ucosii2实时操作系统介绍

1、29嵌入式系统软件设计方法和代码实现 第25：uc/os-ii 实时操作系统第25：uc/os-ii 实时操作系统 本章所涉及的操作系统理论知识可参阅各种操作系统教科书，比如现代操作系统 【美】andrew s.tanenbaum著 陈向群等译 机械工业出版社 1999年11月目 录：2.5.1 概述2.5.2 任务栈切换方法2.5.3 优先级别算法2.5.4 任务通信使用邮箱2.5.5 任务通信使用消息队列2.5.6 对共享资源的互斥访问控制与信号（semaphore）2.5.7 任务同步与信号(signal)2.5.8 内存分配方法2.5.8 缺陷与改进（1：任务调度问题，2：通信问题：任

2、务通信模型与uc/os-ii通信机制的缺陷）附录1：uc/os-ii文件列表附录2：相关函数列表附录3：主要变量和数据类型列表2.5.1 概述技术指标 uc/os-ii是一个占先式实时多任务操作系统内核，但不支持时间片调度，支持任务间通信，提供了多种对共享资源的访问控制，如禁止切换，调度上锁等。uc/os-ii的也是一个可剪裁的系统，可以根据需要保留或者删除某些功能，任务数最多可达64个。下表中给出了2种常用情况下的目标代码大小。序号目标码（程序+数据）任务数邮箱消息队列信号量任务栈大小18k6k6255151225k+4k160101512注：该表数据是根据 uc/os-ii -源码公开的实

3、时嵌入式操作系统书中p229，p230 的表9.1和表9.2综合得到的.通过改变os_cfg.h文件中的各种配制，可以取消或者保留某些功能，并且改变某些数据结构的大小，在uc/os-ii中，影响内存大小的数据结构主要包括任务数量，事件控制块数量和任务堆栈大小。uc/os-ii源代码 uc/os-ii的x86版本代码规模约为5000行，包括用于应用任务的例子代码和辅助代码，核心代码约3500行，分布在 17 个文件中【详见附录1】。 任务状态 uc/os-ii的任务一般会处于以下6状态之一，1. 运行态2. 就绪态3. 等待信号量4. 等待邮箱消息5. 等待消息队列消息6. 挂起在某一时刻，系统

4、中只会有一个任务处于“运行态”，处于其他各种状态的任务数量没有限制，“挂起态”的进入是任务主动进行的，其他状态一般由各种外部因素造成。只有处于“就绪态”的任务才可能成为下个要执行的任务。任务切换过程和优先级别算法 uc/os-ii不支持时间片调度切换，而仅仅提供按任务优先级别的切换，提供了2种任务切换方式，主动切换和被动切换，前者是应用任务通过调用系统函数自动将自己挂起，后者是操作系统根据当前任务运行情况，将正在运行的任务强制挂起，从而切换到另一个任务执行。被动切换对于任务来说是不可预知的，因此可能发生在任意代码位置。uc/os-ii的任务优先级别一般采用常量定义，实际上属于静态优先级别，即在

5、任务运行过程中，系统不改变任务的优先级别，但提供了一个优先级别改变的接口函数，用户任务可以通过调用该函数来修改自身或者其他任务的优先级别。由于uc/os-ii不支持时间片调度，因此如果一个任务函数代码中包含无限循环代码的话，其他低优先级别得任务将永远得不到调度。对于高优先级别任务，也可能得不到执行。任务之间的数据传递 在uc/os-ii中，提供了邮箱和消息队列2种方式来满足任务之间的数据传递，在使用邮箱时，如果收信任务没有将数据取走，就无法传送下个消息，而一个消息队列方式实际上相当与多个邮箱，因此可以连续传送多条消息。共享资源访问控制 uc/os-ii中可以使用禁止调度、设置信号量来保证共享资

