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任務(wù)調(diào)用OSSemPend(pevnt),如果此時OSEventCnt>0,則OSEventCnt--，且該任務(wù)接著繼續(xù)往下執(zhí)行；否則該任務(wù)掛起（再進(jìn)行一次任務(wù)切換），直到該事件發(fā)生（OSEventCnt>0）且此時系統(tǒng)中該任務(wù)的優(yōu)先級最高方可得到運(yùn)行；

任務(wù)調(diào)用OSSemAccept(pevnt),如果此時OSEventCnt>0,則OSEventCnt--，且不論OSEventCnt的值是多少，該函數(shù)直接返回OSEventCnt的值，return(cnt)；

任務(wù)調(diào)用OSSemQuery(OS_EVENT *, OS_SEM_DATA),OS_SEM_DATA是一個精簡的OS_EVENT結(jié)構(gòu)體，用來記錄被查詢信號量的計數(shù)值、任務(wù)等待列表等；

任務(wù)調(diào)用OSSemDel(pevnt )刪除信號量；起初分配的OS_EVENT結(jié)構(gòu)體被釋放到空閑事件鏈表中；

2：互斥信號量mutex

在訪問比較耗時的共享資源時，如果采用關(guān)中斷的方法（系統(tǒng)此時不能被中斷、任務(wù)不能被切換）來實現(xiàn)訪問沖突，這對中斷的響應(yīng)是很不好的，所以這時采用互斥型信號量就可以很好的解決問題，同時可以響應(yīng)中斷。

互斥鎖用來實現(xiàn)任務(wù)之間的簡單同步，一個互斥鎖是一個

二元信號量，它的狀態(tài)只能是0（允許，開鎖）和1（禁止，上鎖）。

在互斥鎖范圍內(nèi)，任何一個任務(wù)都可以對互斥負(fù)上鎖，但只有鎖住

該信號的任務(wù)才能開鎖從而實現(xiàn)了任務(wù)同步。

mutex不同于sem，mutex是一個互斥型信號量，它可以通過在應(yīng)用程序中翻轉(zhuǎn)任務(wù)的優(yōu)先級來解決資源互鎖的問題；

舉例：首先給一塊共享資源配備一個互斥型信號量Mutex,系統(tǒng)中有兩個任務(wù)A、B，他們的優(yōu)先級分別為5，6；

假設(shè)B先運(yùn)行，并通過OSMutexPend申請到了Mutex,那么它就會使用該共享資源繼續(xù)運(yùn)行，在某個時刻，任務(wù)A搶占了任務(wù)B，同時也通過OSMutexPend申請Mutex，由于資源已經(jīng)被B占用，那么OSMutexPend會將B任務(wù)的優(yōu)先級調(diào)高到4(假設(shè))，這時任務(wù)B得意繼續(xù)運(yùn)行，資源使用完畢后釋放mutex。OSMutexPost注意到原來占有這個mutex的任務(wù)的優(yōu)先級被調(diào)高了，于是將B的優(yōu)先級調(diào)低，同時注意到A在申請，于是將mutex給A，做任務(wù)切換后A得以執(zhí)行。

由于互斥型信號量的特性，互斥型信號量只能由于任務(wù)中（包括發(fā)送功能）；

OS_EVENT *ResourceMutex;

ResourceMutex= OSMutexCreate(INT8U prio,&err);//在上述情況中任務(wù)可以被調(diào)高到prio指定的優(yōu)先級

在OS_EVENT中，pevent->OSEventCnt = (INT16U)((INT16U)prio << 8) | OS_MUTEX_AVAILABLE（0xff）;

高八位：PIP;低八位：占用該互斥信號量的任務(wù)的優(yōu)先級（若為0xff表示無任務(wù)占用該信號量）；

OSMutexPend(ResourceMutex,..,..)：在訪問共享資源時，先通過該函數(shù)獲取互斥型信號量，如果互斥型信號量是有效的（沒有被占用），則該Mutex的OSEventCnt的低八位為0xff,如果已被占用，則低八位為占用該信號量的任務(wù)的優(yōu)先級；如果占用該信號量的任務(wù)的優(yōu)先級比調(diào)用該申請函數(shù)的任務(wù)的信號量的優(yōu)先級低，此時低優(yōu)先級的任務(wù)占用共享資源，且已被高優(yōu)先級的任務(wù)搶占了CPU，此時高優(yōu)先級的任務(wù)再調(diào)用OSMutexPend申請互斥量，OSMutexPend內(nèi)部會將占用mutex的低優(yōu)先級的任務(wù)的優(yōu)先級調(diào)高到信號量指定的PIP,這樣來讓低優(yōu)先級的任務(wù)變?yōu)楦邇?yōu)先級，盡快釋放資源；

