ucos(uco是什么意思)
什么是UCOS操作系统？
u C / O S 是一种免费公开源代码、结构小巧、具有可剥夺实时内核的实时操作系统。\x0d\x0a\x0d\x0aμC/OS-II 的前身是μC/OS，最早出自于1992 年美国嵌入式系统专家Jean J.Labrosse 在《嵌入式系统编程》杂志的5 月和6 月刊上刊登的文章连载，并把μC/OS 的源码发布在该杂志的B B S 上。\x0d\x0a\x0d\x0aμC/OS 和μC/OS-II 是专门为计算机的嵌入式应用设计的，绝大部分代码是用C语言编写的。CPU 硬件相关部分是用汇编语言编写的、总量约200行的汇编语言部分被压缩到最低限度，为的是便于移植到任何一种其它的CPU 上。用户只要有标准的ANSI 的C交叉编译器，有汇编器、连接器等软件工具，就可以将μC/OS-II嵌人到开发的产品中。μC/OS-II 具有执行效率高、占用空间小、实时性能优良和可扩展性强等特点， 最小内核可编译至 2KB 。μC/OS-II 已经移植到了几乎所有知名的CPU 上。\x0d\x0a\x0d\x0a严格地说uC/OS-II只是一个实时操作系统内核，它仅仅包含了任务调度，任务管理，时间管理，内存管理和任务间的通信和同步等基本功能。没有提供输入输出管理，文件系统，网络等额外的服务。但由于uC/OS-II良好的可扩展性和源码开放，这些非必须的功能完全可以由用户自己根据需要分别实现。\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II目标是实现一个基于优先级调度的抢占式的实时内核，并在这个内核之上提供最基本的系统服务，如信号量，邮箱，消息队列，内存管理，中断管理等。\x0d\x0a\x0d\x0a任务管理\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II 中最多可以支持64 个任务，分别对应优先级0～63，其中0 为最高优先级。63为最低级，系统保留了4个最高优先级的任务和4个最低优先级的任务，所有用户可以使用的任务数有56个。\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II提供了任务管理的各种函数调用，包括创建任务，删除任务，改变任务的优先级，任务挂起和恢复等。\x0d\x0a\x0d\x0a系统初始化时会自动产生两个任务：一个是空闲任务，它的优先级最低，改任务仅给一个整形变量做累加运算；另一个是系统任务，它的优先级为次低，改任务负责统计当前cpu的利用率。\x0d\x0a\x0d\x0a时间管理\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II的时间管理是通过定时中断来实现的，该定时中断一般为10毫秒或100毫秒发生一次，时间频率取决于用户对硬件系统的定时器编程来实现。中断发生的时间间隔是固定不变的，该中断也成为一个时钟节拍。\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II要求用户在定时中断的服务程序中，调用系统提供的与时钟节拍相关的系统函数，例如中断级的任务切换函数，系统时间函数。\x0d\x0a\x0d\x0a内存管理\x0d\x0a\x0d\x0a在ANSI C中是使用malloc和free两个函数来动态分配和释放内存。但在嵌入式实时系统中，多次这样的错作会导致内存碎片，且由于内存管理算法的原因，malloc和free的执行时间也是不确定。\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II中把连续的大快内存按分区管理。每个分区中包含整数个大小相同的内存块，但不同分区之间的内存快大小可以不同。用户需要动态分配内存时，系统选择一个适当的分区，按块来分配内存。释放内存时将该块放回它以前所属的分区，这样能有效解决碎片问题，同时执行时间也是固定的。\x0d\x0a\x0d\x0a任务间通信与同步\x0d\x0a\x0d\x0a对一个多任务的操作系统来说，任务间的通信和同步是必不可少的。uC/OS-II中提供了4中同步对象，分别是信号量，邮箱，消息队列和事件。所有这些同步对象都有创建，等待，发送，查询的接口用于实现进程间的通信和同步。