6、源访问的排它性。系统的信号量数量由事件控制块数量决定。任务同步 如果一个任务需要立即切换到另外一个指定任务，可以通过设置信号量来实现。在uc/os-ii中，实现任务间同步运行需要较为较为负责的处理。uc/os-ii的使用问题 uc/os-ii只是一个任务调度内核，没有用于某个特定硬件环境的i/o系统，例如tcp/ip协议栈、图形gui等，需要另外开发。此外，uc/os-ii上也不能使用磁盘或者flash存储器的文件系统，不支持中文显示和中文输入接口，在uc/os-ii上开发应用产品任然需要做大量工作。2.5.2 调度过程：任务栈切换方法任务栈的定义与赋初值 uc/os-ii是采用独立任务栈的切

7、换方法，给每个任务分配一个任务栈数组，比如在例子1中ex1l.c文件中定义的“taskstk ”变量， 在切换时将处理器的堆栈指针sp指向该数组，从而实现任务切换。任务栈数组（如“taskstk0 ”）在系统初始化时被赋予每个任务控制块（os_tcb）的“os_stk *ostcbstkptr”变量，这个赋值过由函数：taskstart（）- ostaskcerat( ) -ostaskstkinit（）ostcbinit（）的依次执行完成，具体过程见【表1】：表格 1：任务栈的初始化过程步骤文件函数名堆栈变量传递 : sp指针说明1ex1l.cmain( )taskstkn_taskstas

8、k_stk_size 所有任务的栈数组2ex1l.ctaskstart( )taskstkitask_stk_size-1 一个任务栈的栈底。3os_task.costaskcerat( )ptospspptos:栈底psp:初始化后底栈顶。4os_cpu_c.costaskstkinit( )ptospsp5os_core.costcbinit( )ptosostcbstkptrostcbstkptr= ptos首次执行的任务 uc/os-ii内核初始化完成后，执行函数“_osstarthighrdy( ) ”来启动第一个任务，而第一个任务底选择依据是任务的优先级别，选择过程在“osstar

9、t ( )”中完成，【图1】表明系统启动后，任务首次调度过程。main( )osstart ( )_osstarthighrdy( )任务函数starttask( )图 1任务的首次启动执行过程在一般的函数调用中，子函数执行完成后，继续返回主调函数执行，而调度函数通过改变堆栈内容来变更原来的程序执行路线，【图1】中，函数“ _osstarthighrdy( )”执行“reti”指令后，并不返回“osstart ( )”，而是执行了一个任务函数，例如uc/os-ii的例2中，执行“starttask( )”。下次执行的任务一个任务在运行时，在遇到外部资源和条件未准备好时，可以调用内核切换函数，以

10、挂起本任务，暂时切换到另外一个任务运行，还有一种切换是在硬件中断中进行的，当前任务被动地被中止，uc/os-ii支持这2种切换。在uc/os-ii中，完成任务栈切换的函数是“_osctxsw( )”和“_osintctxsw( )”，前者用于任务的主动切换，后者任务被动切换，在中断服务例程中使用，二者的原理相同，主要的作用是保留当前任务堆栈，将cpu的sp寄存器指向下个任务堆栈数组。“_osctxsw( )”切换相关的代码如下： pusha ; 保存当前任务的现场 push es ; pushds ; mov ax, seg _ostcbcur ; 重装当前任务的数据段寄存器 mov ds,

11、ax ; les bx, dword ptr ds:_ostcbcur ; 保存挂起任务的堆栈指针sp mov es:bx+2, ss mov es:bx+0, sp .les bx, dword ptr ds:_ostcbhighrdy ; 切换sp到要运行任务的堆栈空间 mov ss, es:bx+2 mov sp, es:bx pop ds ; 恢复新任务的现场环境pop es ; popa ; iret ; 该指令执行后，将执行新任务，而不是;返回其主调函数。现在，uc/os-ii如何从当前任务切换到一个新的任务已经清楚了，现在的问题是：如何确定那个任务是下次执行的任务呢？2.5.2

