嵌入式系統(tǒng)學(xué)習(xí)課件C5

12中斷和時間管理任務(wù)之間的通信與同步第一頁第二頁，共95頁。中斷處理中斷：由于某種事件的發(fā)生而導(dǎo)致程序流程的改變。產(chǎn)生中斷的事件稱為中斷源。CPU響應(yīng)中斷的條件：至少有一個中斷源向CPU發(fā)出中斷信號；系統(tǒng)允許中斷，且對此中斷信號未予屏蔽。第二頁第三頁，共95頁。中斷的分類

分類方式硬件中斷是否可以被屏蔽：可屏蔽中斷和不可屏蔽中斷

中斷源：硬件中斷和軟件中斷

中斷信號的產(chǎn)生：邊緣觸發(fā)中斷和電平觸發(fā)中斷

中斷服務(wù)程序的調(diào)用方式：向量中斷、直接中斷和間接中斷

第三頁第四頁，共95頁。可屏蔽中斷和不可屏蔽中斷由于中斷的發(fā)生是異步的，程序的正常執(zhí)行流程隨時有可能被中斷服務(wù)程序打斷。如果程序正在進行某些重要運算，中斷服務(wù)程序的插入將有可能改變某些寄存器的數(shù)據(jù)，造成程序的運行發(fā)生錯誤?？善帘沃袛啵耗軌虮黄帘蔚舻闹袛?。外部設(shè)備的中斷請求信號一般需要先通過CPU外部的中斷控制器，再與CPU相應(yīng)的引腳相連。可編程中斷控制器可以通過軟件進行控制，以禁止或是允許中斷。不可屏蔽中斷：在任何時候都不可屏蔽的。一個比較典型的例子是掉電中斷，當發(fā)生掉電時，無論程序正在進行什么樣的運算，它都肯定無法正常運行下去。這種情況下，急需進行的是一些掉電保護的操作。對這類中斷，應(yīng)隨時進行響應(yīng)。第四頁第五頁，共95頁。硬件中斷和軟件中斷硬件中斷：由于CPU外部的設(shè)備所產(chǎn)生的中斷。異步事件：可能在程序執(zhí)行的任何位置發(fā)生，發(fā)生中斷的時間通常是不確定的。軟件中斷：同步中斷或是自陷，通過處理器的軟件指令來實現(xiàn)。產(chǎn)生中斷的時機是預(yù)知的，可根據(jù)需要在程序中進行設(shè)定。軟件中斷的處理程序以同步的方式進行執(zhí)行。其處理方式同硬件中斷處理程序類似。第五頁第六頁，共95頁。硬件中斷和軟件中斷軟件中斷是一種非常重要的機制：系統(tǒng)可通過該機制在用戶模式執(zhí)行特權(quán)模式下的操作。是軟件調(diào)試的一個重要手段，如Intel80x86中的INT3，使指令進行單步執(zhí)行，調(diào)試器可以用它來形成觀察點，并查看隨程序執(zhí)行而動態(tài)變化的事件情況。第六頁第七頁，共95頁。邊緣觸發(fā)中斷和電平觸發(fā)中斷邊緣觸發(fā)中斷：中斷線從低變到高或是從高變到低時，中斷信號就被發(fā)送出去，并只有在下一次的從低變到高或是從高變到低時才會再度觸發(fā)中斷。事件發(fā)生的時間非常短，有可能出現(xiàn)中斷控制器丟失中斷的情況。如果多個設(shè)備連接到同一個中斷線，即使只有一個設(shè)備產(chǎn)生了中斷信號，也必須調(diào)用中斷線對應(yīng)的所有中斷服務(wù)程序來進行匹配，否則會出現(xiàn)中斷的軟件丟失情況。第七頁第八頁，共95頁。邊緣觸發(fā)中斷和電平觸發(fā)中斷電平觸發(fā)中斷：在硬件中斷線的電平發(fā)生變化時產(chǎn)生中斷信號，并且中斷信號的有效性將持續(xù)保持下去，直到中斷信號被清除。能夠降低中斷信號傳送丟失的情況能通過更有效的方式來服務(wù)中斷，每個為該中斷服務(wù)后的ISR都要向外圍設(shè)備進行確認，然后取消該設(shè)備對中斷線的操作。當中斷線的最后一個設(shè)備得到中斷服務(wù)后，中斷線的電平就會發(fā)生變化，不用對連接到同一個硬件中斷線的所有中斷服務(wù)程序進行嘗試。第八頁第九頁，共95頁。向量中斷、直接中斷和間接中斷向量中斷：通過中斷向量來調(diào)用中斷服務(wù)程序。直接中斷：中斷對應(yīng)的中斷服務(wù)程序的入口地址是一個固定值，當中斷發(fā)生的時候，程序執(zhí)行流程將直接跳轉(zhuǎn)到中斷服務(wù)程序的入口地址，執(zhí)行中斷服務(wù)程序。間接中斷：中斷服務(wù)程序的入口地址由寄存器提供。第九頁第十頁，共95頁。向量中斷中斷硬件設(shè)備的硬件中斷線（也稱為中斷請求IRQ）被中斷控制器匯集成中斷向量（interruptvector）；每個中斷向量對應(yīng)一個中斷服務(wù)程序（interruptserviceroutine，ISR），用來存放中斷服務(wù)程序的入口地址或是中斷服務(wù)程序的第一條指令。系統(tǒng)中通常包含多個中斷向量，存放這些中斷向量對應(yīng)中斷服務(wù)程序入口地址的內(nèi)存區(qū)域被稱為中斷向量表。第十頁第十一頁，共95頁。向量中斷在Intel80x86處理器中，中斷向量表包含256個入口，每個中斷向量需要四個字節(jié)（存放中斷服務(wù)程序的首址）。ARM的中斷向量表開始于內(nèi)存地址0x00000000或是0xFFFF0000處。第十一頁第十二頁，共95頁。5.1.2中斷服務(wù)程序ISR中斷一旦被識別，CPU會保存部分（或全部）運行上下文（context，即寄存器的值），然后跳轉(zhuǎn)到專門的子程序去處理此次事件，稱為中斷服務(wù)子程序(ISR)。μC/OS-Ⅱ中，中斷服務(wù)子程序要用匯編語言來編寫，然而，如果用戶使用的C語言編譯器支持在線匯編語言的話（混編），用戶可以直接將中斷服務(wù)子程序代碼放在C語言的程序文件中。第十二頁第十三頁，共95頁。(1)保存全部CPU寄存器的值;(2)調(diào)用OSIntEnter()，或直接把全局變量OSIntNesting（中斷嵌套層次）加1；(3)執(zhí)行用戶代碼做中斷服務(wù);(4)調(diào)用OSIntExit()；(5)恢復(fù)所有CPU寄存器；(6)執(zhí)行中斷返回指令。用戶ISR的框架（服務(wù)過程）第十三頁第十四頁，共95頁。5.1.3相關(guān)函數(shù)介紹OSIntEnter()/*在調(diào)用本函數(shù)之前必須先將中斷關(guān)閉*/voidOSIntEnter(void){if(OSRunning==TRUE){if(OSIntNesting<255){OSIntNesting++;}}}第十四頁第十五頁，共95頁。OSIntExit的意義第十五頁第十六頁，共95頁。OSIntExit()voidOSIntExit(void){OS_ENTER_CRITICAL();//關(guān)中斷if((--OSIntNesting|OSLockNesting)==0)//判斷嵌套是否為零{//把高優(yōu)先級任務(wù)裝入OSIntExitY=OSUnMapTbl[OSRdyGrp];OSPrioHighRdy=(INT8U)((OSIntExitY<<3)+OSUnMapTbl[OSRdyTbl[OSIntExitY]]);if(OSPrioHighRdy!=OSPrioCur){OSTCBHighRdy=

OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];OSCtxSwCtr++;

OSIntCtxSw();}}OS_EXIT_CRITICAL();//開中斷返回}第十六頁第十七頁，共95頁。OSIntCtxSw()在任務(wù)切換時，為什么使用OSIntCtxSw()而不是調(diào)度函數(shù)中的OS_TASK_SW()？原因有二點一半的任務(wù)切換工作，即CPU寄存器入棧，已經(jīng)在前面做完了；需要保證所有被掛起任務(wù)的棧結(jié)構(gòu)是一樣的。第十七頁第十八頁，共95頁。OSIntExit的關(guān)鍵——OSIntCtxSw實現(xiàn)中斷級的任務(wù)切換ARM在棧指針調(diào)整過程中的優(yōu)勢第十八頁第十九頁，共95頁。為了實現(xiàn)資源共享，一個操作系統(tǒng)必須提供臨界區(qū)操作的功能；μC/OS采用關(guān)閉/打開中斷的方式來處理臨界區(qū)代碼，從而避免競爭條件，實現(xiàn)任務(wù)間的互斥；

μC/OS定義兩個宏(macros)來開關(guān)中斷，即：OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL()；這兩個宏的定義取決于所用的微處理器，每種微處理器都有自己的OS_CPU.H文件。

第十九頁第二十頁，共95頁。...

OS_ENTER_CRITICAL();任務(wù)1的臨界區(qū)代碼；OS_EXIT_CRITICAL();...任務(wù)1任務(wù)2...