\x0d\x0a\x0d\x0a任务调度\x0d\x0a\x0d\x0auC/OS-II 采用的是可剥夺型实时多任务内核。可剥夺型的实时内核在任何时候都运行就绪了的最高优先级的任务。\x0d\x0a\x0d\x0auC/os-II的任务调度是完全基于任务优先级的抢占式调度，也就是最高优先级的任务一旦处于就绪状态，则立即抢占正在运行的低优先级任务的处理器资源。为了简化系统设计，uC/OS-II规定所有任务的优先级不同，因为任务的优先级也同时唯一标志了该任务本身。\x0d\x0a\x0d\x0a任务调度将在以下情况下发生：\x0d\x0a\x0d\x0a1） 高优先级的任务因为需要某种临界资源，主动请求挂起，让出处理器，此时将调度就绪状态的低优先级任务获得执行，这种调度也称为任务级的上下文切换。\x0d\x0a\x0d\x0a2） 高优先级的任务因为时钟节拍到来，在时钟中断的处理程序中，内核发现高优先级任务获得了执行条件(如休眠的时钟到时)，则在中断态直接切换到高优先级任务执行。这种调度也称为中断级的上下文切换。\x0d\x0a\x0d\x0a这两种调度方式在uC/OS-II的执行过程中非常普遍，一般来说前者发生在系统服务中，后者发生在时钟中断的服务程序中。\x0d\x0a\x0d\x0a调度工作的内容可以分为两部分：最高优先级任务的寻找和任务切换。其最高优先级任务的寻找是通过建立就绪任务表来实现的。u C / O S 中的每一个任务都有独立的堆栈空间，并有一个称为任务控制块TCB(Task Control Block)的数据结构，其中第一个成员变量就是保存的任务堆栈指针。任务调度模块首先用变量OSTCBHighRdy 记录当前最高级就绪任务的TCB 地址，然后调用OS_TASK_SW()函数来进行任务切换。\x0d\x0a\x0d\x0aμC/OS-II的组成部分\x0d\x0a\x0d\x0aμC/OS-II可以大致分成核心、任务处理、时间处理、任务同步与通信，CPU的移植等5个部分。\x0d\x0a\x0d\x0a1) 核心部分(OSCore.c)\x0d\x0a\x0d\x0a是操作系统的处理核心，包括操作系统初始化、操作系统运行、中断进出的前导、时钟节拍、任务调度、事件处理等多部分。能够维持系统基本工作的部分都在这里。\x0d\x0a\x0d\x0a2) 任务处理部分(OSTask.c)\x0d\x0a\x0d\x0a任务处理部分中的内容都是与任务的操作密切相关的。包括任务的建立、删除、挂起、恢复等等。因为μC/OS-II是以任务为基本单位调度的，所以这部分内容也相当重要。\x0d\x0a\x0d\x0a3) 时钟部分(OSTime.c)\x0d\x0a\x0d\x0aμC/OS-II中的最小时钟单位是timetick（时钟节拍）。任务延时等操作是在这里完成的。\x0d\x0a\x0d\x0a4) 任务同步和通信部分\x0d\x0a\x0d\x0a为事件处理部分，包括信号量、邮箱、邮箱队列、事件标志等部分；主要用于任务间的互相联系和对临界资源的访问。\x0d\x0a\x0d\x0a5) 与CPU的接口部分\x0d\x0a\x0d\x0a是指μC/OS-II针对所使用的CPU的移植部分。由于μC/OS-II是一个通用性的操作系统，所以对于关键问题上的实现，还是需要根据具体CPU的具体内容和要求作相应的移植。这部分内容由于牵涉到SP等系统指针，所以通常用汇编语言编写。主要包括中断级任务切换的底层实现、任务级任务切换的底层实现、时钟节拍的产生和处理、中断的相关处理部分等内容。
ucos原理
ucos-ii是一个可剥夺型内核的实时操作系统，以stm32来说，使用系统滴答定时器，定时产生一个时钟节拍，来推动任务的调度，管理，切换等。
关于系统大概的运行原理
2.当产生一个时钟节拍时，如果有比当前运行任务优先级更高的任务就绪，那么优先级（“优先级”为0时优先级最高）高的任务抢占CPU，CPU保存现场环境，放入该任务堆栈中。再将优先级高的任务的堆栈中的现场环境取出来，写入CPU寄存器中。（CPU中的寄存器暂时还没有仔细去研究）。当这个任务执行进入延时，或是要等待某个时间或者信号量。那么它将放弃CPU的使用权，系统会从任务就绪表中，把优先级最高的且就绪状态的任务赋予CPU的使用权。至此来推动整个系统，调度所有的任务。
不发生中断时UCOS系统时间与任务的切换
①.假设当前运行的任务是低优先级的任务，CPU程序寄存器中存在的一些寄存器都是低优先级的任务
