ucosII經(jīng)典入門3

1、第4章 任務(wù)的同步與通信系統(tǒng)中的多個任務(wù)在運行時，經(jīng)常需要互相無沖突地訪問同一個共享資源，或者需要互相支持和依賴，甚至有時還要互相加以必要的限制和制約，才保證任務(wù)的順利運行。因此，操作系統(tǒng)必須具有對任務(wù)的運行進(jìn)行協(xié)調(diào)的能力，從而使任務(wù)之間可以無沖突、流暢地同步運行，而不致導(dǎo)致災(zāi)難性的后果。與人們依靠通信來互相溝通，從而使人際關(guān)系和諧、工作順利的做法一樣，計算機系統(tǒng)是依靠任務(wù)之間的良好通信來保證任務(wù)與任務(wù)的同步的。 例如，兩個任務(wù)：任務(wù)A和任務(wù)B，它們需要通過訪問同一個數(shù)據(jù)緩沖區(qū)合作完成一項工作，任務(wù)A負(fù)責(zé)向緩沖區(qū)寫入數(shù)據(jù)，任務(wù)B負(fù)責(zé)從緩沖區(qū)讀取該數(shù)據(jù)。顯然，當(dāng)任務(wù)A還未向緩沖區(qū)寫入數(shù)據(jù)時（緩沖

2、區(qū)為空時），任務(wù)B因不能從緩沖區(qū)得到有效數(shù)據(jù)而應(yīng)該處于等待狀態(tài)，只有等任務(wù)A向緩沖區(qū)寫入了數(shù)據(jù)之后，才應(yīng)該通知任務(wù)B去取數(shù)據(jù)。例如，任務(wù)A和任務(wù)B共享一臺打印機，如果系統(tǒng)已經(jīng)把打印機分配給了任務(wù)A，則任務(wù)B因不能獲得打印機的使用權(quán)而應(yīng)該處于等待狀態(tài)，只有當(dāng)任務(wù)A把打印機釋放后，系統(tǒng)才能喚醒任務(wù)B使其獲得打印機的使用權(quán)。如果這兩個任務(wù)不這樣做，那么也會造成極大的混亂 。總之，多個任務(wù)共享同一資源或有工作順序要求時，在正式工作之前要互相打招呼 。黃宏：別走??！宋丹丹：我自己的腿，我愛走就走，你管不著！黃宏：腿是你自己的，但手是咱倆的呀！ 事件 任務(wù)間的同步依賴于任務(wù)間的通信。在C/OS-II中，是

3、使用信號量、郵箱（消息郵箱）和消息隊列這些被稱作事件的中間環(huán)節(jié)來實現(xiàn)任務(wù)之間的通信的。 宋丹丹黃宏一個簡單的信號量1/0收信方發(fā)信方共享資源事件控制塊為了把描述事件的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)統(tǒng)一起來，C/OS-II使用叫做事件控制塊ECB的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述諸如信號量、郵箱（消息郵箱）和消息隊列這些事件。事件控制塊中包含包括等待任務(wù)表在內(nèi)的所有有關(guān)事件的數(shù)據(jù) typedef struct INT8U OSEventType;/事件的類型事件的類型 INT16U OSEventCnt;/信號量計數(shù)器信號量計數(shù)器 void *OSEventPtr;/消息或消息隊列的指針消息或消息隊列的指針 INT8U OSEvent

4、Grp;/等待事件的任務(wù)組等待事件的任務(wù)組 INT8U OSEventTblOS_EVENT_TBL_SIZE;/任務(wù)等待表任務(wù)等待表 OS_EVENT;把 一 個 任 務(wù) 置 于 等 待 狀 態(tài) 要 調(diào) 用OS_EventTaskWait( )函數(shù)。該函數(shù)的原型為： void OS_EventTaskWait (OS_EVENT *pevent /事件控制塊的指針)；函數(shù)OS_EventTaskWait ( )，將在任務(wù)調(diào)用函數(shù)OSPend( ) 請求一個事件時，被OSPend( )所調(diào)用。 如果一個正在等待的任務(wù)具備了可以運行的條件，那么就要使它進(jìn)入就緒狀態(tài)。這時要調(diào)用OS_EventTa