3：事件標(biāo)志組event flag

typedef struct os_flag_grp {

INT8U OSFlagType; //事件類型

void *OSFlagWaitList; //等待該事件標(biāo)志組的任務(wù)列表

OS_FLAGS OSFlagFlags; //事件標(biāo)志組標(biāo)志位

} OS_FLAG_GRP;

事件標(biāo)志組用于實現(xiàn)多個任務(wù)（包括ISR）協(xié)同控制一個任務(wù)，當(dāng)各個相關(guān)任務(wù)（ISR）先后發(fā)出自己的信號后（使事件標(biāo)志組的對應(yīng)標(biāo)志位有效），預(yù)定的邏輯運(yùn)算結(jié)果有效，這時將觸發(fā)被控制的任務(wù)（使其進(jìn)去就緒態(tài)）。

事件標(biāo)志組可以選擇標(biāo)志位1有效或0有效，邏輯關(guān)系可以為“邏輯與”或“邏輯或”，這樣有效定義與邏輯定義有4種組合，同時也可以設(shè)定只選擇使用所有標(biāo)志位中的其中幾位；

OS_FLAG_GRP *OSFlagCreate(OS_FLAGS flags,INT8U *err);

flags為事件標(biāo)志組中各個標(biāo)志的初始值（1有效時，初始值為0）；

發(fā)送標(biāo)志到事件標(biāo)志組：

OS_FLAGS OSFlagPost (OS_FLAG_GRP *pgrp, OS_FLAGS flags, INT8U opt, INT8U *perr)

pgrp：事件標(biāo)志組指針；flags：指明待發(fā)送標(biāo)志在事件標(biāo)志組中的位置（0x1表示bit0）；opt：選擇操作的方式，OS_FLAG_SET（對標(biāo)志位置1），OS_FLAG_CLR（對標(biāo)志位置0）；perr：執(zhí)行結(jié)果；

等待事件標(biāo)志組：

OS_FLAGS OSFlagPend (OS_FLAG_GRP *pgrp, OS_FLAGS flags, INT8U wait_type, INT16U timeout, INT8U *perr)

pgrp：事件標(biāo)志組指針；flags：指明哪些標(biāo)志位用來等待，0x03(bit0、1),0x1d(bit0、2、3、4)；opt：指明對這些等待的位采用的邏輯運(yùn)算；perr：執(zhí)行結(jié)果；

opt如下：

OS_FLAG_WAIT_CLR_ALL：所以標(biāo)志位為0時，將等待任務(wù)就緒；

OS_FLAG_WAIT_CLR_ANY：任何一個標(biāo)志位清0時，將等待任務(wù)就緒；

OS_FLAG_WAIT_SET_ALL：所以標(biāo)志位為1時，將等待任務(wù)就緒；

OS_FLAG_WAIT_SET_ANY：任何一個標(biāo)志位為1時，將等待任務(wù)就緒；

OS_FLAG_CONSUME:清除標(biāo)志位（OS_FLAG_WAIT_SET_ANY + OS_FLAG_CONSUME）

4：消息郵箱box

郵箱是μC/OS-II中另一種通訊機(jī)制,它可以使一個任務(wù)或者中斷服務(wù)子程序向另一個任務(wù)發(fā)送一個指針型的變量。該指針指向一個包含了特定“消息”的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

用信號量進(jìn)行行為同步時，只能提供同步的時刻信息，不能提供內(nèi)容信息；

當(dāng)控制方在對被控制方進(jìn)行控制的同時，還需要向被控制方提供內(nèi)容信息時，消息郵箱是一個有效的方案；

由于消息郵箱中只能存儲一條消息，在用消息郵箱進(jìn)行同步控制時，必須滿足一個前提：任何時候消息的生產(chǎn)速度都比消息的消費(fèi)速度慢，即被控制的任務(wù)總是在等待消息；否則就會有消息丟失；

消息郵箱中可以放入任何類型的信息，通常用空郵箱（void * 0）表示事件沒有發(fā)生；用非空郵箱（void * 1）表示事件已發(fā)生；因此郵箱也可以用來做二值信號量（注意與互斥信號量的區(qū)別）；