OS_ENTER_CRITICAL();任務(wù)2的臨界區(qū)代碼；OS_EXIT_CRITICAL();...臨界資源第二十頁第二十一頁，共95頁。當處理臨界段代碼時，需要關(guān)中斷，處理完畢后，再開中斷；關(guān)中斷時間是實時內(nèi)核最重要的指標之一；在實際應(yīng)用中，關(guān)中斷的時間很大程度中取決于微處理器的結(jié)構(gòu)和編譯器生成的代碼質(zhì)量；C/OS-II定義兩個宏開關(guān)中斷:OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL();C/OS-II中開關(guān)中斷的方法第二十一頁第二十二頁，共95頁。OS_CRITICAL_METHOD==1用處理器指令關(guān)中斷，執(zhí)行OS_ENTER_CRITICAL()，開中斷執(zhí)行OS_EXIT_CRITICAL()；OS_CRITICAL_METHOD==2實現(xiàn)OS_ENTER_CRITICAL()時，先在堆棧中保存中斷的開/關(guān)狀態(tài)，然后再關(guān)中斷；實現(xiàn)OS_EXIT_CRITICAL()時，從堆棧中彈出原來中斷的開/關(guān)狀態(tài)；OS_CRITICAL_METHOD==3把當前處理器的狀態(tài)字保存在局部變量中（如OS_CPU_SR，關(guān)中斷時保存，開中斷時恢復(fù)C/OS-II中采用了3種開關(guān)中斷的方法第二十二頁第二十三頁，共95頁。Intel80x86實模式下中斷的打開與關(guān)閉；方法1#defineOS_ENTER_CRITICAL()asmCLI#defineOS_EXIT_CRITICAL()asmSTI方法2#defineOS_ENTER_CRITICAL()asm{PUSHF;CLI}#defineOS_EXIT_CRITICAL()asmPOPF第二十三頁第二十四頁，共95頁。時間管理時間管理一般具有以下功能：維持日歷時間；任務(wù)有限等待的計時；軟定時器的定時管理；維持系統(tǒng)時間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度。

第二十四頁第二十五頁，共95頁。硬件時鐘設(shè)備

大多數(shù)嵌入式系統(tǒng)有兩種時鐘源：實時時鐘（realtimeclock，RTC）定時器/計數(shù)器實時時鐘：一般靠電池供電，即使系統(tǒng)斷電，也可以維持日期和時間。實時時鐘獨立于操作系統(tǒng)，所以也被稱為硬件時鐘，為整個系統(tǒng)提供一個計時標準。定時器/計數(shù)器：實時內(nèi)核需要一個定時器作為系統(tǒng)時鐘（或稱OS時鐘），并由實時內(nèi)核控制系統(tǒng)時鐘工作。一般情況下，系統(tǒng)時鐘的最小刻度是由應(yīng)用和操作系統(tǒng)的特點決定的。第二十五頁第二十六頁，共95頁。硬件時鐘設(shè)備在不同的操作系統(tǒng)中，實時時鐘和系統(tǒng)時鐘之間的關(guān)系是不同的。實時時鐘和系統(tǒng)時鐘之間的關(guān)系通常也被稱作操作系統(tǒng)的時鐘運作機制。一般來說，實時時鐘是系統(tǒng)時鐘的時間基準，實時內(nèi)核通過讀取實時時鐘來初始化系統(tǒng)時鐘，此后二者保持同步運行，共同維系系統(tǒng)時間。系統(tǒng)時鐘并不是本質(zhì)意義上的時鐘，只有當系統(tǒng)運行起來以后才有效，并且由實時內(nèi)核完全控制。第二十六頁第二十七頁，共95頁。時鐘節(jié)拍時鐘節(jié)拍是一種特殊的中斷，相當于操作系統(tǒng)的心臟起搏器；μC/OS需要用戶提供周期性信號源，用于實現(xiàn)時間延時和確認超時。節(jié)拍率應(yīng)在10到100Hz之間，時鐘節(jié)拍率越高，系統(tǒng)的額外負荷就越重；時鐘節(jié)拍的實際頻率取決于用戶應(yīng)用程序的精度。時鐘節(jié)拍源可以是專門的硬件定時器，或是來自50/60Hz交流電源的信號。第二十七頁第二十八頁，共95頁。時間管理與時間管理相關(guān)的系統(tǒng)服務(wù):OSTimeDLY()OSTimeDLYHMSM()OSTimeDlyResmue()OStimeGet()OSTimeSet()第二十八頁第二十九頁，共95頁。OSTimeDLY()OSTimeDLY()：任務(wù)延時函數(shù)，申請該服務(wù)的任務(wù)可以延時一段時間；調(diào)用OSTimeDLY后，任務(wù)進入等待狀態(tài)；使用方法voidOSTimeDly(INT16Uticks);ticks表示需要延時的時間長度，用時鐘節(jié)拍的個數(shù)來表示。第二十九頁第三十頁，共95頁。OSTimeDLY()voidOSTimeDly(INT16Uticks){if(ticks>0){OS_ENTER_CRITICAL();if((OSRdyTbl[OSTCBCur->OSTCBY]&=~OSTCBCur->OSTCBBitX)==0){OSRdyGrp&=~OSTCBCur->OSTCBBitY;}OSTCBCur->OSTCBDly=ticks;OS_EXIT_CRITICAL();OSSched();}}第三十頁第三十一頁，共95頁。OSTimeDLY(1)的問題第三十一頁第三十二頁，共95頁。OSTimeDlyHMSM()OSTimeDlyHMSM()：OSTimeDly()的另一個版本，即按時分秒延時函數(shù)；使用方法INT8UOSTimeDlyHMSM(