5、skRdy( )函數(shù)。該函數(shù)的作用就是把調(diào)用這個函數(shù)的任務(wù)在任務(wù)等待表中的位置清0（解除等待狀態(tài)）后，再把任務(wù)在任務(wù)就緒表中對應(yīng)的位置1，然后引發(fā)一次任務(wù)調(diào)度。 OS_EventTaskRdy( )函數(shù)的原型為： INT8U OS_EventTaskRdy (OS_EVENT *pevent, /事件控制塊的指針void *msg, /未使用INT8U msk/清除TCB狀態(tài)標(biāo)志掩碼)； 函數(shù)OS_EventTaskRdy ( )將在任務(wù)調(diào)用函數(shù)OSPost ( ) 發(fā)送一個事件時，被函數(shù)OSPost ( )所調(diào)用。 如果一個正在等待事件的任務(wù)已經(jīng)超過了等待的時間，卻仍因為沒有獲取事件等原因而

6、未具備可以運行的條件，卻又要使它進(jìn)入就緒狀態(tài)，這時要調(diào)用OS_EventTO( )函數(shù)。OS_EventTO( )函數(shù)的原型為： void OS_EventTO (OS_EVENT *pevent /事件控制塊的指針)； 函數(shù)OS_EventTO ( )將在任務(wù)調(diào)用OSPend( ) 請求一個事件時，被函數(shù)OSPend( )所調(diào)用。 空事件控制塊鏈表 在C/OS-II初始化時，系統(tǒng)會在初始化函數(shù)OSInit( )中按應(yīng)用程序使用事件的總數(shù)OS_MAX_EVENTS（在文件OS_CFG.H中定義），創(chuàng)建OS_MAX_EVENTS個空事件控制塊并借用成員OSEventPtr作為鏈接指針，把這些空事

7、件控制塊鏈接成一個單向鏈表。由于鏈表中的所有控制塊尚未與具體事件相關(guān)聯(lián)，故該鏈表叫做空事件控制塊鏈表。以后，每當(dāng)應(yīng)用程序創(chuàng)建一個事件時，系統(tǒng)就會從鏈表中取出一個空事件控制塊，并對它進(jìn)行初始化以描述該事件。而當(dāng)應(yīng)用程序刪除一個事件時，就會將該事件的控制塊歸還給空事件控制塊鏈表 信號量及其操作 在使用信號量之前，應(yīng)用程序必須調(diào)用函數(shù)OSSemCreate( )來創(chuàng)建一個信號量，OSSemCreate( )的原型為： OS_EVENT *OSSemCreate (INT16U cnt/信號量計數(shù)器初值)； 函數(shù)的返回值為已創(chuàng)建的信號量的指針。 任務(wù)通過調(diào)用函數(shù)OSSemPend( )請求信號量，函數(shù)

8、OSSemPend( )的原型如下： void OSSemPend ( OS_EVENT *pevent,/信號量的指針 INT16U timeout, /等待時限INT8U *err)；/錯誤信息 參數(shù)pevent是被請求信號量的指針。為防止任務(wù)因得不到信號量而處于長期的等待狀態(tài)，函數(shù)OSSemPend允許用參數(shù)timeout設(shè)置一個等待時間的限制，當(dāng)任務(wù)等待的時間超過timeout時可以結(jié)束等待狀態(tài)而進(jìn)入就緒狀態(tài)。如果參數(shù)timeout被設(shè)置為0，則表明任務(wù)的等待時間為無限長。任務(wù)獲得信號量，并在訪問共享資源結(jié)束以后，必須要釋放信號量，釋放信號量也叫做發(fā)送信號量，發(fā)送信號量需調(diào)用函數(shù)OSS