郵箱用OS_EVENT結(jié)構(gòu)體中的OSEventPtr指向消息實體；

OS_EVENT *pbox;

pbox= OSMBoxCreate(void *msg);//void * 0表示空郵箱

INT8U OSMboxPost(pbox, void * msg);//向郵箱中發(fā)送一條消息

INT8U OSMboxPostOpt(pbox,void * msg, INT8U opt)//分發(fā)消息，將消息分發(fā)給所有正在等待該消息的任務(wù)，讓他們都處于就緒態(tài)

void *OSMboxPend(pbox,timeout,INT8U *err)//等待消息當(dāng)郵箱中的指針為空時，調(diào)用等待消息函數(shù)后就會被系統(tǒng)掛起。

5：消息隊列

將要通信的信息放置在一個預(yù)定義的消息結(jié)構(gòu)中,任務(wù)生成的消息指定了消息的類型,并把它放在一個由系統(tǒng)負(fù)責(zé)維護(hù)的消息隊列中,而訪問消息隊列的任務(wù)可以根據(jù)消息類型，有選擇地從隊列中按FIFO的方式讀取特定類型的消息。消息隊列為用戶提供了從多個生產(chǎn)者中獲得多元信息的一種手段。

相當(dāng)于一個郵箱隊列，消息隊列可以存放多個消息，能夠有效解決消息的臨時堆積問題。和計數(shù)信號量的情況類似，消息隊列的使用仍然需要滿足：消費(fèi)速度比生產(chǎn)速度快，否則再大的隊列也會滿，從而溢出；

void *MyArrayOfMsg[SIZE];

OS_EVNT *pQ;

pQ=OSQCreate(MyArrayOfMsg,SIZE);

INT8U OSQPost(pQ,void *Msg)//發(fā)送一條消息

void *OSQPend(pQ,0,&err)//當(dāng)消息隊列為空時掛起

【各個通信機(jī)制都要無等待式獲取相關(guān)的信號，均可用在中斷中，中斷中決不能用等待的方式】

相關(guān)函數(shù)使用說明：

創(chuàng)建任務(wù)：

INT8U OSTaskCreateExt (void (*task)(void *p_arg),//被創(chuàng)建的任務(wù)函數(shù)指針

void *p_arg, //傳遞給任務(wù)的參數(shù)的指針

OS_STK *ptos, //分配給任務(wù)的堆棧的棧頂指針

INT8U prio, //被創(chuàng)建任務(wù)的優(yōu)先級

INT16U id, //為創(chuàng)建的任務(wù)創(chuàng)建一個特殊的標(biāo)識符，暫沒用

OS_STK *pbos, //指向任務(wù)的堆棧棧底的指針（用于堆棧檢驗）

INT32U stk_size, //堆棧的容量

void *pext, //指向用戶附件的數(shù)據(jù)域的指針

INT16U opt) //指定是否卞堆棧檢驗，是否將堆棧清0，任務(wù)是否需要進(jìn)行浮點操作

OSTaskCreate中還調(diào)用了OSTaskStkInit函數(shù)，調(diào)用該函數(shù)的目標(biāo)是初始化任務(wù)的堆棧，使其看起來像發(fā)生過中斷一樣。OSTaskStkInit是需要移植的函數(shù)。

修改任務(wù)屬性：

調(diào)用OSTaskChangePrio()函數(shù)可以動態(tài)地改變某一個任務(wù)的優(yōu)先級,調(diào)用OSTaskNameGet()函數(shù)可以獲取某一個任務(wù)的名稱,調(diào)用OSTaskNameSet()函數(shù)可以設(shè)置一個任務(wù)的名稱。

INT8U OSTaskChangePrio (INT8U oldprio, INT8U newprio);

INT8U OSTaskNameGet INT8U prio,INT8U *pname,INT8U *perr);

void OSTaskNameSet (INT8U prio, INT8U *pname, INT8U *perr)

任務(wù)的名稱保存在任務(wù)對應(yīng)的任務(wù)控制塊中的成員：OSTCBTaskName[OS_TASK_NAME_SIZE]中;

直接掛起任務(wù)的函數(shù)：

有時將任務(wù)掛起是很有用的，掛起任務(wù)的函數(shù)可以通過INT8U OSTaskSuspend(INT8U prio)來實現(xiàn)，且被掛起的任務(wù)只能通過調(diào)用INT8U OSTaskResume (INT8U prio)來恢復(fù)。任務(wù)可以掛起自己或者其他的任務(wù)。