12、调度过程：优先级别算法任务选择和任务优先级别 uc/os-ii调度程序是将“任务就绪表”中的最高优先级别的任务作为下个要执行的任务，换句话说，任务运行要符合2个条件，一是其状态是“就绪态”的，二是在所有就绪态任务中，该任务的优先级别是最高的（数值最小）。系统中可能存在多个就绪的任务，即就绪表中有多个比特被置位，uc/os-ii通过一个简单的查表算法，可以快速得到其中的最高优先级任务，其算法代码如下（见“ossched( )” 和“ osstart ( )”代码）：y = osunmaptblosrdygrp; (1)x = osunmaptblosrdytbly; (2)ospriohighr

13、dy = (int8u)(y 下，同一字节中为左右，即左上方的位，其优先级别最高（0），右下方的的数字表示优先级别最低（63）在这样一个256比特的就绪表中，如何确定最高优先级别的任务所在的位置呢？也就是计算除最高优先级别的任务优先级别？在上图中为“12”。一种方法是从最高位开始逐位判断是否为“1”，如为“1”，则停止向下搜索，在具体计算中，先找到其组号，再从该组的就绪表字节中找到位号，如下：char osgethprio( char osrdygrp， char osrdytbl )chari, j,/*i=组号变量，j=组内位号*/bitmask = 0x01, 0x02, 0x04, 0

14、x08, 0x10, 0x20, 0x40, 0x80;for(i=0;i8;i+)/*找到最高优先级在就绪表中的组号i*/if( osrdygrp & bitmaski !=0 ) break;for(j=0; jostcbprio )？思考题4：一个任务调用 “ossched( )”后是否会必然不会回到原处继续执行，而是转向执行其他任务？思考题5：在【图表3】中的系统函数中，那些执行时一定会发生任务切换？，那些函数是在一定条件下发生任务切换？对于在一定条件下发生任务切换的函数，切换调试是什么？2.5.4 任务间的通信：邮箱邮政系统模型 在现实邮政系统中，一次信件的传递如下图：xx收11图

15、5：邮政系统模型示意：公用邮箱和私用邮箱在这里，有2个邮箱存在，一个是公用的发件邮箱，一个是私用的收件邮箱，邮递员完成2个邮箱之间的传递，收发信人从邮箱中取或者往邮箱里发邮件。在邮政系统中，为了使收信人和邮递员对信件进行识别，信件上还必须写明收件人和发件人地址。uc/os-ii中的邮箱特性 uc/os-ii的邮箱通信比现实邮政系统简单，为了完成一次2个任务间的消息传递，只需要一个邮箱，并且邮箱中只能存放一个消息，所以，在消息没有取走前，无法往邮箱里存放新的消息。和邮政系统的另一个不同点是，邮政传送中，邮箱存放和传递的是信件内容本身，uc/os-ii只是存放和传递消息内容缓冲区的位置指针。假设系

16、统中2个任务，只使用一个邮箱，那么，通信只能是实现简单arq协议，也就是无窗口的半双工通信【图4】，除非你使用多个邮箱。时间t任务a 任务b邮箱图 6：一个邮箱只能实现无窗口的半双工通信在uc/os-ii中，调度系统不能自动通知某个任务邮箱中已经有消息，需要任务主动去取邮件（调用函数 osmboxpend ( )），这种情况好像邮政系统中的平信传递，邮局只负责将信放入邮箱，但并不通知收信人，如果我们一直开邮箱，信件会永远躺在邮箱中睡大觉。从这点上说，uc/os-ii的邮箱通信机制并不是一个很有效率的通信机制，在很多应用中，我们希望一种类似邮政快件的通信机制，在有信件后，收信人应自动并立即得到通

17、知，而不同平信机制，即使我们一年中只有一封信，也要开365次信箱。但也有一点不同，对于同一邮箱的取信操作和发信操作，从时间上有2种情况，即先发后取和先取后发，在先取后发的情况下，取信任务在取不到信件后会进入挂起状态，同时进行登记，调度系统可以在另一任务发信后，自动调度事先取信的任务立即执行。这好像我们在取信未果时在邮箱里给邮递员留个便条，让他在信来时给自己挂个电话。邮箱的操作过程 uc/os-ii邮箱通信的过程是先建立一个数据缓冲区，即创建邮箱，一个系统中或者一个任务可以建立多个邮箱，不同邮箱通过邮箱指针来识别，该指针在建立邮箱时产生。任务之间使用邮箱方式来传递数据的过程和使用的函数如下：1.