9、emPost ( )。OSSemPost ( )函數(shù)在對信號量的計數(shù)器操作之前，首先要檢查是否還有等待該信號量的任務(wù)。如果沒有，就把信號量計數(shù)器OSEventCnt加一；如果有，則調(diào)用調(diào)度器OS_Sched( )去運行等待任務(wù)中優(yōu)先級別最高的任務(wù)。函數(shù)OSSemPost ( )的原型為： INT8U OSSemPost (OS_EVENT *pevent /信號量的指針)； 調(diào)用函數(shù)成功后，函數(shù)返回值為OS_ON_ERR，否則會根據(jù)具體錯誤返回OS_ERR_EVENT_TYPE、OS_SEM_OVF。 應(yīng)用程序如果不需要某個信號量了，那么可以調(diào)用函數(shù)OSSemDel( )來刪除該信號量，這個函

10、數(shù)的原型為： OS_EVENT *OSSemDel (OS_EVENT *pevent, /信號量的指針I(yè)NT8U opt, /刪除條件選項INT8U *err/錯誤信息)； 互斥型信號量和任務(wù)優(yōu)先級反轉(zhuǎn)在可剝奪型內(nèi)核中，當(dāng)任務(wù)以獨占方式使用共享資源時，會出現(xiàn)低優(yōu)先級任務(wù)先于高優(yōu)先級任務(wù)而被運行的現(xiàn)象，這種現(xiàn)象叫做任務(wù)優(yōu)先級反轉(zhuǎn)。在一般情況下是不允許出現(xiàn)這種任務(wù)優(yōu)先級反轉(zhuǎn)現(xiàn)象的，下面就對優(yōu)先級的反轉(zhuǎn)現(xiàn)象做一個詳細(xì)的分析，以期找出原因及解決方法。 圖4-15描述了A、B、C三個任務(wù)的運行情況。其中，任務(wù)A的優(yōu)先級別高于任務(wù)B，任務(wù)B的優(yōu)先級別高于任務(wù)C。任務(wù)A和任務(wù)C都要使用同一個共享資源S，而

11、用于保護(hù)該資源的信號量在同一時間只能允許一個任務(wù)以獨占的方式對該資源進(jìn)行訪問，即這個信號量是一個互斥型信號量。 通過例子可以發(fā)現(xiàn)，使用信號量的任務(wù)是否能夠運行是受任務(wù)的優(yōu)先級別和是否占用信號量兩個條件約束的，而信號量的約束高于優(yōu)先級別的約束。于是當(dāng)出現(xiàn)低優(yōu)先級別的任務(wù)與高優(yōu)先級別的任務(wù)使用同一個信號量，而系統(tǒng)中還存有別的中等優(yōu)先級別的任務(wù)時，如果低優(yōu)先級別的任務(wù)先獲得了信號量，就會使高級別的任務(wù)處于等待狀態(tài)，而那些不使用該信號量的中等級別的任務(wù)卻可以剝奪低優(yōu)先級別的任務(wù)的CPU使用權(quán)而先于高優(yōu)先級別的任務(wù)而運行了。 解決問題的辦法之一，是使獲得信號量任務(wù)的優(yōu)先級別在使用共享資源期間暫時提升到所

12、有任務(wù)最高優(yōu)先級的高一個級別上，以使該任務(wù)不被其他的任務(wù)所打斷，從而能盡快地使用完共享資源并釋放信號量，然后在釋放了信號量之后再恢復(fù)該任務(wù)原來的優(yōu)先級別。 互斥型信號量 在描述互斥型信號量的事件控制塊中，除了成員OSEventType要賦以常數(shù)OS_EVENT_TYPE_MUTEX以表明這是一個互斥型信號量和仍然沒有使用成員OSEventPtr之外，成員OSEventCnt被分成了低位和高位兩部分：低位用來存放信號值（該值為0 xFF時，信號為有效，否則信號為無效），高位用來存放為了避免出現(xiàn)優(yōu)先級反轉(zhuǎn)現(xiàn)象而要提升的優(yōu)先級別prio。 創(chuàng)建互斥型信號量需要調(diào)用函數(shù)OSMutexCreate( )

