原创 嵌入式实时操作系统μC/OS-II

μC/OS-II是用ANSI C编写的，包含一小部分与微处理器类型相关的汇编语言代码，使之可供不同架构的微处理器

使用。虽然μC/OS-II是在PC机上开发和测试的，但μC/OS-II的实际对象是嵌入式系统，并且很容易移植到不同架

构的微处理器上。至今，从8位到64位，μC/OS-II已在超过40中不同架构的微处理器上运行。
3  嵌入式实时操作系统μC/OS-II内核结构
3.1 临界区（Critical Sections），OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL()
同其他内核一样，μC/OS-II为了处理临界区代码，必须关中断，处理完毕后再开中断。关中断使得μC/OS-II能够

避免同时有其他任务或中断服务进入临界区代码。关中断的时间是实时内核开发商应提供的最重要的指标之一，

因为这个指标影响用户系统对实时事件的响应特性。μC/OS-II努力使关中断时间降至最短，但就使用μC/OS-II而

言，关中断的时间在很大程度上取决于微处理器的结构以及C编译器所生成的代码质量。
微处理器一般都有关中断和开中断指令，用户使用的C编译器必须具有某种机制，能够在C源代码中直接实现关中

断/开中断操作。有些C编译器允许在用户的C源代码中嵌入汇编语言的语句，使得关中断/开中断很容易实现；而

有些C编译器把从C语言中关中断/开中断的操作放在语言的扩展部分，从而直接从C语言中可以关中断/开中断。
μC/OS-II定义了2个宏来关中断和开中断，以便避免不同C编译器厂商使用不同的方法来处理关中断和开中断。

μC/OS-II中的这2个宏分别是OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL()。因为这2个宏的定义取决于使用的微

处理器，故在文件OS_CPU.H中可以找到相应的宏定义。每种微处理器都有自己的OS_CPU.H文件。
OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL()总是成对使用的，把临界区代码封装起来，如以下代码所示：
{
    ……
    ……
    OS_ENTER_CRITICAL();
   
    OS_EXIT_CRITICAL();
    ……
    ……
}
OS_ENTER_CRITICAL()和OS_EXIT_CRITICAL()也可以用来保护应用程序中的临界区代码。
3.2 任务（Tasks）
任务通常是一个无限循环，但是当任务完成后，任务可以自我删除。μC/OS-II可以管理多达64个任务，但是

μC/OS-II的作者建议用户不要使用优先级为0，1，2，3的任务，以及优先级为OS_LOWEST_PRIO-3，

OS_LOWEST_PRIO-2， OS_LOWEST_PRIO-1和 OS_LOWEST_PRIO的任务，因为在未来的μC/OS-II版本中可能会用到这

些任务。因此，如果遵循作者的建议，不使用以上优先级最高的4个任务和优先级最低的4个任务，则用户最多可

以有56个自己的任务。
3.3 任务状态（Task States）
下图是μC/OS-II控制下的任务状态转换图[3]。在任一给定的时刻，任务的状态应为以下5种状态之一。
睡眠态（DORMANT）——指任务驻留在程序空间，还没有交给μC/OS-II来管理。把任务交给μC/OS-II，是通过调

用下述2个函数之一：OSTaskCreate()或OSTaskCreateExt()来实现的。这些调用只是用于告诉μC/OS-II，任务的

起始地址在哪里；任务建立时，用户给任务赋予的优先级是多少；任务要使用多少栈空间等。
就绪态（READY）——任务一旦建立，这个任务就进入了就绪态，准备运行。任务的建立可以是在多任务运行开

始之前，也可以动态地由一个运行着地任务建立。如果多任务已经启动，且一个任务是被另一个任务建立的，而

新建立的任务优先级高于建立它的任务的优先级，则这个刚刚建立的任务将立即得到CPU的使用权。一个任务可

以通过调用OSTaskDel()返回到睡眠态，或通过调用该函数让另一个任务进入睡眠态。
运行态（RUNNING）——调用OSStart()可以启动多任务。OSStart()函数只能在启动时调用一次，该函数运行用