18、 建立邮箱（osmboxcreate ( )）2. 往邮箱“发”消息（osmboxpost ( )）3. 从邮箱“取”消息（osmboxpend ( ) ）邮箱由使用邮箱的任务函数建立，也可在系统初始化函数中建立，邮箱一但建立，建立后将得到“os_event”类型的结构指针，任务函数通过该指针可对邮箱进行存取操作。一个系统中可以存在多个邮箱，对于接收消息的任务函数来说，应该知道从那个邮箱中取消息，邮箱的识别是创建邮箱时“osmboxcreate ( )”函数的返回值来得到的。互相发送和接收消息的2个任务使用同一个全局变量（“os_event”类型）来标识一个邮箱。如果从2个任务存取邮箱操作的时

19、间先后来看，有2种情况：1. 先发消息，后取消息2. 先取消息，后发消息对于第1种情况，没有什么需要解释，如果是第2种情况，则取消息的任务会因为取不到消息而进入挂起状态【图5】，同时在一个被称为“事件链表 就是os_event类型的数据结构，该结构在 osinit ( ) 函数中被初始化为一个空链表。链表的长度是系统同时允许存在的事件数目，该值由 os_max_events 宏定义决定。”的数据结构中进行登记, 这样当发消息时，函数 自动检查该“事件链表”，发现已经有任务等待该消息，则会立即执行它。发信任务a 收信任务b邮箱满任务b挂起任务a挂起邮箱空时间轴图 7：先收后发时的任务挂起在下面发

20、消息的函数osmboxpost（）代码中，在路径时，表明之前已经有任务等待该任务，从而会执行该任，而将发消息的任务挂起。在路径时为正常的发消息过程，将消息指针“msg”付给事件链表“pevent”的消息指针“oseventptr”。int8u osmboxpost (os_event *pevent, void *msg) os_enter_critical(); if (pevent-oseventtype != os_event_type_mbox) /* 非邮箱操作，返回 */ os_exit_critical(); return (os_err_event_type); /* 是否已经

21、任务在等待取邮件 ，如有，则切还到该任务执行 */ if (pevent-oseventgrp) oseventtaskrdy(pevent, msg, os_stat_mbox); /* 在多个等待任务中，将最优先级最高者在就绪表中置位 */ os_exit_critical(); ossched(); /* 切换执行 */ return (os_no_err); else if (pevent-oseventptr != (void *)0) /* 检查邮箱的空/满? */ os_exit_critical(); return (os_mbox_full); /* 邮箱为满，不能发消息 *

22、/ else pevent-oseventptr = msg; /* 邮箱为空，发消息 */ os_exit_critical(); return (os_no_err); 邮箱数据结构和变量 和邮箱相关的数据结构主要是“os_event”，另外一个结构“os_mbox_data”实际上只在函数中作为局部变量使用，似乎是多余的。此外，在先收后发的情况下，也使用了结构“os_tcb”的“ostcbmsg”分量来存储消息指针，造成代码过于复杂和不一致性【见思考题1】。邮箱消息处理的数据结构如下定义如下：typedef struct void *oseventptr; /* 消息指针 */int8u

