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2.2 移植OS_CPU_C.H文件

µC/OS-Ⅱ的移植范例要求编写10个简单的C函数，但是真正必要的函数是OSTaskStkInit()，其他9个函数必须申明，但并不一定要包含任何代码。OSTaskStkInit()主要是对任务堆栈的初始化。TMS320LF2407A的堆栈与一般微处理器的堆栈不同，一般微处理器的堆栈由编程定义一块内存作为堆栈比较灵活，而TMS320LF2407A的堆栈，是在CPU内有8级深度的硬件堆栈，因此任务堆栈的初始化与一般微处理器的堆栈初始化不同。芯片本身的堆栈（以下简称US）只有8级，无法作为系统的堆栈使用，所以CCS编译器将CPU内部的两个寄存器AR0和AR1保留，AR1作为堆栈指针，AR0用作堆栈中临时变量指针FP。编译器将函数或中断压进US的返回地址，弹出放在SP（AR1）指向的堆栈中，并保存CPU 的工作环境，不同的是函数只保存程序要用到的寄存器，中断要调用I$$SAVE子程序，保存CPU所有的寄存器，返回时调用I$$REST子程序，恢复 I$$SAVE和I$$REST两个函数是µC/OS-Ⅱ操作系统移植到TMS320LF2407A上的基础，一定要很清楚后才能够成功移植 OSTaskStkInit()函数。

2.3 移植OS_CPU_C.H文件

需要在该文件中编写4个汇编语言函数：（1）OSStartHighRdy()：这是系统完成初始化后启动多任务运行时要调用的函数，主要功能是：将OSRunning标志置为TRUE，然后获取已建立的优先级最高任务的堆栈指针，并从其堆栈中恢复处理器寄存器，最后执行返回指令返回上述任务中运行该任务。（2）OSCtxSw()：在本移植中，任务级任务切换用软中断intr31实现，OSCtxSw()即为该中断的中断服务程序。它先要将当前处理器寄存器压入当前任务的堆栈中，将当前堆栈指针保存到当前任务的任务控制块中；然后用与OSStartHighRdy()相类似的方法运行当前处于就绪态中优先级最高的任务。（3）OSIntCtxSw()：该函数被OSIntExit()函数调用，用于在ISR中进行任务切换。它与OSCtxSw() 的区别在于无需对当前任务的工作现场进行保存，因为这一工作在进入ISR之时已经做了。（4）OSTickISR()：用定时器产生一个周期为恒定值的时钟源提供给µC/OS-Ⅱ，这是µC/OS-Ⅱ时间延迟和超时功能的时间基准。OSTickISR()是该定时器周期中断的中断服务程序。它主要有两个功能：一个是调用OSTimeTick()函数，计算自系统上电以来所经历的时钟节拍数，并将每个处于延时等待状态任务的OSTCBDIy项减1；另一个是调用OSIntExit()函数查看是否有更高优先级的任务因时钟节拍到来而延迟时间到并进入就绪态，如果有，则进行中断级的任务切换。另外，在该函数的入口处要将OSIntNesting加1；在出口处将OSIntNesting减1。其中堆栈的构造，采用了系统库函数I$$SAVE和I$$RSET函数来保护/恢复现场、保护/恢复任务栈。时钟节拍TICK中断由实时时钟完成，但是2407A中没有此定时器，移植是采用T1的周期中断来实现的，时钟频率为10M，4倍频后CPU时钟为40M。系统初始化代码如下。

ldp #00e0h ;指向第224页(0x7000～0x707F)

splk #00e8h,WDCR ;不使能看门狗

splk #080feh,SCSR1 ;时钟4倍频

ldp #DP_EVA ;指向第232页(0x7400～0x747F)

splk #080h,EVAIMRA ;通用定时器1 周期中断使能

splk #0ffffh,EVAIFRA ;清中断标志 ;

splk #0,GPTCONA ;无控制操作

splk #4E20h,T1PER ; 定时器计数使能 ,周期为20000

splk #0,T1CNT ; 计数初值清0

splk #080Ch,T1CON ;TMODE=01 连续增/减计数模式，计数时钟不分频

必须在最高优先级任务中开启定时器，系统在优先级为0的任务里开启T1。为提高系统的实时性，设置T1每500us(20000/40M)产生一次T1周期中断，即TICK为500us，µC/OS-Ⅱ每500us做一次任务调度。