舉例：在一些設(shè)計中，在main函數(shù)中只有簡單的幾行，在其中創(chuàng)建了一個啟動任務(wù)：用于啟動其他的任務(wù)與初始化系統(tǒng)，啟動任務(wù)的優(yōu)先級比它要創(chuàng)建的任務(wù)都要高，初始化成功與創(chuàng)建完相關(guān)任務(wù)之后，一般自己將自己掛起。

堆棧檢驗函數(shù)：

如果要使用堆棧檢驗函數(shù)，那么在任務(wù)的建立需要使用OSTaskCreateExt()來建立任務(wù)，且需要指定入口參數(shù)：opt(OS_TASK_OPT_STK_CHK|OS_TASK_OPT_STK_CLR);

OS_TASK_OPT_STK_CHK:指示任務(wù)需要使用堆棧校驗功能

OS_TASK_OPT_STK_CLR：將任務(wù)的堆棧RAM清0（因為堆棧檢驗是從棧底開始計算為0（空閑）的空間大小）

在任務(wù)創(chuàng)建時指定棧頂、棧底，在任務(wù)運(yùn)行一段時間后，一般需在堆棧使用最充分后才去檢驗較為準(zhǔn)確；任務(wù)可以檢查自己或者其他任務(wù)的堆棧使用情況，堆棧檢驗函數(shù)確定堆棧的實際空間字節(jié)數(shù)和已被占用的字節(jié)數(shù)，放在入口參數(shù)OS_STK_DATA數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中；

[可以閱讀嵌入式ARM系統(tǒng)原理與實例開發(fā)（楊宗德）的第八章，里面對該系統(tǒng)包含的大部分函數(shù)簡要說明以及移植時的相關(guān)函數(shù)說明]

任務(wù)切換過程分析

1：任務(wù)之間搶占式切換（高優(yōu)先級的任務(wù)就緒后立即搶占正在運(yùn)行的低優(yōu)先級的任務(wù)）

系統(tǒng)在任何響應(yīng)后，都需要進(jìn)行任務(wù)調(diào)度，確保系統(tǒng)中優(yōu)先級最高的任務(wù)被執(zhí)行，那么系統(tǒng)采用的任務(wù)調(diào)度切換函數(shù)就是void OS_Sched(void)；

void OS_Sched(void)

OS_ENTER_CRITICAL(); //進(jìn)入臨界區(qū) 關(guān)中斷

if(OSIntNesting==0) { //目前系統(tǒng)不處于中斷態(tài)

if(OSLockNesting==0) { //系統(tǒng)調(diào)度功能使能

OS_SchedNew(); //計算出目前系統(tǒng)中最高的優(yōu)先級，保存在INT8U OSPrioHighRdy中

if(OSPrioHighRdy!=OSPrioCur) { //判斷當(dāng)前正運(yùn)行的任務(wù)是不是最高優(yōu)先級否則就不用切換

OSTCBHighRdy = OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];//將最高優(yōu)先級任務(wù)的控制塊的指針放 //入任務(wù)控制塊指針變量OSTCBHighRdy中

#if OS_TASK_PROFILE_EN > 0

OSTCBHighRdy->OSTCBCtxSwCtr++; //目前優(yōu)先級最高的任務(wù)切換次數(shù)統(tǒng)計

#endif

OSCtxSwCtr++; //系統(tǒng)任務(wù)切換的總次數(shù)統(tǒng)計

OS_TASK_SW(); //實現(xiàn)任務(wù)切換

}

OS_EXIT_CRITICAL(); //恢復(fù)全局中斷標(biāo)志退出臨界區(qū)

在任務(wù)調(diào)度前，OS_SchedNew()計算出目前系統(tǒng)中最高的優(yōu)先級，保存在INT8U OSPrioHighRdy中

#define OS_TASK_SW() OSCtxSw()

OSCtxSw //懸起PSV異常

LDR R0, =NVIC_INT_CTRL //NVIC_INT_CTRL為SCB中的中斷控制寄存器(ICSR)的地址數(shù)值 0xE000ED04

LDR R1, =NVIC_PENDSVSET //NVIC_PENDSVSET 為設(shè)置ICSR的值（0x10000000）

STR R1, [R0] //設(shè)置ICSR = NVIC_PENDSVSET 即將觸發(fā)PendSV中斷

BX LR //因為在OS_Sched中調(diào)用OSCtxSw時，是在臨界區(qū)，中斷是關(guān)閉的，所以這里通過BX LR返回OS_Sched，等退出臨界區(qū)后，觸發(fā)PendSV中斷【任務(wù)切換時必須關(guān)中斷”的原則】