INT8Uhours,//小時

INT8Uminutes,//分鐘

INT8Useconds,//秒

INT16Umilli//毫秒

);第三十二頁第三十三頁，共95頁。OSTimeDlyResume()OSTimeDlyResume()：讓處在延時期的任務(wù)提前結(jié)束延時，進入就緒狀態(tài)；使用方法INT8UOSTimeDlyResume(INT8U

prio);prio表示需要提前結(jié)束延時的任務(wù)的優(yōu)先級/任務(wù)ID。第三十三頁第三十四頁，共95頁。系統(tǒng)時間每隔一個時鐘節(jié)拍，發(fā)生一個時鐘中斷，將一個32位的計數(shù)器OSTime加1；該計數(shù)器在用戶調(diào)用OSStart()初始化多任務(wù)和4,294,967,295個節(jié)拍執(zhí)行完一遍的時候從0開始計數(shù)。若時鐘節(jié)拍的頻率等于100Hz，該計數(shù)器每隔497天就重新開始計數(shù)；OSTimeGet()：獲得該計數(shù)器的當前值；INT32UOSTimeGet(void);OSTimeSet()：設(shè)置該計數(shù)器的值。voidOSTimeSet(INT32Uticks);第三十四頁第三十五頁，共95頁。watchdog軟件定時器可用于實現(xiàn)“看門狗”在應(yīng)用的某個地方進行軟件定時器的停止計時操作，確保定時器在系統(tǒng)正常運行的情況下不會到期，即不會觸發(fā)定時器服務(wù)例程；如果某個時候系統(tǒng)進入了定時器服務(wù)例程，就表示使用停止計時操作的地方?jīng)]有執(zhí)行到，系統(tǒng)出現(xiàn)了錯誤。第三十五頁第三十六頁，共95頁。何時啟動系統(tǒng)定時器如果在OSStart之前啟動定時器，則系統(tǒng)可能無法正確執(zhí)行完OSStartHighRdyOSStart函數(shù)直接調(diào)用OSStartHighRdy去執(zhí)行最高優(yōu)先級的任務(wù)，OSStart不返回。系統(tǒng)定時器應(yīng)該在系統(tǒng)的最高優(yōu)先級任務(wù)中啟動使用OSRunning變量來控制操作系統(tǒng)的運行在我們的移植版本中，使用了uCOS-II中的保留任務(wù)1作為系統(tǒng)任務(wù)。負責啟動定時器第三十六頁第三十七頁，共95頁。時鐘節(jié)拍的啟動用戶必須在多任務(wù)系統(tǒng)啟動以后再開啟時鐘節(jié)拍器，也就是在調(diào)用OSStart()之后；在調(diào)用OSStart()之后做的第一件事是初始化定時器中斷。voidmain(void){...OSInit();/*初始化uC/OS-II*//*應(yīng)用程序初始化代碼...*//*調(diào)用OSTaskCreate()創(chuàng)建至少一個任務(wù)*/

允許時鐘節(jié)拍中斷;/*錯誤！可能crash!*/OSStart();/*開始多任務(wù)調(diào)度*/}第三十七頁第三十八頁，共95頁。12中斷和時間管理任務(wù)之間的通信與同步第三十八頁第三十九頁，共95頁。概述多任務(wù)系統(tǒng)中任務(wù)之間的關(guān)系相互獨立僅競爭CPU資源競爭除CPU外的其他資源（互斥）同步協(xié)調(diào)彼此運行的步調(diào)通信彼此間傳遞數(shù)據(jù)或信息，以協(xié)同完成某項工作第三十九頁第四十頁，共95頁。任務(wù)能以以下方式與中斷處理程序或其他任務(wù)進行同步或通信：單向同步或通信：一個任務(wù)與另一個任務(wù)或一個ISR同步或通信。雙向同步或通信：兩個任務(wù)相互同步或通信。雙向同步不能在任務(wù)與ISR之間進行，因為ISR不能等待。第四十頁第四十一頁，共95頁。TaskxTaskyPOSTPENDISRxTaskyPOSTPENDTaskxTaskyPOSTPENDPOSTPEND任務(wù)與任務(wù)之間的同步（單向）任務(wù)與ISR之間的同步（單向）任務(wù)與任務(wù)之間的同步（雙向）第四十一頁第四十二頁，共95頁。任務(wù)間通信與同步任務(wù)間通信的管理：事件控制塊ECB；同步與互斥臨界區(qū)（CriticalSections）；信號量（Semaphores）；任務(wù)間通信郵箱（MessageMailboxes）；消息隊列（MessageQueues）。第四十二頁第四十三頁，共95頁。事件控制塊ECBECB數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)typedefstruct{void*OSEventPtr;/*指向消息或消息隊列的指針*/INT8UOSEventTbl[OS_EVENT_TBL_SIZE];//等待任務(wù)列表INT16UOSEventCnt;/*計數(shù)器（當事件是信號量時）*/INT8UOSEventType;/*事件類型：信號量、郵箱等*/INT8UOSEventGrp;/*等待任務(wù)組*/}OS_EVENT;