13、。函數(shù)OSMutexCreate( )的原型如下： OS_EVENT *OSMutexCreate (INT8U prio,/優(yōu)先級別INT8U *err/錯誤信息)； 函數(shù)OSMutexCreate( )從空事件控制塊鏈表獲取一個事件控制塊，把成員OSEventType賦以常數(shù)OS_EVENT_TYPE_MUTEX以表明這是一個互斥型信號量，然后再把成員OSEventCnt的高8位賦以prio（欲提升的優(yōu)先級別），低8位賦以常數(shù)OS_MUTEX_AVAILABLE（該常數(shù)值為0 xFFFF）的低8位（0 xFF）以表明信號量尚未被任何任務(wù)所占用，處于有效狀態(tài)。 當(dāng)任務(wù)需要訪問一個獨占式共享資

14、源時，就要調(diào)用函數(shù)OSMutexPend( )來請求管理這個資源的互斥型信號量，如果信號量有信號（OSEventCnt的低8位為0 xFF），則意味著目前尚無任務(wù)占用資源，于是任務(wù)可以繼續(xù)運行并對該資源進(jìn)行訪問，否則就進(jìn)入等待狀態(tài)，直至占用這個資源的其他任務(wù)釋放了該信號量。 函數(shù)OSMutexPend( )的原型為： void OSMutexPend (OS_EVENT *pevent, /互斥型信號量指針I(yè)NT16U timeout, /等待時限INT8U *err/錯誤信息)； 任務(wù)可以通過調(diào)用函數(shù)OSMutexPost( )發(fā)送一個互斥型信號量，這個函數(shù)的原型為： INT8U OSMut

15、exPost (OS_EVENT *pevent /互斥型信號量指針)； 消息郵箱及其操作如果把數(shù)據(jù)緩沖區(qū)的指針賦給一個事件控制塊的成員OSEventPrt，同時使事件控制塊的成員OSEventType為常數(shù)OS_EVENT_TYPE_MBOX，則該事件控制塊就叫做消息郵箱，消息郵箱是在兩個需要通信的任務(wù)之間通過傳遞數(shù)據(jù)緩沖區(qū)指針的方法來通信的。 創(chuàng)建郵箱需要調(diào)用函數(shù)OSMboxCreate ( )，這個函數(shù)的原型為： OS_EVENT *OSMboxCreate (void *msg/消息指針)； 函數(shù)中的參數(shù)msg為消息的指針，函數(shù)的返回值為消息郵箱的指針。調(diào)用函數(shù)OSMboxCreate

16、 ( )需先定義msg的初始值。在一般的情況下，這個初始值為NULL；但也可以事先定義一個郵箱，然后把這個郵箱的指針作為參數(shù)傳遞到函數(shù)OSMboxCreate ( )中，使之一開始就指向一個郵箱。 任務(wù)可以通過調(diào)用函數(shù)OSMboxPost ( )向消息郵箱發(fā)送消息，這個函數(shù)的原型為： INT8U OSMboxPost (OS_EVENT *pevent, /消息郵箱指針void *msg/消息指針)；當(dāng)一個任務(wù)請求郵箱時需要調(diào)用函數(shù)OSMboxPend( )，這個函數(shù)的主要作用就是查看郵箱指針OSEventPtr是否為NULL，如果不是NULL就把郵箱中的消息指針返回給調(diào)用函數(shù)的任務(wù)，同時用O

17、S_NO_ERR通過函數(shù)的參數(shù)err通知任務(wù)獲取消息成功；如果郵箱指針OSEventPtr是NULL，則使任務(wù)進(jìn)入等待狀態(tài)，并引發(fā)一次任務(wù)調(diào)度。函數(shù)OSMboxPend( )的原型為： void *OSMboxPend (OS_EVENT *pevent, /請求消息郵箱指針I(yè)NT16U timeout, /等待時限INT8U *err/錯誤信息)； 消息隊列及其操作使用消息隊列可以在任務(wù)之間傳遞多條消息。消息隊列由三個部分組成：事件控制塊、消息隊列和消息。當(dāng)把事件控制塊成員OSEventType的值置為OS_EVENT_TYPE_Q時，該事件控制塊描述的就是一個消息隊列。消息隊列的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如