②当程序运行到检测到高优先级的任务进入就绪状态的时候，此时CPU发送一些命令，把CPU当前的一些程序寄存器的内容复制到低优先级任务的堆栈中。也就是1过程。
③.此时通过刚刚的就绪表的机制，可以从程序中得到最高优先级的任务，也就是2过程=
④.最后的过程3就是把刚刚的高优先级任务的堆栈指针复制到CPU的程序寄存器当中，实现任务的切换。
当有中断时，UCOS系统的执行原理
当程序正在执行一个中断服务函数时，发生一个系统滴答中断，因为系统滴答定时器的优先级高，所以会中断这个中断服务函数执行任务切换。而有些时候，中断时不能延时的。例如接收数据时，会发生接收错误。造成严重的后果。
这时，就有下图中的操作，可以避免。
PendSV异常（我称它为中断）编程为最低的优先级中断。如果某个中断正在执行，而系统滴答抢占了它，那么这个中断将悬起一个PendSV中断，来缓期执行任务切换。
UCOS的任务切换时间可以在os_cfg.h中去设置OS_TICKS_PER_SEC宏UCOS任务数等配置也可以在该文件中去寻找。
UCOS-II主要提供服务
内存管理
多任务管理
外围资源管理
关于Make 与编译
书中有讲这一块，所以我也记录下我的理解
由于我平时都用keil这样的集成开发环境，之前也有学习过一段时间的linux，但是对编译，makefile这些理解的还是不是很好。
编辑makefile 来将源文件和包含的头文件编译成需要的.obj文件，然后再将这些.obj文件链接成，想要生成的程序。关于makefile好像每一种编译器都有自己的makefile规则和命令，因为以前学习GCC编译器和现在书上看到的BCC编译器写的makefile好像不太一样。我也没有去深究。
所以还是集成开发环境好，工具还是怎么方便怎么来。需要学习的原理的时候再去理解，实际的应用中用自己写的Makefile去编译文件怕是石乐志哦。
UCOS的任务
任务三要素（我理解的）
任务控制块
OSTaskCreate((void()(void))start_task,
//任务函数
(void*)0,
//传递给任务函数的参数
(OS_STK*)START_TASK_STK[START_STK_SIZE-1],
//任务堆栈的栈顶
(INT8U)START_TASK_PRIO,
//任务的优先级
主要包含了任务的栈顶地址，
如果处理器的堆栈是高地址向下生长的那么栈顶地址
8. UCOS下优先级反转问题
1. 写在前面：
1.1. ucos的进程调度是基于抢占式的，优先级较高的任务可以抢占系统的内核。
1.2. 只是由于抢占式的机制，导致ucos下的优先级不能相同。
1.3. 优先级反转本质上是由互斥信号量引起，为了解决反转问题，内核使用了优先级提升方法。让 当前获得互斥信号量的任务的优先级短暂提升到系统可以接受的最大优先级,尽量让该任务快速的完成并释放信号量, 释放之后在恢复为任务原来的优先级别.
2. 优先级反转定义：
? ? ? ?在可剥夺性的内核中,当任务以独占方式使用共享资源的时候,会出现低优先级任务高于高优先级任务运行的情况,这种情况叫做优先级反转。
3. 优先级反转的原因：
? ? ? ?我们假设有三个任务a,b,c,a优先级高于b,b优先级高于c,a和c都需要访问一个共享资源s, 保护该资源的信号量为互斥信号量 ,假设当前任务c申请了信号量访问s,还没有释放,此时任务a开始运行,那么a就会剥夺c的运行而运行a,当a去访问资源s的时候,因为得不到信号量,所以必须释放以等待信号量,任务c得以重新运行,到这里流程都是正常的,信号量的设计也是为了满足这个功能,但是,当 任务c在运行并准备释放信号量的时候,任务b开始运行,那么任务b就要剥夺任务c的运行,这个时候系统就只有b在运行,而a能打断b的运行但是需要信号量,可是c优先级比较低得不到运行,这样,a就只能等到b运行完主动释放使用权才能得到运行了.
? ? ? ?到这里问题就发生了,优先级比较高的a在优先级比较低的b运行的时候无法抢断 ,可剥夺性内核却剥夺不了 ,系统故障,在这种故障极大地降低了系统的实时性以上说的情况就是操作系统的优先级反转。
4. 如何解决
? ? ? ?而ucos为了解决这种问题,在互斥信号量中引入了 优先级提升的方法, 他的基本思想是:让 当前获得互斥信号量的任务的优先级短暂提升到系统可以接受的最大优先级,尽量让该任务快速的完成并释放信号量,释放之后在恢复为任务原来的优先级别.