與TCB類似的結(jié)構(gòu)，使用兩個鏈表，空閑鏈表與使用鏈表所有的通信信號都被看成是事件(event),C/OS-II通過事件控制塊(ECB)來管理每一個具體事件。第四十三頁第四十四頁，共95頁。事件控制塊ECB數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)2017654310891514131211181617232221201926242531302928273432333938373635424041474645444350484955545352515856576362616059·OSRdyTbl[8]·OSEventGrp·OSEventPtr·OSEventCnt·OSEventTypepreventOS_Event第四十四頁第四十五頁，共95頁。等待任務(wù)列表每個正在等待某個事件的任務(wù)被加入到該事件的ECB的等待任務(wù)列表中，該列表包含兩個變量OSEventGrp和OSEventTbl[]。在OSEventGrp中，任務(wù)按優(yōu)先級分組，8個任務(wù)為一組，共8組，分別對應(yīng)OSEventGrp當中的8位。當某組中有任務(wù)處于等待該事件的狀態(tài)時，對應(yīng)的位就被置位。同時，OSEventTbl[]中的相應(yīng)位也被置位。第四十五頁第四十六頁，共95頁。最低優(yōu)先級任務(wù)(即空閑任務(wù)，不可能處于等待狀態(tài))565758596061626348495051525354554041424344454647323334353637383924252627282930311617181920212223891011121314150123456701234567[0][1][2][3][4][5][6][7].OSEventGrpOSEventTbl[OS_LOWEST_PRIO/8+1]XY最高優(yōu)先級任務(wù)正在等待該事件的任務(wù)的優(yōu)先級XXXYYY00任務(wù)的優(yōu)先級.OSEventTbl[]中相應(yīng)位的位置.OSEventGrp中相應(yīng)位的位置及.OSEventTbl[]中的數(shù)組下標第四十六頁第四十七頁，共95頁?？臻eECB的管理ECB的總數(shù)由用戶所需要的信號量、郵箱和消息隊列的總數(shù)決定，由OS_CFG.H中的#defineOS_MAX_EVENTS定義。在調(diào)用OSInit()初始化系統(tǒng)時，所有的ECB被鏈接成一個單向鏈表——空閑事件控制塊鏈表；每當建立一個信號量、郵箱或消息隊列時，就從該鏈表中取出一個空閑事件控制塊，并對它進行初始化。0OS_MAX_EVENTSOSEventFreeListOS_EVENT第四十七頁第四十八頁，共95頁。ECB的基本操作OSEventWaitListInit()初始化一個事件控制塊。當創(chuàng)建一個信號量、郵箱或消息隊列時，相應(yīng)的創(chuàng)建函數(shù)會調(diào)用本函數(shù)對ECB的內(nèi)容進行初始化，將OSEventGrp和OSEventTbl[]數(shù)組清零；OSEventWaitListInit(OS_EVENT*pevent)；prevent：指向需要初始化的事件控制塊的指針。OSEventTaskRdy()。使一個任務(wù)進入就緒態(tài)。當一個事件發(fā)生時，需要將其等待任務(wù)列表中的最高優(yōu)先級任務(wù)置為就緒態(tài)；OSEventTaskRdy(OS_EVENT*pevent,

