ucos-ii的系统函数有哪些啊？有什么特殊的吗？

UC/OSⅡ 基本函数

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* 事件标志管理 (EVENT FLAGS MANAGEMENT)

*

* OSFlagAccept() 检查事件标志组函数(标志组的指针、事件标志位、等待事件标志位的方式、错误码指针)

* OSFlagCreate() 建立一个事件标志组(初值、错误码)

* OSFlagDel() 删除一个事件标志组(指针、条件值、错误值)

* OSFlagPend() 等待事件标志组的事件标志位(事件组指针、需要检查的标志位、等待事件标志位的方式、

* 允许等待的时钟节拍、出错代码的时钟节拍)

* OSFlagPost() 置位或清0事件标志组中的标志位(指针、标志位、条件值、错误码)

* OSFlagQuery() 查询事件标志组的当前事件标志状态(事件标志组的指针、错误代码的指针)

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* 消息邮箱管理 (MESSAGE MAILBOX MANAGEMENT)

*

* OSMboxAccept () 查看消息邮箱(消息邮箱指针)

* OSMboxCreate () 建立并初始化一个消息邮箱(msg 参数不为空含内容)

* OSMboxDel () 删除消息邮箱(消息邮箱指针、删除条件、出错代码指针)

* OSMboxPend () 等待一个消息邮箱函数(消息邮箱指针、允许等待的时钟节拍、代码错误指针)

* OSMboxPost () 发送消息函数(消息邮箱指针、即将实际发送给任务的消息)

* OSMboxPostOpt () 向邮箱发送一则消息(邮箱指针、消息、条件)

* OSMboxQuery ()查询一个邮箱的当前状态(信号量指针、状态数据结构指针)

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* 内存管理项 (MEMORY MANAGEMENT)

* OSMemCreate () 建立并初始化一块内存区(起始地址、需要的内存块数目、内存块大小、返回错误的指针)

* OSMemGet () 从内存区分配一个内存块

* OSMemPut () 释放一个内存块，内存块必须释放回原先申请的内存区

* OSMemQuery () 得到内存区的信息

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* 互斥型信号量项管理 (MUTUAL EXCLUSION SEMAPHORE MANAGEMENT)

*

* OSMutexAccept () 无等待地获取互斥型信号量[任务不挂起](信号量指针、错误代码)

* OSMutexCreate () 建立并初始化一个互斥型信号量(优先级继承优先级(PIP)、出错代码指针)

* OSMutexDel () 删除互斥型信号量(信号指针、删除条件、错误指针)

* OSMutexPend ()等待一个互斥型信号量(指针、等待超时时限、出错代码指针)

* OSMutexPost ()释放一个互斥型信号量(互斥型信号量指针)

* OSMutexQuery () 查询一个互斥型信号量的当前状态(互斥型信号量指针、状态数据结构指针)

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* 消息队列管理 (MESSAGE QUEUE MANAGEMENT)

*

* OSQAccept () 检查消息队列中是否已经有需要的消息(消息队列的指针)

* OSQCreate () 建立一个消息队列(消息内存区的基地址(指针数组)、消息内存区的大小)

* OSQDel () 删除一个消息队列(消息队列指针、删除条件、错误指针)

* OSQFlush () 清空消息队列(指向得到消息队列的指针)

* OSQPend ()任务等待消息队列中的消息(消息队列指针、允许等待的时钟节拍、代码错误指针)

* OSQPost ()向消息队列发送一则消息FIFO(消息队列指针、发送的消息)

* OSQPostFront () 向消息队列发送一则消息LIFO(消息队列指针、发送的消息)

* OSQPostOpt () 向消息队列发送一则消息LIFO(消息队列指针、发送的消息、发送条件)

* OSQQuery () 查询一个消息队列的当前状态(信号量指针、状态数据结构指针)

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/***********************************************************************************************

* 消息队列数据 (MESSAGE QUEUE DATA)