PendSV中斷響應(yīng)函數(shù)OSPendSV

//Cortex-M3進(jìn)入異常服務(wù)例程時,使用的是MSP指向的堆棧空間，且自動壓入了R0-R3,R12,LR(R14,連接寄存器),PSR(程序狀態(tài)寄存器)和PC(R15)，這些寄存器是任務(wù)被中斷時的現(xiàn)場記錄，此時任務(wù)所使用的PSP的值沒有變化。

//M3處理器的控制寄存器的CONTROL[1] = 1（系統(tǒng)復(fù)位后默認(rèn)是0），表明M3的線程模式的堆棧指針SP選用PSP【handler模式只允許使用MSP】，這樣兩個模式下SP使用不同的堆棧指針，且訪問SP時，訪問到的是當(dāng)前被使用的堆棧指針，這時另一個堆棧指針要通過MRS、MSR命令來訪問，即R13(PSP)或R13(MSP),R13是PSP還是MSP由系統(tǒng)當(dāng)前的狀態(tài)與CONTROL[1]決定，PSP是某個任務(wù)在RAM中的堆棧指針，MSP是異常模式下在RAM中的堆棧指針。

//一個任務(wù)占用CPU運(yùn)行，它的運(yùn)行現(xiàn)場是R0-R3,R4-R11，R12,R13(PSP/MSP)，R14（LR）,PSR和R15（PC)，如果該任務(wù)被中斷，那么在進(jìn)中斷過程中，硬件會自動對CPU的部分現(xiàn)場寄存器（R0-R3,R12,R14,PSR和R15）進(jìn)行壓棧，其他寄存器硬件不壓棧，如果CONTROL[1] = 1，那么硬件就會將相關(guān)寄存器壓入PSP（R13）指向的堆棧中（線程模式時SP為PSP），CONTROL[1] = 0，硬件就會將相關(guān)寄存器壓入MSP（R13）指向的堆棧中；CONTROL[1] = 1時如下圖所示，線程模式與handler模式的SP不一樣。

OSPendSV 【在進(jìn)入中斷前 R0-R3,R12,R14,PSR和R15已被壓入任務(wù)所使用的堆棧中，下面是將其他的寄存器再壓入任務(wù)的堆棧中，以及保存該任務(wù)的堆棧棧頂?shù)闹档絇SP指向的堆棧中去，任務(wù)使用的是PSP，異常模式下使用的是MSP】

MRS R0, PSP //R0<=PSP 異常模式下使用的是MSP，所以只能通過MRS讀取被中斷的任務(wù)的堆棧指針，

CBZ R0, OSPendSV_nosave //如果PSP==0，則跳轉(zhuǎn)到 OSPendSV_nosave ,否則往下執(zhí)行【在系統(tǒng)剛開 //始啟動時，OSStart()會調(diào)用OS_SchedNew()與OSStartHighRdy（）來使 //系統(tǒng)中最高優(yōu)先級的任務(wù)運(yùn)行，在OSStartHighRdy中，PSP設(shè)置為0，因為 //在OSStart前還沒有任務(wù)運(yùn)行，所以進(jìn)入軟中斷后不用保存此時CPU的值， //只要將最高優(yōu)先級任務(wù)的現(xiàn)場恢復(fù)到CPU的各寄存器就好了】

SUBS R0, R0, #0x20 //R0(PSP)!=0,那么R0的值減去0X20,32個字節(jié)（下面保持8個32位的寄存器）

STM R0, {R4-R11} //將R4~R11這8個寄存器存儲到PSP對應(yīng)的空間中去，這些寄存器是當(dāng)前任務(wù)被中 //斷時的現(xiàn)場

LDR R1, __OS_TCBCur //__OS_TCBCur DCD OSTCBCur

//當(dāng)前任務(wù)（被中斷的任務(wù)）的任務(wù)控制塊OSTCBCur, OSTCBCur是當(dāng)前任務(wù)控制 //塊的首地址，也代表了它的第一個成員的地址，所以下面其實是對他的第一個 //成員OS_STK *OSTCBStkPtr（指向任務(wù)的堆棧棧頂?shù)闹羔槪┻M(jìn)行賦值