23、 oseventtblos_event_tbl_size; /* 所有等待某个事件的任务列表 */ int16u oseventcnt; /* count of used when event is a semaphore */int8u oseventtype; /* 邮箱事件os_event_type_mbox, 消息列表时间os_event_type_q 信号量事件os_event_type_sem */int8u oseventgrp;/* 等待某个事件的任务所属组号 */ os_event;该结构在uc/os-ii中被称为“事件”，因为不仅用于邮箱消息，也用于任务之间的事件通知，所以

24、定义了一些其他变量，对于邮箱通信，只需要其中的“oseventptr” 、“oseventtbl”、和“oseventgrp”3个域就可以了。邮箱的容量 在邮箱创建时，系统并不分配邮箱的大小，邮箱的存储空间实际上是有发信任务定义的，在消息传递过程中，只传递所发消息的指针，函数osmboxpost( )将消息指针传递给“os_event”的“oseventptr”域。对于使用消息的任务函数来说，要注意的是，由于是指针传递，使用局部变量来存储发送消息，消息可能会在被收到前消失，所以，最好用全局变量来存储发送的消息 在uc/os-ii的例子代码中（如ex2l.c 的task2( )函数），发送消息函

25、数位于无限循环代码中，因此虽然使用局部变量存储消息，但该函数永远不会退出。邮箱消息的通知机制 “oseventtbl”、和“oseventgrp”变量用于记录那些任务在等待邮箱消息或者其他事件，记录的方式和就绪表“osrdytbl”、“osrdygrp”是一致的，查找方式也一样，使用了“osunmaptbl ”映射表。下面代码在ex2l.c文件中，说明了“task4( )”和“ task5()”2个任务间的邮箱通信过程，在这里，使用了2个邮箱实现了全双工的应答式通信：void task4 (void *data)char txmsg;int8u err;data = data;txmsg =

26、a;for (;) while (txmsg oseventptr; os_exit_critical(); if (pevent != (os_event *)0) /* 判断事件控制块是否为空，如为空，直接返回*/ os_enter_critical(); pq = osqfreelist; /* 取出消息队列链表中的首个队列结构，*/ if (osqfreelist != (os_q *)0) osqfreelist = osqfreelist-osqptr; os_exit_critical(); if (pq != (os_q *)0) /* 如消息队列不为空，则对此队列进行初始化*

27、/ pq-osqstart = start; pq-osqend = &startsize; pq-osqin = start; pq-osqout = start; pq-osqsize = size; pq-osqentries = 0; pevent-oseventtype = os_event_type_q; pevent-oseventptr = pq; oseventwaitlistinit(pevent);/* 将事件控制块中的任务等待标志置为“0”*/ else /* 无消息队列可用，将空闲事件控制块链表的首指针恢复 */ os_enter_critical(); pevent

28、-oseventptr = (void *)oseventfreelist; oseventfreelist = pevent; os_exit_critical(); pevent = (os_event *)0; return (pevent);/* 返回该消息队列操作的事件句柄 */以上创建消息队列的过程和邮箱基本类似，不同的是，消息队列变量（os_q *pq）是从一个消息队列链表中得到的，该链表在“ osqinit ()” osqinit ()被初始化函数“osinit( )”所调用（ 被osinit( )调用 ）中被初始化。消息队列链表的作用在系统中有多个消息队列的情况下，uc/os

29、-ii将多个队列形成一个链表，使用消息链表的本意是，在某个消息队列不再使用时，可以释放该结构，以便其他任务使用，这样就能节约存储空间，可系统没有提供释放消息队列的操作函数，消息链表的存在没有实际意义。而另一方面，对于嵌入式系统，任务之间的通信情况一般是可预知的，所以，一但创建了消息队列，并不需要丢弃。发送消息 在一个任务调用 “osqpost ( )”函数发送消息时，有3种情况：1. 已经有任务在等待该消息。2. 消息队列已满，无法传递新的消息。3. 消息队列未满，可以正常传递消息，同时也没有其他任务在等待该消息。这3种情况的处理是不同的， 情况1时会立即转向执行等待该消息的任务， 情况2返回一个错误信息，情况3