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*/

队列控制块是一个用于维护消息队列信息的数据结构，它包含了以下的一些域。这里，仍然在各个变量前加入

一个[.]来表示它们是数据结构中的一个域。

* 1).OSQPtr: 在空闲队列控制块中链接所有的队列控制块。一旦建立了消息队列，该域就不再有用了。

* 2).OSQStart: 是指向消息队列的指针数组的起始地址的指针。用户应用程序在使用消息队列之前必须先定义该数组

* 3).OSQEnd: 是指向消息队列结束单元的下一个地址的指针。该指针使得消息队列构成一个循环的缓冲区。

* 4).OSQIn: 是指向消息队列中插入下一条消息的位置的指针。当.OSQIn和.OSQEnd相等时，.OSQIn被调整指向

消息队列的起始单元。

* 5).OSQOut: 是指向消息队列中下一个取出消息的位置的指针。当.OSQOut和.OSQEnd相等时，.OSQOut被调整指向消息队列的起始单元。

* 6).OSQSize: 是消息队列中总的单元数。该值是在建立消息队列时由用户应用程序决定的。在uC/OS-II中,该值最大可以是65,535。

* 7).OSQEntries: 是消息队列中当前的消息数量。当消息队列是空的时，该值为0。当消息队列满了以后，该值和 .OSQSize值一样。 在消息队列刚刚建立时，该值为0。

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*/

/***********************************************************************************************

* 信号量管理 (SEMAPHORE MANAGEMENT)

*

* OSSemAccept() 无条件地等待请求一个信号量函数

* OSSemCreate() 建立并初始化一个信号量(输入一个信号量值)

* OSSemDel() 删除一个信号量(信号指针、删除条件、错误指针)

* OSSemPend ()等待一个信号量函数(信号量指针、允许等待的时钟节拍、代码错误指针)

* OSSemPost () 发出一个信号量函数(信号量指针)

* OSSemQuery () 查询一个信号量的当前状态(信号量指针、状态数据结构指针)

*/

/*

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* 任务管理 (TASK MANAGEMENT)

*

* OSTaskChangePrio () 改变一个任务的优先级(任务旧的优先级、任务新的优先级)

* OSTaskCreate () 建立任务(任务代码指针、传递参数指针、分配任务堆栈栈顶指针、任务优先级)

* OSTaskCreateExt () 建立扩展任务(任务代码指针/传递参数指针/分配任务堆栈栈顶指针/分配任务优先级

* //(未来的)优先级标识(与优先级相同)/分配任务堆栈栈底指针/指定堆栈的容量(检验用)

* //指向用户附加的数据域的指针/建立任务设定选项)

* OSTaskDel () 删除任务(任务的优先级)

* OSTaskDelReq () 请求一个任务删除其它任务或自身?(任务的优先级)

* OSTaskResume () 唤醒一个用OSTaskSuspend()函数挂起的任务(任务的优先级)

* OSTaskStkChk () 检查任务堆栈状态(任务优先级、检验堆栈数据结构)

* OSTaskSuspend () 无条件挂起一个任务(任务优先级)

* OSTaskQuery ()获取任务信息(任务指针、保存数据结构指针)

************************************************************************************************

*/

/*

************************************************************************************************

* 时钟管理项 (TIME MANAGEMENT)

*

* OSTimeDly ()任务延时函数(时钟节拍数)

* OSTimeDlyHMSM ()将一个任务延时若干时间(设定时、分、秒、毫秒)

* OSTimeDlyResume () 唤醒一个用OSTimeDly()或OSTimeDlyHMSM()函数的任务(优先级)

* OSTimeGet ()获取当前系统时钟数值

* OSTimeSet ()设置当前系统时钟数值

************************************************************************************************

*/

/***********************************************************************************************

* 混杂函数定义

*

* OSInit()初始化UCOS-II函数

* OSIntEnter()中断函数正在执行

* OSIntExit() 中断函数已经完成(脱离中断)

* OSSchedLock() 给调度器上锁

* OSSchedUnlock() 给调度器解锁

* OSStart() 启动多个任务

* OSStatInit()统计任务初始化

* OSVersion() 获得版本号

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* 内部函数原型 INTERNAL FUNCTION PROTOTYPES

* 你在应用程序中不能使用它们 (Your application MUST NOT call these functions)

*

* OS_Dummy() 建立一个虚拟函数

* OS_EventTaskRdy() 使一个任务进入就绪态(OS_EVENT *pevent, void *msg, INT8U msk)

* OS_EventTaskWait() 使一个任务进入等待某事件发生状态(ECB指针)

* OS_EventTO()由于超时而将任务置为就绪态(ECB指针)

* OS_EventWaitListInit() 事件控制块列表初始化(事件控制块指针)

* OS_FlagInit() 初始化事件标志结构

* OS_FlagUnlink() 把这个OS_FLAG_NODE从事件标志组的等待任务链表中删除(OS_FLAG_NODE *pnode)

* OS_MemInit()初始化内存分区

* OS_QInit() 初始化事件队列结构

* OS_Sched() 任务调度函数

* OS_TaskIdle() 空闲任务函数(指向一个数据结构)