LDR R1, [R1] //將OSTCBStkPtr中保持的值賦給R1，該值指向任務(wù)的堆棧棧頂?shù)闹羔?/span>

//即R1存儲被中斷的當(dāng)前任務(wù)的堆棧棧頂?shù)闹羔?/span>

STR R0, [R1] //將被中斷的當(dāng)前任務(wù)的堆棧棧頂?shù)闹羔槾娴絇SP指向的堆棧中去，即保存被中斷 //任務(wù)所使用的堆棧棧頂?shù)闹羔?上面其他的寄存器是任務(wù)被中斷的線場

OSPendSV_nosave 【上面的程序執(zhí)行完后，接著繼續(xù)執(zhí)行下面的程序】

PUSH {R14} //保存R14寄存器的值壓入到MSP指向的堆棧中，該寄存器在中斷返回時大有作用

LDR R0, __OS_TaskSwHook //調(diào)用回調(diào)函數(shù) 鉤子函數(shù)

BLX R0

POP {R14}

-------------------------------------------

//相當(dāng)于定義指針變量：__OS_PrioCur DCD OSPrioCur; __OS_PrioHighRdy DCD OSPrioHighRdy

LDR R0, __OS_PrioCur //INT8U OSPrioCur當(dāng)前任務(wù)的優(yōu)先級

LDR R1, __OS_PrioHighRdy //OSPrioHighRdy系統(tǒng)中最高的優(yōu)先級

LDRB R2, [R1] //上面兩句是將變量的地址傳給了R0與R1，[R1]最高優(yōu)先級的值存入R2

STRB R2, [R0] //將R2中的值存入到OSPrioCur變量中去（即接下來運(yùn)行最高優(yōu)先級任務(wù)）

//即實現(xiàn)：OSPrioCur = OSPrioHighRdy;

-------------------------------------------------

//相當(dāng)于定義指針變量：__OS_TCBCur DCD OSTCBCur; __OS_TCBHighRdy DCD OSTCBHighRdy

LDR R0, __OS_TCBCur //R0=&OSTCBCur; OS_TCB *OSTCBCur; OS_TCB *OSTCBHighRdy;

LDR R1, __OS_TCBHighRdy //R1=&OSTCBHighRdy;這四句同理上面，OSTCBCur = OSTCBHighRdy

LDR R2, [R1] //R2 = *R1; R2=OSTCBHighRdy 指向優(yōu)先級最高的任務(wù)的任務(wù)控制塊

STR R2, [R0] //*R0 = R2; 即實現(xiàn)：OSTCBCur = OSTCBHighRdy;

//系統(tǒng)中用OSPrioCur OSTCBCur 來表示正在運(yùn)行的任務(wù)

----------------------------------------------

【通過R2(OSTCBHighRdy)將OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr的值賦給R0，再通過LDM將最高優(yōu)先級任務(wù)的堆棧中保存好的R4-R11恢復(fù)到當(dāng)前CPU的R4-R11寄存器中(這個過程與上面的保存過程是相逆的)，因為R0-R3,R12,R14,PSR和R15是硬件自動壓入任務(wù)的堆棧的，在中斷中后來再保存R4-R11的（是先對SP減了32后再保存，相當(dāng)于SP的值沒有變化），且中斷退出時會自動彈出R0-R3,R12,R14,PSR，所以下面的代碼只要恢復(fù)最高優(yōu)先級任務(wù)的R4-R11(OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr通過LDM自減了32,)，然后將加上32， OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr 相當(dāng)于沒有變化，再將OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr賦給PSP,這樣硬件在中斷退出時會自動恢復(fù) R0-R3,R12,R14,PSR ，這樣就完全恢復(fù)了，一運(yùn)行就是最高優(yōu)先級的任務(wù)了】

LDR R0, [R2] //[R2]為*OSTCBHighRdy，R2是4字節(jié)的寄存器,所以[R2]是OSTCBHighRdy //指向地址的后4個字節(jié)的值，即OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr,

//即 R0 = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr

LDM R0, {R4-R11} //將 OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr（R0）指向的堆棧（向下生長）棧頂后 //的32個字節(jié)依次存入R4-R11(R0的值自減，后綴為!表示自增），因為堆 //棧保持時是自減的，這里相當(dāng)于恢復(fù)最高優(yōu)先級任務(wù)的現(xiàn)場)