void*msg,INT8Umsk)；msg：指向消息的指針；msk：用于設(shè)置TCB的狀態(tài)。第四十八頁第四十九頁，共95頁。ECB的基本操作（續(xù)）OSEventTaskWait()使一個任務(wù)進入等待狀態(tài)。當某個任務(wù)要等待一個事件的發(fā)生時，需要調(diào)用本函數(shù)將該任務(wù)從就緒任務(wù)表中刪除，并放到相應(yīng)事件的等待任務(wù)表中；OSEventTaskWait(OS_EVENT*pevent)；OSEventTO()由于等待超時而將任務(wù)置為就緒態(tài)。如果一個任務(wù)等待的事件在預(yù)先指定的時間內(nèi)沒有發(fā)生，需要調(diào)用本函數(shù)將該任務(wù)從等待列表中刪除，并把它置為就緒狀態(tài)；OSEventTO(OS_EVENT*pevent)；第四十九頁第五十頁，共95頁。信號量信號量在多任務(wù)系統(tǒng)中的功能實現(xiàn)對共享資源的互斥訪問（包括單個共享資源或多個相同的資源）；實現(xiàn)任務(wù)之間的行為同步；必須在OS_CFG.H中將OS_SEM_EN開關(guān)常量置為1，這樣μC/OS才能支持信號量。第五十頁第五十一頁，共95頁。信號量的種類信號量一般分為三種：用于解決互斥問題的互斥信號量。它比較特殊，可能會引起優(yōu)先級反轉(zhuǎn)問題。用于解決同步問題的二值信號量。用于解決資源計數(shù)問題的計數(shù)信號量。將信號量進行種類細分，可以根據(jù)其用途，在具體實現(xiàn)時做專門處理，提高執(zhí)行效率和可靠性。第五十一頁第五十二頁，共95頁。用互斥信號量保護的代碼區(qū)稱作“臨界區(qū)”，臨界區(qū)代碼通常用于對共享資源的訪問?；コ庑盘柫康闹当怀跏蓟?，表明目前沒有任務(wù)進入“臨界區(qū)”，但最多只有一個任務(wù)可以進入“臨界區(qū)”。第一個試圖進入“臨界區(qū)”的任務(wù)將成功獲得互斥信號量，而隨后試圖進入用同一信號量保護的臨界區(qū)的所有其他任務(wù)就必須等待。當任務(wù)離開“臨界區(qū)”時，它將釋放信號量并允許正在等待該信號量的任務(wù)進入“臨界區(qū)”?；コ庑盘柫縏ask1Task2共享資源第五十二頁第五十三頁，共95頁。二值信號量二值信號量主要用于任務(wù)與任務(wù)之間、任務(wù)與中斷服務(wù)程序之間的同步用于同步的二值信號量初始值為0，表示同步事件尚未產(chǎn)生；任務(wù)申請信號量以等待該同步事件的發(fā)生；另一個任務(wù)或ISR到達同步點時，釋放信號量（將其值設(shè)置為1）表示同步事件已發(fā)生，以喚醒等待的任務(wù)。第五十三頁第五十四頁，共95頁。二值信號量availableunavailableacquire(value=0)release(value=1)Initialvalue=0二值信號量狀態(tài)圖第五十四頁第五十五頁，共95頁。計數(shù)信號量計數(shù)信號量用于控制系統(tǒng)中共享資源的多個實例的使用，允許多個任務(wù)同時訪問同一種資源的多個實例計數(shù)信號量被初始化為n（非負整數(shù)），n為該種共享資源的數(shù)目。Task1Task2共享資源實例nTaskm共享資源實例1…………第五十五頁第五十六頁，共95頁。計數(shù)信號量availableunavailableInitialcount>0acquire(count=0)release(count=1)Initialcount=0計數(shù)信號量狀態(tài)圖acquire(count=count-1)release(count=count+1)第五十六頁第五十七頁，共95頁。uC/OS中信號量由兩部分組成：信號量的計數(shù)值（16位無符號整數(shù)）和等待該信號量的任務(wù)所組成的等待任務(wù)表；信號量系統(tǒng)服務(wù)OSSemCreate()OSSemPend(),OSSemPost()OSSemAccept(),OSSemQuery()第五十七頁第五十八頁，共95頁。任務(wù)、ISR和信號量的關(guān)系或任務(wù)任務(wù)ISROSSemAccept()OSSemPend()OSSemQuery()OSSemPost()OSSemPost()OSSemAccept()OSSemCreate()NN第五十八頁第五十九頁，共95頁。創(chuàng)建一個信號量OSSemCreate()創(chuàng)建一個信號量，并對信號量的初始計數(shù)值賦值，該初始值為0到65,535之間的一個數(shù)；OS_EVENT*OSSemCreate(INT16Ucnt);cnt：信號量的初始值。執(zhí)行步驟從空閑事件控制塊鏈表中得到一個ECB；初始化ECB，包括設(shè)置信號量的初始值、把等待任務(wù)列表清零、設(shè)置ECB的事件類型等；返回一個指向該事件控制塊的指針。第五十九頁第六十頁，共95頁。等待一個信號量OSSemPend()等待一個信號量，即操作系統(tǒng)中的P操作，將信號量的值減1；OSSemPend(OS_EVENT*pevent,

INT16Utimeout,INT8U*err);執(zhí)行步驟如果信號量的計數(shù)值大于0，將它減1并返回；如果信號量的值等于0，則調(diào)用本函數(shù)的任務(wù)將被阻塞起來，等待另一個任務(wù)把它喚醒；調(diào)用OSSched()函數(shù)，調(diào)度下一個最高優(yōu)先級的任務(wù)運行。第六十頁第六十一頁，共95頁。發(fā)送一個信號量OSSemPost()發(fā)送一個信號量，即操作系統(tǒng)中的V操作，將信號量的值加1；OSSemPost(OS_EVENT*pevent);執(zhí)行步驟檢查是否有任務(wù)在等待該信號量，如果沒有，將信號量的計數(shù)值加1并返回；如果有，將優(yōu)先級最高的任務(wù)從等待任務(wù)列表中刪除，并使它進入就緒狀態(tài)；調(diào)用OSSched()，判斷是否需要進行任務(wù)切換。第六十一頁第六十二頁，共95頁。無等待地請求一個信號量OSSemAccept()當一個任務(wù)請求一個信號量時，如果該信號量暫時無效，則讓該任務(wù)簡單地返回，而不是進入等待狀態(tài)；INT16UOSSemAccept(OS_EVENT*pevent);執(zhí)行步驟如果該信號量的計數(shù)值大于0，則將它減1，然后將信號量的原有值返回；如果該信號量的值等于0，直接返回該值(0)。第六十二頁第六十三頁，共95頁。查詢一個信號量的當前狀態(tài)OSSemQuery()查詢一個信號量的當前狀態(tài)；INT8UOSSemQuery(OS_EVENT*pevent,

OS_SEM_DATA*pdata);將指向信號量對應(yīng)事件控制塊的指針pevent所指向的ECB的內(nèi)容拷貝到指向用于記錄信號量信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)OS_SEM_DATA數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的指針pdata所指向的緩沖區(qū)當中。第六十三頁第六十四頁，共95頁。任務(wù)間通信低級通信只能傳遞狀態(tài)和整數(shù)值等控制信息，傳送的信息量??；例如：信號量高級通信能夠傳送任意數(shù)量的數(shù)據(jù)；例如：共享內(nèi)存、郵箱、消息隊列第六十四頁第六十五頁，共95頁。共享內(nèi)存在

