μCOS-ii初學(xué)心得

　　μC/OS-II 是一個(gè)源代碼公開(kāi)、可移植、可裁剪的實(shí)時(shí)多任務(wù)操作系統，具有穩定可靠、實(shí)時(shí)性好等優(yōu)點(diǎn)，是專(zhuān)門(mén)針對微處理器和微控制器設計的實(shí)時(shí)內核，它的內核可以做到很小，很適合在單片機系統上移植。移植了μC/OS-II 的嵌入式系統可以使各個(gè)任務(wù)獨立工作，互不干涉，很容易實(shí)現準時(shí)而且無(wú)誤執行，使實(shí)時(shí)應用程序的設計和擴展變得容易，使應用程序的設計過(guò)程大為減化。在這個(gè)星期內，我通過(guò)對禁用了郵箱、隊列、文件系統的最簡(jiǎn)單的μCOS-ii操作系統進(jìn)行了學(xué)習，現將收獲分享如下。

　　μCOS-ii運行過(guò)程

　　μCOS-ii的主函數不到十行代碼，但是因為其高度的結構化以及良好的函數封裝，對其運行過(guò)程的了解對于學(xué)習μCOS-ii的編程思想以及設計思路具有重大的意義。

　　我通過(guò)將μCOS-ii代碼移植到SST89V564RD單片機中，并且利用TI公司的溫度傳感器TMP124創(chuàng )建了兩個(gè)任務(wù)：讀TMP122數據、向串口發(fā)送讀取的溫度值。要求兩個(gè)任務(wù)輪流執行，讀TMP122的優(yōu)先級高于向串口發(fā)送數據的優(yōu)先級。

　　1 系統初始化

　　在μCOS-ii中，系統初始化可以分為全局變量初始化、創(chuàng )建空閑任務(wù)任務(wù)、堆棧初始化、任務(wù)控制塊初始化等部分內容。

　　全局變量初始化。由于μCOS-ii操作系統中定義了眾多與系統參數有關(guān)的全局變量，因此全局變量的初始化包含眾多內容。這些系統參數的初始化大都被封裝 在OSInit()函數中。尤其要注意的是，在OSInit函數中，OSRunning變量一定要被定義成FALSE，否則在OSStart函數中，系統 無(wú)法啟動(dòng)創(chuàng )建的任務(wù)，系統因此變成了一個(gè)有始有終的函數，創(chuàng )建的任務(wù)永遠得不到執行。在實(shí)際運行過(guò)程中表現為主函數運行一次之后，系統不再運行。另外需要 注意的是OSTCBCur、OSTCBList等這幾個(gè)變量需要定義為(OS_TCB DT_XDATA *)0的類(lèi)型。因為這些變量是指向結構體TCB(Task Control Block)的指針，并不是數字〇。

　　創(chuàng )建空閑任務(wù)。創(chuàng )建空閑任務(wù)包括進(jìn)入臨界區、任務(wù)堆棧初始化、TCB初始化、退出臨界區等內容，大部分是一些簡(jiǎn)單的賦值操作，比較簡(jiǎn)單，不再贅述。其中OSRdyGrp |= ptcb->OSTCBBitY; OSRdyTbl[ptcb->OSTCBY] |= ptcb->OSTCBBitX;這兩句話(huà)要盡量看懂。因為這兩句話(huà)牽扯到后面OSUnMapTbl這個(gè)矩陣的理解。其含義為一旦任務(wù)就緒隊列中有"1"(即對應的任務(wù)就緒)，則相應的任務(wù)組OSRdyGrp 相應的位變成1，OSRdyTbl中的相應的位也變成1.

　　堆棧初始化以及任務(wù)控制塊初始化。比較容易理解，簡(jiǎn)單的賦值操作。不過(guò)在堆棧初始化中的ppdata = ppdata;opt = opt; 以及任務(wù)控制塊初始化中的pext= pext; stk_size= stk_size;pbos=pbos;opt=opt; id= id;這些語(yǔ)句剛開(kāi)始的時(shí)候很令人費解。其實(shí)這些是防止編譯器不斷的報warning，以免影響正常的調試的。

　　2 任務(wù)創(chuàng )建

　　同上述創(chuàng )建空任務(wù)大體雷同。需要注意的是此時(shí)操作系統的OSRunning變量還是處于FALSE狀態(tài)，因此創(chuàng )建任務(wù)的過(guò)程中，操作系統并沒(méi)有開(kāi)始運行。 這就是為什么操作系統在開(kāi)始運行的時(shí)候不是選擇第一個(gè)創(chuàng )建的任務(wù)開(kāi)始運行，而是從所有的任務(wù)里面選擇優(yōu)先級最高的運行的原因。

　　3 任務(wù)調度

　　任務(wù)調度是從OSStart函數開(kāi)始的。具體包括OSStart、OsStartHighRdy、Task1~n、OSTimeDlyHMSM、OSSched等函數，其中任務(wù)交換是在匯編語(yǔ)言文件的OS_TASK_SW函數中運行的。

　　OsStart在整個(gè)系統運行的過(guò)程中只會(huì )運行一次。在系統創(chuàng )建任務(wù)之后運行。主要目的是從任務(wù)就緒表中挑選出優(yōu)先級最高的任務(wù)，并開(kāi)始運行優(yōu)先級最高的任務(wù)。

　　OsStartHighRdy為asm文件中的一部分。主要是堆棧的操作。目的是要把高優(yōu)先級任務(wù)的任務(wù)堆棧復制到寄存器中，為即將開(kāi)始的運行最高優(yōu)先級的任務(wù)做好準備。