18、圖4-21所示。從圖中可以看到，消息隊列相當(dāng)于一個共用一個任務(wù)等待列表的消息郵箱數(shù)組，事件控制塊成員OSEventPtr指向了一個叫做隊列控制塊（OS_Q）的結(jié)構(gòu)，該結(jié)構(gòu)管理了一個數(shù)組MsgTbl ，該數(shù)組中的元素都是一些指向消息的指針。 其中，可以移動的指針為OSQIn和OSQOut，而指針OSQStart和OSQEnd只是一個標(biāo)志（常指針）。當(dāng)可移動的指針OSQIn或OSQOut移動到數(shù)組末尾，也就是與OSQEnd相等時，可移動的指針將會被調(diào)整到數(shù)組的起始位置OSQStart。也就是說，從效果上來看，指針OSQEnd與OSQStart等值。于是，這個由消息指針構(gòu)成的數(shù)組就頭尾銜接起來形成了

19、一個如圖所示的循環(huán)的隊列。 為了對圖所示的消息指針數(shù)組進(jìn)行有效的管理，C/OS-II把消息指針數(shù)組的基本參數(shù)都記錄在一個叫做隊列控制塊的結(jié)構(gòu)中，隊列控制塊的結(jié)構(gòu)如下： typedef struct os_q struct os_q *OSQPtr; void *OSQStart; void *OSQEnd; void *OSQIn; void *OSQOut; INT16U OSQSize; INT16U OSQEntries; OS_Q;在C/OS-II初始化時，系統(tǒng)將按文件OS_CFG.H中的配置常數(shù)OS_MAX_QS定義OS_MAX_QS個隊列控制塊，并用隊列控制塊中的指針OSQPtr將

20、所有隊列控制塊鏈接為鏈表。由于這時還沒有使用它們，故這個鏈表叫做空隊列控制塊鏈表 創(chuàng)建一個消息隊列首先需要定義一指針數(shù)組，然后把各個消息數(shù)據(jù)緩沖區(qū)的首地址存入這個數(shù)組中，然后再調(diào)用函數(shù)OSQCreate( )來創(chuàng)建消息隊列。創(chuàng)建消息隊列函數(shù)OSQCreate( )的原型為： OS_EVENT OSQCreate(void*start,/指針數(shù)組的地址INT16U size/數(shù)組長度); 請求消息隊列的目的是為了從消息隊列中獲取消息。任務(wù)請求消息隊列需要調(diào)用函數(shù)OSQPend( )，該函數(shù)的原型為： void*OSQPend(OS_EVENT*pevent, /所請求的消息隊列的指針I(yè)NT16U

21、 timeout,/等待時限INT8U*err/錯誤信息);任務(wù)需要通過調(diào)用函數(shù)OSQPost( )或OSQPostFront( )來向消息隊列發(fā)送消息。函數(shù)OSQPost( )以FIFO（先進(jìn)先出）的方式組織消息隊列，函數(shù)OSQPostFront( )以LIFO（后進(jìn)先出）的方式組織消息隊列。這兩個函數(shù)的原型分別為： INT8U OSQPost(OS_EVENT*pevent, /消息隊列的指針void*msg/消息指針); 和 INT8U OSQPost(OS_EVENT*pevent, /消息隊列的指針void*msg/消息指針); 函數(shù)中的參數(shù)msg為待發(fā)消息的指針。 信號量集在實際應(yīng)

22、用中，任務(wù)常常需要與多個事件同步，即要根據(jù)多個信號量組合作用的結(jié)果來決定任務(wù)的運行方式。C/OS-II為了實現(xiàn)多個信號量組合的功能定義了一種特殊的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)信號量集。信號量集所能管理的信號量都是一些二值信號，所有信號量集實質(zhì)上是一種可以對多個輸入的邏輯信號進(jìn)行基本邏輯運算的組合邏輯，其示意圖如圖5-1所示 信號量集的標(biāo)志組不同于信號量、消息郵箱、消息隊列等事件，C/OS-II不使用事件控制塊來描述信號量集，而使用了一個叫做標(biāo)志組的結(jié)構(gòu)OS_FLAG_GRP。OS_FLAG_GRP結(jié)構(gòu)如下： typedef structINT8U OSFlagType; /識別是否為信號量集的標(biāo)志void*OSF

