，以後在寫篇移植方面的文章詳談吧）。以ostcbfreelist

為例，這可看作一條快取鍊錶。一開始，列表中指標全部指向null，當任務建立時，就從ostcbfreelist

上取出一塊賦予給任務控制塊。

顯然，這樣做的好處在於：緩衝池更快的將事先已初始化的記憶體空間有序的賦予給任務。這樣，我們用ostaskcreate()或ostaskcreateext()

建立任務時，這兩個函式會呼叫底層的os_tcbinit()，就從ostcbfreelist中分配了乙個任務控制塊os_tcb。

初始化ucos-ii後，我們就該建立任務了。在啟動osstart()之前，一定要建立乙個應用任務。假設我們已建立了若干個任務，就可以啟動osstart()了。

osstart()的作用就是找乙個優先順序最高的任務的tcb，然後執行。這就有了兩個疑惑:

1. 怎樣找到優先順序最高的任務；

2. 任務控制塊tcb有些什麼東西。

我們先來解決第乙個問題吧。

首先，任務一被建立，它們就會被賦予相應的堆疊，相應的優先順序prio等。然後就進入就緒態等待執行。核心根據優先順序作了乙個就續表。核心只需找出進入就緒表中優先順序最高的任務進行執行即可。

非常奇妙的事就是作者構思了一套機理，一方面可由任務優先順序推知其在就緒表中的位置，另一方面可由就緒表中的置位推知表中的最高優先順序任務。

其原理是這樣的：

作者建立了乙個8位變數osrdygrp

和乙個8位變數陣列osrdytbl[8];

那麼要使乙個優先順序為prio的任務進入就續表就需要在相應位置置1.

osrdygrp

|= osmaptbl[prio >> 3];

osrdytbl[prio >> 3] |= osmaptbl[prio & 0x07];

當然，一開始很難讓人接受，我們先來講講prio。由於prio最高為63,所以其8位bit中高兩位一定為0.

這樣的話，prio>>3就為00000yyy，而y就代表了就緒表中的行數。不過這需要一層轉換，即通過osmaptbl.（讀者可將其看作調製器理解）。

osmaptbl[0]=00000001

osmaptbl[1]=00000010

osmaptbl[2]=00000100

………….

osmaptbl[7]=10000000

y即00yyy000，將通過osmaptbl置位osrdygrp；同樣，prio & 0x07代表了x(00000***)，將同樣置位osrdytbl[prio>>3]了。

(讀者可能已經看出了，切記這裡的置一是置8位bit中的1位bit.)

我來舉個例子吧，如將prio為8的任務在就緒表中置位。

8轉換成二進位制為

00(001)(000)

，則y = prio>>3=1,那麼可查osmaptbl表得出osmaptbl[prio>>3] = 00000010；所以它通過osrdygrp |= osmaptbl[prio>>3];在osrdygrp (_ _ _ _ _ _ a _)

的a位置1，即相當於通知就緒表，在就續表的第二行會有任務就緒；

那麼x= prio & 0x07 = 0，則osmaptbl[prio & 0x07] = 00000001；所以它通過osrdytbl[prio >> 3] |= osmaptbl[prio & 0x07];在osrdytbl[1](_ _ _ _ _ _ _ b)中的b位置1。

那麼又怎樣從就緒表中找出最高優先順序的任務呢？

理解了上面所述的置位，那麼這個問題也就大致相同了：我們通過借助osmaptbl來編碼使其進入就緒態，這兒又將借助osunmaptbl（讀者可看作解調器）來解碼，使系統找出優先順序最高的任務。

找出所有就緒表中優先順序最高的任務：

y = osunmaptbl[ osrdygrp ];

x = osunmaptbl[ osrdytbl[y] ];

那麼prio =y *8 + x

osunmaptbl表如下：

int8u

const

osunmaptbl[256] = ;

在舉乙個例子來理解吧。比如同時有

6 7 8 9

四個任務就緒。

那麼osrdygrp = 00000011;

找出最高優先順序任務所在行，y = osunmaptbl[ osrdygrp ];

查表會得到0，即y=0，這裡表明優先順序最高的任務在就緒表中的第一行。然後再找出其在第一行的位置osrdytbl[y] = osrdytbl[0] =11000000;

通過查表可得

x = osunmaptbl[ osrdytbl[0] = 6

則[prio = y *8 + x = 6

即就續表中優先順序最高的任務為優先順序為6的任務。

想想一般的從頭到尾的查詢，再想想這種方法，真的很值得欣賞。

再回頭看看第二個問題吧，來講講os_tcb.

可以這樣理解：tcb就是任務的資訊，以確保任務在切換時無誤差地還原執行任務。tcb這個結構體其下有指向當前任務堆疊棧頂的指標ostcbstkptr，雙向鍊錶指標ostcbnext和ostcbprev，優先順序ostcbprio等。那麼系統找到最高優先順序的任務後是怎樣通過tcb進行任務切換的呢？

這裡還應介紹兩個指標，ostcbcur和ostcbhighrdy。我們通過任務優先順序的值，查詢任務控制塊優先順序表ostcbpriotbl,得到指向相應任務控制塊os_tcb，用ostcbhighrdy得到了即將執行任務的tcb，然後進行任務切換。

我們來看看系統是怎樣儲存當前cpu值以及重新裝入任務。首先，我們來了解一下os_task_sw()這個函式。這其實就是乙個軟中斷或者陷阱中斷，執行切換任務時，中斷就將依次儲存psw和pc的當前值，通用暫存器的值，最後將被掛任務的堆疊指標儲存在os_tcb中，這時有ostcbcur->ostcbstkptr指向了sp。當遇到要切換的任務時，將ostcbcur指向了ostcbhighrdy（即將執行的任務）,由於儲存了cpu的值ostcbcur->ostcbstkptr此時指向的就是該任務的sp了。這樣，重新裝入只需從反方向彈出暫存器值，然後通過中斷返回指令把pc和psw裝回到cpu中，任務便重新執行了。

那麼任務的排程就應該是這樣的：任務以各種方式（得到某資源或延時到達等）進入就緒態，系統根據就續表找到了優先順序最高的任務，然後將被掛起於將執行任務的tcb分別儲存與載入，達到了任務的切換。

任務切換函式其實就是儲存被掛起任務的暫存器值，把被掛起任務的sp儲存在被掛起任務tcb的ostcbstkptr。然後將tcbcur指向任務棧，依次彈出將執行任務的暫存器值，然後中斷返回。

ucos-ii任務切換是模擬的中斷，當然也存在使用者自定義的中斷函式，時鐘節拍就是中斷。只不過ucos-ii中的中斷在退出中斷時還需判斷是否有優先順序更高的任務就緒，如時鐘節拍，就像脈搏一樣，利用定時的中斷來標誌或給郵箱等等發訊息，以通知延時任務就緒。

ps : ucos-ii的核心而言，還可以寫很深，由於時間問題，不在多述了。第一次寫博文，感覺很累啊。第一次我堅持寫完這篇文章，其實應該分好幾篇來講訴，這樣的話，我也可以輕鬆點，也可以將問題講述得更徹底點。

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