户初始化代码中已经建立的、进入就绪态的优先级最高的任务。优先级最高的任务就这样进入了运行态。任何时

刻只能有一个任务处于运行态。就绪的任务只有当所有优先级高于这个任务的任务都转为等待状态，或者是被删

除了，才能进入运行态。
等待状态（WAITING）——正在运行的任务可以通过调用以下2个函数之一：OSTimeDly()或OSTimeDlyHMSM()，将

自身延迟一段时间。这个任务于是进入等待状态，一直到函数中定义的延迟时间到。这2个函数会立即强制执行

任务切换，让下一个优先级最高的、并进入了就绪态的任务运行。等待的时间过去以后，系统服务函数

OSTimeTick()使延迟了的任务进入就绪态。而正在运行的任务可能需要等待某一事件的发生，可以通过调用以下

函数之一实现：OSFlagPend()、OSSemPend()、OSMutexPend()、OSMboxPend()或OSQPend()。如果该事件并未发

生，调用上述函数的任务就进入了等待状态，直到等待的事件发生了。当任务因等待事件而被挂起时，下一个优

先级最高的任务立即得到了CPU的使用权。当事件发生了或等待超时使，被挂起的任务就进入就绪态。事件发生

的报告可能来自另一个任务，也可能来自中断服务子程序。
中断服务态（ISR）——正在运行的任务是可以被中断的，除非该任务将中断关闭，或者μC/OS-II将中断关闭。

被中断了的任务于是进入了中断服务态。相应中断时，正在执行的任务被挂起，中断服务子程序得到了CPU的使

用权。中断服务子程序可能会报告一个或多个事件的发生，而使一个或多个任务进入就绪态。在这种情况下，从

中断服务子程序返回之前，μC/OS-II要判定被中断的任务是否还是就绪态任务中优先级最高的。如果中断服务子

程序使另一个优先级更高的任务进入就绪态，则新进入就绪态的这个优先级更高的任务将得以运行；否则，原来

被众多拉的任务将继续运行。
当所有的任务都在等待事件的发生或等待延迟时间的结束时，μC/OS-II执行被称为空闲任务（idle task）的内

部任务，即OSTaskIdle()。
3.4 任务控制块（Task Control Blocks）
一旦任务建立，一个任务控制块OS_TCB就被赋值。任务控制块是一个数据结构，当任务的CPU使用权被剥夺是，μ

C/OS-II用它保存该任务的状态。当任务重新得到CPU使用权时，任务控制块能确保任务从当时被中断的那一点丝

毫不差地继续执行。OS_TCB全部驻留在RAM中。
3.5 就绪表（Ready List）
每个任务被赋予不同的优先级等级，从0到最低优先级OS_LOWEST_PRIO，包括0和OS_LOWEST_PRIO在内。当μC/OS

-II初始化时，最低优先级OS_LOWEST_PRIO总是被赋给空闲任务。
每个就绪的任务都放在就绪表中，就绪表中有2个变量，OSRdyGrp和OSRdyTbl[]。在OSRdyGrp中，任务按优先级

分组，8个任务为一组。OSRdyGrp中的每一位表示8组任务中每一组是否有进入就绪态的任务。任务进入就绪态时

，就绪表OSRdyTbl[]中相应元素的相应位也置为1。OSRdyGrp和OSRdyTbl[]之间的关系见下图[3]：
就绪表OSRdyTbl[]数组的大小取决于OS_LOWEST_PRIO。当应用程序中任务数目比较少时，这种安排可以减小

OS_LOWEST_PRIO的值，可以降低μC/OS-II对RAM的需求量。
为确定下一次该哪个优先级的任务运行了，μC/OS-II中的调度器总是将最低优先级的任务在就绪表中相应字节的

相应位置1。
从上图可以看出，任务优先级的低3位用于确定任务在总就绪表OSRdyTbl[]中的所在位。接下去的3位用于确定是

在OSRdyTbl[]数组的第几个元素。
3.5 任务调度（Task Scheduling）
μC/OS-II总是运行进入就绪态任务中优先级最高的任务。确定哪个任务优先级最高，下面该哪个任务运行了，这

