ucos的任務調度原理

leixiaofeng

1. 任務切换由操作系统自动完成，切换工作是由软件来完成主要功能，例如上下文的切换；还有部分工作由硬件来完成，例如通过中断返回指令切换时硬件来完成程序寄存器等的恢复，所以它是架构相关部分，需要移植。而系统节拍只是触发切换的一个事件，除此之外延时、中断、任务阻塞等都可以直接导致任务的切换。
2. 一般通过一个延时来主动放弃对处理器资源的占用，否则系统会在tick中断时来自动切换（如果有更高优先级任务），总之一切能够导致任务切换的事件都可以打破对系統（CPU和其他資源）的独占。 任务的死循环并非处理器资源的死循环，它是一个运行线路的循环，系统可以允许多条线路分时共享系统资源并加以控制。 切换的本质是直接或间接调用切换函数，从而导致一个任务交出控制权。延时、互斥、同步、中断等都是切换手段。
uCOSII工作核心原理是：近似地让最高优先级的就绪任务处于运行状态。
操作系统将在下面情况中进行任务调度: 调用OS的API函数(用户主动调用，如OSDelay(UINT tick), OSQPend(OSEVENT* pevent) )，中断(系统占用的时间片中断OsTimeTick() 用户使用的中断).

调度算法书上讲得很清楚，我主要讲一下整体思路。
(1) 在调用API函数时，有可能引起任務阻塞 如果系统API函数察觉到CurTask运行条件不满足，需要進行任務切换就调用OSSched()调度函数，这个过程是系统自动完成的，用户没有参与。 OSSched()判断是否切换，如果需要切换，则此函数调用OS_TASK_SW()。这个函数模拟一次中断(在51里没有软中断，我用子程序调用模拟，效果相同)，好象程序被中断打断了，其实是OS故意制造的假象，目的是为了任务切换。既然是中断，那么返回地址(即紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址)就被自动压入堆栈，接着在中断程序里保存CPU寄存器(PUSHALL)……。堆栈结构不是任意的，而是严格按照uCOSII规范处理。OS每次切换都会保存和恢复全部现场信息(POPALL)，然后用RETI回到任务断点继续执行。这个断点就是OSSched()函数里的紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址。切换的整个过程就是，用户任务程序调用系统API函数，API调用OSSched()，OSSched()调用软中断OS_TASK_SW()即OSCtxSw，返回地址(PC值)压栈，进入OSCtxSw中断处理子程序内部。反之，切换程序调用RETI返回紧邻OS_TASK_SW()的下一条汇编指令的PC地址，进而返回OSSched()下一句，再返回API下一句，即用户程序断点。因此，如果任务从运行到就绪再到运行，它是从调度前的断点处运行。
(2) 中断会引发条件变化，在退出前必须进行任务调度。uCOSII要求中断的堆栈结构符合规范，以便正确协调中断退出和任务切换。前面已经说到任务切换实际是模拟一次中断事件，而在真正的中断里省去了模拟(本身就是中断嘛)。只要规定中断堆栈结构和uCOSII模拟的堆栈结构一样，就能保证在中断里进行正确的切换。任务切换发生在中断退出前，此时还没有返回中断断点。仔细观察中断程序和切换程序最后两句，它们是一模一样的。POPALL+RETI。即要么直接从中断程序退出，返回断点(切換後的高優先級任務斷點)；要么先保存现场到TCB，等到恢复现场时再从切换函数返回原来的中断断点(由于中断和切换函数遵循共同的堆栈结构，所以退出操作相同，效果也相同)。用户编写的中断子程序必须按照uCOSII规范书写。任务调度发生在中断退出前，是非常及时的，不会等到下一时间片才处理。OSIntCtxSw()函数对堆栈指针做了简单调整，以保证所有挂起任务的栈结构看起来是一样的。
(3)在uCOSII里，任务必须写成两种形式之一(《uCOSII中文版》p99页)（無限循環結構）。在有些RTOS开发环境里没有要求显式调用OSTaskDel()，这是因为开发环境自动做了处理，实际原理都是一样的。uCOSII的开发依赖于编译器，目前没有专用开发环境，所以出现这些不便之处是可以理解的。