C/OS-II中如何實現(xiàn)共享內(nèi)存？內(nèi)存地址空間只有一個，為所有的任務(wù)所共享！為了避免競爭狀態(tài)，需要使用信號量來實現(xiàn)互斥訪問。第六十五頁第六十六頁，共95頁。消息郵箱郵箱（MailBox）：一個任務(wù)或ISR可以通過郵箱向另一個任務(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”（message）的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)；必須在OS_CFG.H中將OS_MBOX_EN開關(guān)常量置為1，這樣μC/OS才能支持郵箱。第六十六頁第六十七頁，共95頁。一個郵箱可能處于兩種狀態(tài)：滿的狀態(tài)：郵箱包含一個非空指針型變量；空的狀態(tài)：郵箱的內(nèi)容為空指針NULL；郵箱的系統(tǒng)服務(wù)OSMboxCreate()OSMboxPost()OSMboxPend()OSMboxAccept()OSMboxQuery()第六十七頁第六十八頁，共95頁。任務(wù)、ISR和消息郵箱的關(guān)系第六十八頁第六十九頁，共95頁。郵箱的系統(tǒng)服務(wù)（1）OSMboxCreate()：創(chuàng)建一個郵箱在創(chuàng)建郵箱時，須分配一個ECB，并使用其中的字段OSEventPtr指針來存放消息的地址；OS_EVENT*OSMboxCreate(void*msg);msg：指針的初始值，一般情形下為NULL。OSMboxPend()：等待一個郵箱中的消息若郵箱為滿，將其內(nèi)容（某消息的地址）返回；若郵箱為空，當前任務(wù)將被阻塞，直到郵箱中有了消息或等待超時；OSMboxPend(OS_EVENT*pevent,

INT16Utimeout,INT8U*err);第六十九頁第七十頁，共95頁。郵箱的系統(tǒng)服務(wù)（2）OSMboxPost()：發(fā)送一個消息到郵箱中如果有任務(wù)在等待該消息，將其中的最高優(yōu)先級任務(wù)從等待列表中刪除，變?yōu)榫途w狀態(tài)；OSMboxPost(OS_EVENT*pevent,void*msg);OSMboxAccept()：無等待地請求郵箱消息若郵箱為滿，返回它的當前內(nèi)容；若郵箱為空，返回空指針；OSMboxAccept(OS_EVENT*pevent);OSMboxQuery()：查詢一個郵箱的狀態(tài)OSMboxQuery(OS_EVENT*pevent,

OS_MBOX_DATA*pdata)；第七十頁第七十一頁，共95頁。樣例程序（1）OSMboxCreate()函數(shù)OS_EVENT*CommMbox;voidmain(void)

{...

OSInit();

...

CommMbox=

OSMboxCreate((void*)0);

...

OSStart();}OSMboxPend()函數(shù)voidCommTask(void*pdata){INT8Uerr;

void*msg;pdata=pdata;

for(;;){

...msg=OSMboxPend(CommMbox,

10,&err);

if(err==OS_NO_ERR){/*收到消息時的代碼*/}else{/*未收到消息時的代碼*/}}第七十一頁第七十二頁，共95頁。樣例程序（2）OSMboxPost()函數(shù)OS_EVENT*CommMbox;INT8UCommRxBuf[100];voidCommTaskRx(void*pdata){INT8Uerr;

...for(;;){...

err=OSMboxPost(CommMbox,(void*)&CommRxbuf[0]);...}}第七十二頁第七十三頁，共95頁。消息隊列消息隊列（MessageQueue）：消息隊列可以使一個任務(wù)或ISR向另一個任務(wù)發(fā)送多個以指針方式定義的變量；為了使μC/OS能夠支持消息隊列，必須在OS_CFG.H中將OS_Q_EN開關(guān)常量置為1，并且通過常量OS_MAX_QS來決定系統(tǒng)支持的最多消息隊列數(shù)。第七十三頁第七十四頁，共95頁。一個消息隊列可以容納多個不同的消息，因此可把它看作是由多個郵箱組成的數(shù)組，只是它們共用一個等待任務(wù)列表：消息隊列的系統(tǒng)服務(wù)OSQCreate()OSQPend()、OSQAccept()OSQPost()、OSQPostFront()OSQFlush()OSQQuery()第七十四頁第七十五頁，共95頁。消息隊列的體系結(jié)構(gòu)第七十五頁第七十六頁，共95頁。回憶一下ECB數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)ECB數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)typedefstruct{void*OSEventPtr;/*指向消息或消息隊列的指針*/INT8UOSEventTbl[OS_EVENT_TBL_SIZE];//等待任務(wù)列表INT16UOSEventCnt;/*計數(shù)器（當事件是信號量時）*/INT8UOSEventType;/*事件類型：信號量、郵箱等*/INT8UOSEventGrp;/*等待任務(wù)組*/}OS_EVENT;在實現(xiàn)消息隊列時，哪些字段可以用？第七十六頁第七十七頁，共95頁。隊列控制塊隊列控制塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)typedefstructos_q{structos_q*OSQPtr;//空閑隊列控制塊指針

void**OSQStart;//指向消息隊列的起始地址void**OSQEnd;//指向消息隊列的結(jié)束地址void**OSQIn;//指向消息隊列中下一個插入消息的位置void**OSQOut;//指向消息隊列中下一個取出消息的位置INT16UOSQSize;//消息隊列中總的單元數(shù)INT16UOSQEntries;//消息隊列中當前的消息數(shù)量}OS_EVENT;第七十七頁第七十八頁，共95頁?？臻e隊列控制塊的管理每一個消息隊列都要用到一個隊列控制塊。在