一工作是由调度器（scheduler）完成的。任务级的调度是由函数OS_Sched()完成的。中断级的调度是由另一个

函数OSIntExt()完成的。μC/OS-II任务调度的执行时间是常数，与应用程序建立了多少个任务没有关系。
任务切换很简单，由以下2步完成：将被挂起任务的处理器寄存器压入堆栈；然后将较高优先级任务的寄存器值

从堆栈中恢复到寄存器中。在μC/OS-II中，就绪任务的堆栈结构总是看起来跟刚刚发生过中断一样，所有处理器

的寄存器都保存在堆栈中。换句话说，μC/OS-II运行就绪态的任务所要做的一切，只是恢复所有的CPU寄存器并

运行中断返回指令。为了做任务切换，运行OS_TASK_SW()，人为模仿了一次中断。多数微处理器由软中断指令或

者指令陷阱来实现上述操作。中断服务子程序或陷阱处理，也称做异常处理，必须给汇编语言函数OSCtxSw()提

供中断向量。OSCtxSw()除了需要OS_TCBHighRdy指向即将被挂起的任务，还需要让当前任务控制块OSTCBCur指向

即将被挂起的任务。
OS_Sched()的所有代码都属于临界区代码。在寻找进入就绪态的优先级最高的任务过程中，为防止中断服务子程

序把一个或几个任务的就绪位置位，中断是关闭的。为缩短切换时间，OS_Sched()全部代码都可以用汇编语言写

。为增加可读性、可移植性及将汇编语言代码最少化，OS_Sched()是用C语言编写的。
3.6 给调度器上锁和开锁（Locking and Unlocking the Scheduler）
给调度器上锁函数OSSchedLock()用于禁止任务调度，直到任务完成后，调用给调度器开锁函数OSSchedUnlock()

为止。调用OSSchedLock()的任务将保持对CPU的使用权，即使有个优先级更高的任务进入了就绪态。此时，中断

仍然是可以识别的，中断服务也能得到（假设此时中断是开着的）。OSSchedLock()和OSSchedUnlock()必须成对

的使用。变量OSLockNesting跟踪OSSchedLock()函数被调用的次数，以允许嵌套的函数包含临界区代码，这段代

码其他任务不得干预。μC/OS-II允许嵌套深度达255层。当OSLockNesting=0时，任务调度重新得到允许。函数

OSSchedLock()和OSSchedUnlock()的使用要非常谨慎，因为它们影响到了μC/OS-II对任务的正常管理。调用

OSSchedLock()之后，用户应用程序不得调用可能会使当前任务挂起的系统功能函数。也就是说，用户应用程序

不得调用OSFlagPend()，OSMboxPend()，OSMutexPend()，OSQPend()，OSSemPend()，OSTaskSuspend

(OS_PRIO_SELF)，OSTimeDly()或者OSTimeDlyHMSM()，直到OSLockNesting回0为止。因为OSSchedLock()给调度

器上了锁，不让其他任务运行，用户锁住了系统。
3.7 空闲任务（Idle Task）
μC/OS-II总要建立一个空闲任务（idle task），这个任务在没有其他任务进入就绪态使投入运行。这个空闲任

务（OSTaskIdle()）永远被设置为最低优先级，即OS_LOWEST_PRIO。空闲任务不可能被应用软件删除。
3.8 统计任务（Statistics Task）
μC/OS-II有一个统计运行时间的任务，叫做OSTaskStat()。如果将系统配置常数OS_TASK_STAT_EN设置为1，这个

任务就会建立。一旦得到了允许，OSTaskStat()每秒运行1次，计算当前的CPU利用率。换句话说，OSTaskStat()