23、lagWaitList;/指向等待任務(wù)鏈表的指針OS_FLAGSOSFlagFlags; /所有信號列表OS_FLAG_GRP;成員OSFlagWaitList是一個指針，當(dāng)一個信號量集被創(chuàng)建后，這個指針指向了這個信號量集的等待任務(wù)鏈表。 等待任務(wù)鏈表 與其他前面介紹過的事件不同，信號量集用一個雙向鏈表來組織等待任務(wù)，每一個等待任務(wù)都是該鏈表中的一個節(jié)點（Node）。標(biāo)志組OS_FLAG_GRP的成員OSFlagWaitList就指向了信號量集的這個等待任務(wù)鏈表。等待任務(wù)鏈表節(jié)點OS_FLAG_NODE的結(jié)構(gòu)如下： typedef struct void *OSFlagNodeNext; /指

24、向下一個節(jié)點的指針 void *OSFlagNodePrev; /指向前一個節(jié)點的指針 void *OSFlagNodeTCB; /指向?qū)?yīng)任務(wù)控制塊的指針 void *OSFlagNodeFlagGrp; /反向指向信號量集的指針 OS_FLAGS OSFlagNodeFlags; /信號過濾器 INT8U OSFlagNodeWaitType;/定義邏輯運算關(guān)系的數(shù)據(jù) OS_FLAG_NODE;給等待任務(wù)鏈表添加節(jié)點的函數(shù)為OS_FlagBlock( )，這個函數(shù)的原型為： static void OS_FlagBlock (OS_FLAG_GRP *pgrp, /信號量集指針OS_FLA

25、G_NODE *pnode, /待添加的等待任務(wù)節(jié)點指針OS_FLAGS flags, /指定等待信號的數(shù)據(jù)INT8U wait_type, /信號與等待任務(wù)之間的邏輯INT16U timeout/等待時限)； 這個函數(shù)將在請求信號量集函數(shù)OSFlagPend ( )中被調(diào)用。 從 等 待 任 務(wù) 鏈 表 中 刪 除 一 個 節(jié) 點 的 函 數(shù) 為OS_FlagUnlink( )，這個函數(shù)的原型為： void OS_FlagUnlink (OS_FLAG_NODE *pnode)； 這個函數(shù)將在發(fā)送信號量集函數(shù)OSFlagPost( )中被調(diào)用。 信號量集的操作任務(wù)可以通過調(diào)用函數(shù)OSFlag

26、Create ( )來創(chuàng)建一個信號量集。OSFlagCreate ( )的函數(shù)原型為： OS_FLAG_GRP *OSFlagCreate (OS_FLAGS flags,/信號的初始值INT8U *err/錯誤信息)； 任務(wù)可以通過調(diào)用函數(shù)OSFlagPend( )請求一個信號量集，OSFlagPend( )函數(shù)的原型為： OS_FLAGS OSFlagPend (OS_FLAG_GRP *pgrp, /所請求的信號量集指針OS_FLAGS flags, /濾波器INT8U wait_type, /邏輯運算類型INT16U timeout, /等待時限INT8U *err/錯誤信息)； 任務(wù)

27、可以通過調(diào)用函數(shù)OSFlagPost ( )向信號量集發(fā)信號，OSFlagPost ( )函數(shù)的原型為： OS_FLAGS OSFlagPost (OS_FLAG_GRP *pgrp, /信號量集指針OS_FLAGS flags, /選擇所要發(fā)送的信號INT8U opt, /信號有效的選項INT8U *err/錯誤信息)； 所謂任務(wù)向信號量集發(fā)信號，就是對信號量集標(biāo)志組中的信號進(jìn)行置“1”（置位）或置“0”（復(fù)位）的操作。至于對信號量集中的哪些信號進(jìn)行操作，用函數(shù)中的參數(shù)flags來指定；對指定的信號是置“1”還是置“0”，用函數(shù)中的參數(shù)opt來指定（opt = OS_FLAG_SET為置“1