C/OS中，隊列控制塊的總數(shù)由OS_CFG.H中的常量OS_MAX_QS定義。在系統(tǒng)初始化時，所有的隊列控制塊被鏈接成一個單向鏈表——空閑隊列控制塊鏈表OSQFreeList；OSQPtrOSQStartOSQEndOSQEntriesOSQInOSQSizeOSQOutOSQPtrOSQStartOSQEndOSQEntriesOSQInOSQSizeOSQOutOSQPtrOSQStartOSQEndOSQEntriesOSQInOSQSizeOSQOutOSQFreeListOS_MAX_QSOS_Q0第七十八頁第七十九頁，共95頁。1324

C/OS-II概述任務(wù)管理中斷和時間管理任務(wù)之間的通信與同步5存儲管理第七十九頁第八十頁，共95頁。概述C/OS中是實模式存儲管理不劃分內(nèi)核空間和用戶空間，整個系統(tǒng)只有一個地址空間，即物理內(nèi)存空間，應(yīng)用程序和內(nèi)核程序都能直接對所有的內(nèi)存單元進行訪問；系統(tǒng)中的“任務(wù)”，實際上都是線程–––只有運行上下文和棧是獨享的，其他資源都是共享的。內(nèi)存布局代碼段(text)、數(shù)據(jù)段(data)、bss段、堆空間、?？臻g；內(nèi)存管理，管的是誰？堆！第八十頁第八十一頁，共95頁。malloc/free？在ANSIC中可以用malloc()和free()兩個函數(shù)動態(tài)地分配內(nèi)存和釋放內(nèi)存。在嵌入式實時操作系統(tǒng)中，容易產(chǎn)生碎片。由于內(nèi)存管理算法的原因，malloc()和free()函數(shù)執(zhí)行時間是不確定的。μC/OS-II對malloc()和free()函數(shù)進行了改進，使得它們可以分配和釋放固定大小的內(nèi)存塊。這樣一來，malloc()和free()函數(shù)的執(zhí)行時間也是固定的了

3Kb堆初始狀態(tài)A(1Kb)B(1Kb)C(1Kb)3個申請1KbB(1Kb)1Kb釋放A,C第八十一頁第八十二頁，共95頁。C/OS中的存儲管理C/OS采用的是固定分區(qū)的存儲管理方法μC/OS把連續(xù)的大塊內(nèi)存按分區(qū)來管理，每個分區(qū)包含有整數(shù)個大小相同的塊；在一個系統(tǒng)中可以有多個內(nèi)存分區(qū)，這樣，用戶的應(yīng)用程序就可以從不同的內(nèi)存分區(qū)中得到不同大小的內(nèi)存塊。但是，特定的內(nèi)存塊在釋放時必須重新放回它以前所屬于的內(nèi)存分區(qū)；采用這樣的內(nèi)存管理算法，上面的內(nèi)存碎片問題就得到了解決。第八十二頁第八十三頁，共95頁。內(nèi)存分區(qū)示意圖分區(qū)1分區(qū)2分區(qū)3分區(qū)4內(nèi)存塊第八十三頁第八十四頁，共95頁。內(nèi)存控制塊為了便于管理，在μC/OS中使用內(nèi)存控制塊MCB（MemoryControlBlock）來跟蹤每一個內(nèi)存分區(qū)，系統(tǒng)中的每個內(nèi)存分區(qū)都有它自己的MCB。typedefstruct{void*OSMemAddr; /*分區(qū)起始地址*/void*OSMemFreeList;//下一個空閑內(nèi)存塊INT32UOSMemBlkSize;/*內(nèi)存塊的大小*/INT32UOSMemNBlks; /*內(nèi)存塊數(shù)量*/INT32UOSMemNFree; /*空閑內(nèi)存塊數(shù)量*/}OS_MEM;第八十四頁第八十五頁，共95頁。內(nèi)存管理初始化如果要在μC/OS-II中使用內(nèi)存管理，需要在OS_CFG.H文件中將開關(guān)量OS_MEM_EN設(shè)置為1。這樣μC/OS-II在系統(tǒng)初始化OSInit()時就會調(diào)用OSMemInit()，對內(nèi)存管理器進行初始化，建立空閑的內(nèi)存控制塊鏈表。OSMemAddrOSMemFreeListOSMemBlkSizeOSMemNBlksOSMemNFreeOSMemAddrOSMemFreeList