* OS_TaskStat() 统计任务(指向一个数据结构)

* OS_TCBInit()初始化任务控制块TCB(优先级指针、栈顶指针、栈底指针、任务标志符、

* 堆栈容量、扩展指针、选择项)

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*/

Linux内核设计与实现 十、内核同步方法

手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述

== 基础概念： ==

并发 ：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏观并行执行

竞态 ：并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量）的访问而导致的竟态状态。

临界资源 ：多个进程访问的资源

临界区 ：多个进程访问的代码段

== 并发场合： ==

1、单CPU之间进程间的并发 :时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。

2、单cpu上进程和中断之间并发 ：CPU必须停止当前进程的执行中断

3、多cpu之间

4、单CPU上中断之间的并发

== 使用偏向： ==

==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁最大的区别。==

信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock最大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠，因此会导致系统调度。

1、==用于进程与进程之间的同步==

2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==

3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和SMP下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；

4、不支持进程和中断之间的同步

5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==

6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）

==信号量加锁以及解锁过程：==

sema_init(&sp->dead_sem, 0)/ 初始化 /

down(&sema)

临界区代码

up(&sema)

==信号量定义：==

==信号量初始化：==

==dowm函数实现：==

==up函数实现：==

信号量一般可以用来标记可用资源的个数。

举2个生活中的例子：

==dowm函数实现原理解析：==

（1）down

判断sem->count是否 >0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem)

（2）__down

调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT)其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；

（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list)

把当前进程加入到sem->wait_list中；

（3）先解锁后加锁

进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schedule_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；

Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究

rk3288 原子操作和原子位操作

原子变量适用于只共享一个int型变量；

1、原子操作是指不被打断的操作，即它是最小的执行单位。

2、最简单的原子操作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)

==常见函数：==

==以atomic_inc为例介绍实现过程==

在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。

所以atomic_add的原型是下面这个宏：

atomic_add等效于：

result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）

注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中操作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。

（1）ldrex %0, [%3]

意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。

（2）add %0, %0, %4

result = result + i

（3）strex %1, %0, [%3]

意思是将result保存到&v->counter指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。

（4） teq %1, #0

测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）

（5）bne 1b

如果发现strex失败，从（1）再次执行。

Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，==自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的==，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源），一般应用在==中断上下文==。

1、spinlock是一种死等机制

2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等

3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；

4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；

==spinlock加锁以及解锁过程：==

spin_lock(&devices_lock)

临界区代码

spin_unlock(&devices_lock)

==spinlock初始化==

==进程和进程之间同步==

==本地软中断之间同步==

==本地硬中断之间同步==

==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==

==尝试获取锁==

== arch_spinlock_t结构体定义如下： ==

== arch_spin_lock的实现如下： ==

lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 <<TICKET_SHIFT（%4）

（1）ldrex %0, [%3]

把lock->slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。

（2）add %1, %0, %4

newval =lockval +（1<<16）相当于next+1；

（3）strex %2, %1, [%3]

newval =lockval +（1<<16）相当于next+1；

意思是将newval保存到 &lock->slock指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。

（4） teq %2, #0

测试strex是否成功

（5）bne 1b

如果发现strex失败，从（1）再次执行。

通过上面的分析，可知关键在于strex的操作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。

（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)

如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；

* （7）wfe()和smp_mb() 最终调用#define barrier() asm volatile ("": : :"memory") *

阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。

== arch_spin_unlock的实现如下： ==

退出锁时：tickets.owner++

== 出现死锁的情况： ==

1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。

2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。

== 如何避免死锁： ==

1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；

2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有

3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；

4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）

== rw（read/write）spinlock： ==

加锁逻辑：

1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入

2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；

3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；

4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==

== seqlock（顺序锁）： ==

加锁逻辑：

1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入

2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；

3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；

4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==

读写速度 ： CPU >一级缓存 >二级缓存 >内存 ，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；

mutex用于互斥操作。

互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）

1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展

性更好，

2、另外mutex数据结构的定义比信号量小、

3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex

4、不允许递归地加锁和解锁

5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。

• mutex必须使用官方API来初始化。

• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等

==常见操作：==

struct mutex mutex_1

mutex_init(&mutex_1)

mutex_lock(&mutex_1)

临界区代码；

mutex_unlock(&mutex_1)

==常见函数：==

=

.plg:编译器编译结果

.hex和.bin:可执行文件

.map和.lst:链接文件

.o：目标文件

.crf、.lnp、.d和.axf：调试文件

.opt：保存工程配置信息

.bak：工程备份文件

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