28、”操作；opt = OS_FLAG_CLR為置“0”操作）。 第6章 內(nèi)存的動態(tài)分配應(yīng)用程序在運行中為了某種特殊需要，經(jīng)常需要臨時獲得一些內(nèi)存空間，因此作為一個比較完善的操作系統(tǒng)必須具有動態(tài)分配內(nèi)存的能力。能否合理、有效地對內(nèi)存儲器進(jìn)行分配和管理，是衡量一個操作系統(tǒng)品質(zhì)的指標(biāo)之一。特別地對于實時操作系統(tǒng)來說，還應(yīng)該保證系統(tǒng)在動態(tài)分配內(nèi)存時，它的執(zhí)行時間必須是可確定的。C/OS-II改進(jìn)了ANSI C用來動態(tài)分配和釋放內(nèi)存的malloc( )和free( )函數(shù)，使它們可以對大小固定的內(nèi)存塊進(jìn)行操作，從而使 malloc( )和free( )函數(shù)的執(zhí)行時間成為可確定的，滿足了實時操作系統(tǒng)的要求。

29、 內(nèi)存控制塊C/OS-II對內(nèi)存進(jìn)行兩級管理，即把一個大片連續(xù)的內(nèi)存空間分成了若干個分區(qū)，每個分區(qū)又分成了若干個大小相等的內(nèi)存塊來進(jìn)行管理。操作系統(tǒng)以分區(qū)為單位來管理動態(tài)內(nèi)存，而任務(wù)以內(nèi)存塊為單位來獲得和釋放動態(tài)內(nèi)存。內(nèi)存分區(qū)及內(nèi)存塊的使用情況則由表內(nèi)存控制塊來記錄。本節(jié)首先介紹內(nèi)存分區(qū)和分區(qū)中的內(nèi)存塊，然后再介紹內(nèi)存控制塊。 可動態(tài)分配內(nèi)存的劃分 應(yīng)用程序如果要使用動態(tài)內(nèi)存的話，則要首先在內(nèi)存中劃分出可以進(jìn)行動態(tài)分配的區(qū)域，這個劃分出來區(qū)域叫做內(nèi)存分區(qū)，每個分區(qū)要包含若干個內(nèi)存塊。C/OS-II要求同一個分區(qū)中的內(nèi)存塊的字節(jié)數(shù)必須相等，而且每個分區(qū)與該分區(qū)的內(nèi)存塊的數(shù)據(jù)類型必須相同。在內(nèi)存中

30、劃分一個內(nèi)存分區(qū)與內(nèi)存塊的方法非常簡單，只要定義一個二維數(shù)組就可以了，其中的每個一維數(shù)組就是一個內(nèi)存塊。例如，定義一個用來存儲INT16U類型數(shù)據(jù)，有10個內(nèi)存塊，每個內(nèi)存塊長度為10的內(nèi)存分區(qū)的代碼如下： INT16U IntMemBuf1010; 需要注意的是，上面這個定義只是在內(nèi)存中劃分出了分區(qū)及內(nèi)存塊的區(qū)域，還不是一個真正的可以動態(tài)分配的內(nèi)存區(qū)，如圖6-1(a)所示。只有當(dāng)把內(nèi)存控制塊與分區(qū)關(guān)聯(lián)起來之后，系統(tǒng)才能對其進(jìn)行相應(yīng)的管理和控制，它才能是一個真正的動態(tài)內(nèi)存區(qū) 為了使系統(tǒng)能夠感知和有效地管理內(nèi)存分區(qū)，C/OS-II給每個內(nèi)存分區(qū)定義了一個叫做內(nèi)存控制塊（OS_MEM）的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。系統(tǒng)就用這個內(nèi)存控制塊來記錄和跟蹤每一個內(nèi)存分區(qū)的狀態(tài)。內(nèi)存控制塊的結(jié)構(gòu)如下： typedef struct void *OSMemAddr;/內(nèi)存分區(qū)的指針 void *OSMemF