ADDS R0, R0, #0x20 //將R0的值加上0x20后賦給R0

MSR PSP, R0 //PSP <= R0

ORR LR, LR, #0x04 //按位或將LR的第二位置1，這樣中斷返回時，就將從進(jìn)程的堆棧中做 //出棧操作，返回后使用PSP（否則將從主堆棧中做出棧操作，返回后 //使用MSP）

BX LR //中斷返回

xPSR、PC、LR、R12、R3、R2、R1、R0會被硬件按一定的次序壓入PSP所指向的堆棧中（同時被中斷的任務(wù)后面要恢復(fù)執(zhí)行，還需保存R4-R11，保存后一定要保證堆棧指針指向硬件自動壓棧后的原位置，這樣硬件才能在恢復(fù)任務(wù)時硬件自動正確出棧）

2：在中斷中實現(xiàn)任務(wù)的切換

uC/OS II 的中斷服務(wù)函數(shù)必須遵循一定的架構(gòu)來實現(xiàn)，

void SysTickHandler(void)

{

OS_CPU_SR cpu_sr;

OS_ENTER_CRITICAL(); //保存全局中斷標(biāo)志,關(guān)總中斷

OSIntNesting++;

OS_EXIT_CRITICAL(); //恢復(fù)全局中斷標(biāo)志

OSTimeTick();

OSIntExit(); //在os_core.c文件里定義,如果有更高優(yōu)先級的任務(wù)就緒了,則執(zhí)行一次任務(wù)切換

}

OSInit函數(shù)

系統(tǒng)初始化函數(shù)OSInit()初始化所有的變量和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，同時也會建立空閑任務(wù)OS_TaskIdle(),該任務(wù)永遠(yuǎn)處于就緒態(tài)，如果統(tǒng)計任務(wù)使能，那么他還要建立統(tǒng)計任務(wù)OS_TaskStat(),并使其進(jìn)入就緒態(tài)。

空閑任務(wù)

OS_TaskIdle

uC/OS II總要建立一個空閑任務(wù)，idle task，這個任務(wù)在沒有其他任務(wù)進(jìn)入就緒態(tài)時投入運(yùn)行，它的優(yōu)先級永遠(yuǎn)設(shè)為最低優(yōu)先級，即OS_LOWEST_PRIO，且空閑任務(wù)是不能被應(yīng)用軟件刪除的；

空閑任務(wù)不停的給一個32位的OSIdleCtr的變量加1，統(tǒng)計任務(wù)用這個計數(shù)器變量確定當(dāng)前應(yīng)用軟件實際消耗CPU的時間，計數(shù)器加1前后分別關(guān)閉打開中斷，OS_TaskIdle可以借助OSTaskIdleHook()做CPU的睡眠等；OS_TaskIdle總是處于就緒態(tài)。

統(tǒng)計任務(wù)OS_TaskStat

只要將OS_TASK_STAT_EN宏使能，那么統(tǒng)計任務(wù)就會建立，一旦運(yùn)行，它將每秒運(yùn)行一次，計算當(dāng)前CPU的利用率，將值放在OSCPUsage這個8位的變量中，用百分比表示，精度為1%.如果應(yīng)用程序打算使用統(tǒng)計任務(wù)，那么必須在初始化時建立的第一個也是唯一的任務(wù)中調(diào)用統(tǒng)計任務(wù)初始化函數(shù)OSStatInit(),也就是在調(diào)用系統(tǒng)啟動函數(shù)OSStart前，用戶初始化代碼中必須先建立一任務(wù)，在這個任務(wù)中調(diào)用系統(tǒng)統(tǒng)計初始化函數(shù)OSStatInit,然后再建立應(yīng)用程序中的其他任務(wù)。它的優(yōu)先級是OS_LOWEST_PRIO-1

OSStart操作系統(tǒng)啟動函數(shù)

在uC/OS II啟動之前，至少須建立一個應(yīng)用程序，因為如果使能統(tǒng)計任務(wù)，那么統(tǒng)計任務(wù)要求必須先建立一個也是唯一一個用戶任務(wù)后，再啟動系統(tǒng)，再創(chuàng)建其他的任務(wù)，如果什么任務(wù)都沒有建立，只要空閑任務(wù)，那系統(tǒng)也就一直空閑，所以需要先創(chuàng)建至少一個任務(wù)。

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uC/OS II 學(xué)習(xí)筆記

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