　　Task1~n。Task為一個(gè)無(wú)限循環(huán)函數。雖然是無(wú)限循環(huán)函數，但是與平常前后臺系統中的無(wú)限循環(huán)具有區別。因為μCOS-ii操作系統并不是一個(gè)像 Linux那樣的時(shí)間片輪流處理的操作系統，它僅僅是一個(gè)處理完一部分內容之后再去處理另一部分內容的實(shí)時(shí)操作系統。這就要求在每一個(gè)任務(wù)的每一個(gè)無(wú)限循 環(huán)中都要加一個(gè)調用OSSched函數的函數。

　　OSTimeDlyHMSM主要是為用戶(hù)提供一個(gè)良好的借口，將用戶(hù)輸入的時(shí)、分、秒、毫秒這四個(gè)數據轉換成系統的滴答數，然后調用OSTimeDly實(shí) 現。在OSTimeDly中調用OSSched，確保系統的實(shí)時(shí)性。OSSched函數結構也類(lèi)似于OSStart，主要是計算出任務(wù)就緒表中最高優(yōu)先級 的任務(wù)，通過(guò)OS_TASK_SW中的堆棧的操作實(shí)現任務(wù)的交換。

　　μCOS-ii查找最高優(yōu)先級算法的實(shí)現

　　指導思想：以空間換時(shí)間。

　　在查看源代碼的過(guò)程中，最令人費解的或許就是OSUnMapTbl這個(gè)矩陣了?，F將此矩陣復制如下：

　　INT8U const DT_XDATA OSUnMapTbl[] = {

　　0, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　6, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　7, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　6, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0,

　　4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0

　　};

　　在了解這個(gè)矩陣的工作原理之前，我們有必要了解一下幾個(gè)變量的含義：

　　OSRdyGrp 是一個(gè)8位的unsigned char型數。由于該μCOS-ii系統最多允許prio為63，也就是說(shuō)最多允許有64個(gè)優(yōu)先級。64個(gè)優(yōu)先級被分成了八組，每組有八個(gè)優(yōu)先級。如果有 任何一組中的任務(wù)進(jìn)入了就緒狀態(tài)，則該組所對應的位變?yōu)?。比如優(yōu)先級為4，23，56的任務(wù)同時(shí)進(jìn)入了就緒態(tài)，則對應第0，2，7組中有任務(wù)進(jìn)入了就緒 態(tài)，則此時(shí)OSRdyGrp 應為 10000101。

　　OSRdyTbl為一個(gè)有8個(gè)元素的8位數的數組，分別為OSRdyTbl[0]...OSRdyTbl[7]。從OSRdyTbl[0]到 OSRdyTbl[7]的每一位數對應相應優(yōu)先級的任務(wù)是不是進(jìn)入了就緒態(tài)。還是上面的例子，假如優(yōu)先級為4，23，56的任務(wù)進(jìn)入了就緒態(tài)，則 OSRdyTbl[0]的第4位，OSRdyTbl[2]的第7位，OSRdyTbl[7]的第0位變成1，其他的位仍然保持零。

　　介紹完兩個(gè)變量之后，就可以很容易理解這個(gè)矩陣的作用了。矩陣的第i個(gè)數字表示用二進(jìn)制表示的i中1所出現的最小位數。比如對于矩陣的第48個(gè)數字，48用二進(jìn)制表示為00110000，在第4位以及第5位中出現了1，故去最小值，則OSUnMapTbl[48]=4 。也就是說(shuō)，通過(guò)查這個(gè)矩陣得到的是最小的出現1的位數。假如對于OSRdyGrp 來(lái)說(shuō)，在OSRdyGrp 等于48的情況下，意味著(zhù)第四組與第五組中有任務(wù)處于就緒狀態(tài)，則通過(guò)此表可以得出最高優(yōu)先級的任務(wù)在第四組中。假如對于OSRdyTbl來(lái) 說(shuō)，OSRdyTbl[4]表示第四組中每一個(gè)元素是不是處于就緒態(tài)。還是拿48來(lái)打比方，假如OSRdyTbl[4]等于48，有48用二進(jìn)制表示為 00110000可得第四位與第五位中有兩個(gè)任務(wù)處于就緒態(tài)，此時(shí)查詢(xún)OSUnMapTbl[48]=4可得優(yōu)先級最高的任務(wù)處于第四位上。由此很容易理 解這兩行代碼：

　　y= OSUnMapTbl[OSRdyGrp];

　　x = OSUnMapTbl[OSRdyTbl[y]];

　　因此得到的y為最高優(yōu)先級所在的組號。X為最高優(yōu)先級所在的組中最高優(yōu)先級所在的組的組號。由于每組有8個(gè)成員，對于y組第x個(gè)來(lái)說(shuō)，優(yōu)先級自然是 8*y+x 。由此得到了最高優(yōu)先級。下面的代碼不難理解。

　　OSPrioHighRdy = (INT8U)((y << 3) + x);

　　此外，因為這個(gè)矩陣無(wú)論在何種情況下，都是不變的，因此個(gè)人認為原μCOS-ii系統中定義為DT_XDATA完全沒(méi)有必要，只是增加了系統的開(kāi)銷(xiāo)。因此我嘗試將此變量類(lèi)型改成DT_CODE ，經(jīng)過(guò)運行TMP124的嘗試，系統運行幾十分鐘后仍然正常。因此得出了此處可以改進(jìn)的建議。而且改進(jìn)之后系統的占用xdata從600多字節減少到400多字節，系統資源占用減少很明顯。

　　可能編寫(xiě)μCOS-ii的工程師為了提高可移植性，將OSUnMapTbl定義為DT_XDATA吧。僅僅猜測而已。