告诉用户应用程序使用了多少CPU时间，用百分比表示。这个值放在一个有符号8位整数OSCPUUsage中，精确度是

1％。如果应用程序打算使用统计任务，那么必须在初始化时建立唯一的任务中调用统计任务初始化函数

OSStatInit()。换句话说，在调用系统启动函数OSStart()之前，用户初始代码中必须建立一个任务，在这个任

务中调用系统统计任务初始化函数OSStatInit()，然后再建立应用程序中的其他任务。
3.9 μC/OS-II中的中断（Interrupts under μC/OS-II）
μC/OS-II中，中断服务子程序要用汇编语言来编写。然而，如果用户使用的C语言编译器支持在线（in-line）汇

编语言，则可以直接将中断服务子程序代码放在C语言的源文件中。μC/OS-II的中断服务过程大致如下：
1)        中断到来，但还不能被CPU识别。也许是因为中断被μC/OS-II或用户应用程序关了，或者是因为CPU还

没执行完当前指令。
2)        一旦CPU响应了这个中断，CPU的中断向量被装载，跳转到中断服务子程序。
3)        中断服务子程序保存CPU的全部寄存器。
4)        保存完CPU寄存器之后，中断服务子程序通知μC/OS-II进入中断服务子程序。做法是调用OSIntEnter

()，或者给OSIntNesting家1。还应该将堆栈指针保存到当前任务控制块OS_TCB中。
5)        用户中断服务代码开始执行。中断服务所做的事应尽可能的少，应把大部分工作留给任务去做。
6)        中断服务完成后，必须调用OSIntExit()，通知μC/OS-II退出中断服务。
7)        恢复CPU的寄存器，中断返回。
3.10 时钟节拍（Clock Tick）
μC/OS-II需要提供周期性的信号源，用于实现时间延时和确认超时。节拍率应为10～20次/秒，或者说10～100Hz

。时钟节拍率越高，系统的额外负荷就越重。时钟节拍的实际频率取决于应用程序的精度。时钟节拍源可以是专

门的硬件定时器，也可以是来自50/60Hz交流电源的信号。必须在多任务系统启动之后，也就是在调用OSStart()

之后，再开启时钟节拍器。换句话说，调用OSStart()之后应做的第一件事是初始化定时器中断。通常容易犯的

错误是，将允许时钟节拍器中断放在系统初始化函数OSInit()之后，在启动多任务系统启动函数OSStart()之前

。μC/OS-II中的时钟节拍服务是通过在中断服务子程序中调用OSTimeTick()实现的。OSTimeTick()跟踪所有任务

的定时器以及超时时限，时钟节拍中断服务子程序的代码必须用汇编语言编写，因为在C语言中不能直接处理CPU

的寄存器。
3.11 μC/OS-II初始化（μC/OS-II Initialization）
在调用μC/OS-II的任何其他服务之前，μC/OS-II要求首先调用系统初始化函数OSInit()。OSInit()初始化μC/OS

-II所有的变量和数据结构。OSInit()建立空闲任务OSTaskIdle()，这个任务总是处于就绪态。空闲任务

OSTaskIdle()的优先级总是设成最低，即OS_LOWEST_PRIO。如果统计任务允许OS_TASK_STAT_EN和任务建立扩展

都设为1，则OSInit()还须建立统计任务OS_TaskStat()，并且使其进入就绪态。OS_TaskStat的优先级总是设为

OS_LOWEST_PRIO-1。
3.12 μC/OS-II的启动（Starting μC/OS-II）
多任务的启动是通过调用OSStart()实现的。然而，在启动μC/OS-II之前，必须建立至少一个应用任务。当调用

OSStart()时，OSStart()从任务就绪表中找出用户建立的优先级最高的任务的任务控制块。接着，OSStart()调

用高优先级就绪任务启动函数OSStartHighRdy()函数，后者将任务栈中保存的值弹回到CPU寄存器中，然后执行

一条中断返回指令，中断返回指令强制执行该任务代码。
4  结束语
以上简要介绍了嵌入式实时操作系统μC/OS-II的内核结构，可以看出μC/OS-II具备一个嵌入式实时操作系统内核

所必须的基本功能和良好的可移植性，目前也已经在嵌入式系统领域得到了广泛的应用。