3. 移植代码测试

CCS是一个强大的集成开发环境，带有源码级的调试工具，按照Jean J.Labrosse推荐的移植代码测试方法和步骤很快完成了函数OSTaskStkInit()、函数OSStartHighRdy()、函数 OSCtxSw()、OSIntCtxSw()和OSTickISR()函数的验证工作。证实了移植代码是能正常工作的。为进一步测试其可靠性，又另外创建了15个任务，并用上了µC/OS-Ⅱ的信号量和邮箱同步机制，在每个任务里加上不同的发光二极管，经测试其实时性和稳定性都很好优异。

4. 任务调度过程中优先级翻转问题及解决

优先级翻转是即当一个高优先级任务通过信号量机制访问共享资源时，该信号量已被一低优先级任务占有，而这个低优先级任务在访问共享资源时可能又被其它一些中等优先级的任务抢先，因此造成高优先级任务被许多具有较低优先级的任务阻塞，实时性难以得到保证。解决优先级翻转问题有优先级天花板和优先级继承两种办法。优先级天花板是当任务申请某资源时，把该任务的优先级提升到可访问这个资源的所有任务中的最高优先级，这个优先级称为该资源的优先级天花板。这种方法简单易行，不必进行复杂的判断，不管任务是否阻塞了高优先级任务的运行，只要任务访问共享资源都会提升任务的优先级。在µC/OS-Ⅱ中，可以通过 OSTaskChangePrio()改变任务的优先级，但是改变任务的优先级是很花时间的。如果不发生优先级翻转而提升了任务的优先级，释放资源后又改回原优先级，则无形中浪费了许多CPU时间，也影响了系统的实时性。优先级继承是当任务A申请共享资源S时，如果S正在被任务C使用，通过比较任务C与自身的优先级，如发现任务C的优先级小于自身的优先级，则将任务C的优先级提升到自身的优先级，任务C释放资源S后，再恢复任务C的原优先级。这种方法只在占有资源的低优先级任务阻塞了高优先级任务时才动态的改变任务的优先级，如果过程较复杂，则需要进行判断。µC/OS-Ⅱ不支持优先级继承，而且其以任务的优先级作为任务标识，每个优先级只能有一个任务，因此，不适宜在应用程序中使用优先级继承。

在µC/OS-Ⅱ中，为解决优先级翻转影响任务实时性的问题，可以借鉴优先级继承的方法对优先级天花板方法进行改进。对µC/OS-Ⅱ的使用，共享资源任务的优先级不是全部提升，而是先判断再决定是否提升。即当有任务A申请共享资源S时，首先判断是否有别的的任务正在占用资源S，若无，则任务A继续执行，若有，假设为任务B正在使用该资源，

则判断任务B的优先级是否低于任务A，若高于任务A，则任务A挂起，等待任务B释放该资源，如果任务B的优先级低于任务A，则提升任务B的优先级到该资源的优先级天花板，当任务B释放资源后，再恢复到原优先级。在µC/OS-Ⅱ中，每个共享资源都可看作一个事件，每个事件都有相应的事件控制块 ECB。在ECB中包含一个等待本事件的等待任务列表，该列表包括OSEventTbl[]和OSEventGrp两个域，通过对等待任务列表的判断可以很容易地确定是否有多个任务在等待该资源，同时也可判断任务的优先级与当前任务优先级的高低，从而决定是否需要用 OSTaskChangePio()来改变任务的优先级。这样，仅在优先级有可能发生翻转的情况下才改变任务的优先级，而且利用事件的等待任务列表进行判断，比用OSTaskChangePio()来改变任务的优先级速度快，并占用较少的CPU时间，有利于系统实时性的提高。

参考文献：

[1]邬可军,朱铭锆等.DSP实时多任务操作系统设计与实现[M]. 北京：电子工业出版社, 2005.

[2]钟坚文,蔡旭.基于μC/OS-II的CAN总线驱动程序设计[J].微计算机信息，2005，7-2:35-37.

[3]Jean J．Labrosse著．邵贝贝等译．嵌入式实时操作系统µC/OS-Ⅱ[M]第2版．北京，北京航空航天大学出版社，2003．5

[4]刘和平,王维俊等. TMS320LF240X DSP C语言开发应用[M]. 北京：北京航空航天大学出版社, 2003.

[5]TI.Code Composer User's Guide.SPRU509C.pdf

关键词： 操作系统 µCOS-Ⅱ TMS320LF2407A 优先级翻转