基于uCOS-II的网络协议栈设计
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呵呵。
考虑到咱们学习的完整性还是在这⾥唠叨⼀下。
让⼤家再熟悉⼀下。
⾼⼿们忍耐⼀下吧！ uC/OS II(Micro Control Operation System Two)是⼀个可以基于ROM运⾏的、可裁减的、抢占式、实时多任务内核，具有⾼度可移植性，特别适合于微处理器和控制器，是和很多商业操作系统性能相当的实时操作系统(RTOS)。
为了提供最好的移植性能，uC/OS II最⼤程度上使⽤ANSI C语⾔进⾏开发，并且已经移植到近40多种处理器体系上，涵盖了从8位到64位各种CPU(包括DSP)。
uC/OS II可以简单的视为⼀个多任务调度器，在这个任务调度器之上完善并添加了和多任务操作系统相关的系统服务，如信号量、邮箱等。
其主要特点有公开源代码，代码结构清晰、明了，注释详尽，组织有条理，可移植性好，可裁剪，可固化。
内核属于抢占式，最多可以管理60个任务。
µC/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 brosse 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。
µC/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。
基于uCOS_II的以太网移植实例
基于μC/OS_II的以太网移植实例目录第一章以太网移植准备工作 (2)1.1 硬件平台 (2)1.2 软件平台 (2)第二章以太网移植步骤 (4)2.1 文件结构以及文件说明 (4)2.2以太网文件移植 (5)2.3MDK中文件的导入 (5)2.4 程序中需要编辑的代码 (8)第三章以太网任务创建以及初始化流程 (11)3.1 以太网任务创建 (11)3.2 以太网初始化流程 (12)3.3 以太网数据收发流程 (12)第四章测试以太网连接以及任务间通信 (14)4.1Ping命令测试 (14)4.2 网络调试助手测试 (14)第一章以太网移植准备工作以移动基站的电表管理系统为背景，探讨基于μC/OS嵌入式系统的以太网移植方法。
移动基站电表管理系统终端的基本功能就是上位机通过以太网发送命令或数据给终端，终端收到后，再通过485通信对电表执行相应的动作，最后，终端把得到的信息处理后再次通过以太网上传回来。
这里重点是把以太网协议栈移植到程序中来，以创建一个以太网通信任务。
1.1 硬件平台硬件平台是主芯片为STM32F107VC的金牛开发板，开发板上已集成有以太网功能模块和RS485功能模块。
只是在开发板上RS-485与RS-232接口共用了微处理器的接收串口，需要设置JP4，且配置为1-2，如表1.1所示。
金牛开发板支持两种以太网接口模式，一种是MII接口模式，另一种是RMII接口模式。
这里选用MII接口模式，根据表1.2对跳线JP2、JP6、JP7、JP8、JP12进行相应的配置。
1.2 软件平台软件平台为RVMDK软件。
RVMDK是由ARM编译器RVCT与Keil的工程管理、调试仿真工具集成，RVMDK是业界最好的Cortex-M3开发工具之一，它拥有流畅的用户界面与强大的仿真功能，是一款非常强大的ARM微控制器开发工具。
移植前需要熟悉RVMDK软件的使用。
移植过程中需要用到如图1.1和图1.2所示文件，一个是基于μC/OS_II的移动基站电表管理系统终端程序，另一个是基于μC/OS_II系统以太网移植文件。
基于STM32与Lwip协议栈的高效通信技术
址冲突而无法正常工作，可读取 STM32 内部 的唯一 ID 为 MAC 地址。Lwip 的初始化代码 如下：
void LwIP_Init(void){ uint8_t macaddress[6]={0}; // 获 取
方式，使用 UDP 协议服务端进行
主 从 式 通 信， 有 效 解 决 了 插 拔 重
连， 一 对 多 通 信， 从 而 实 现 高 效
通 信 技 术， 经 过 测 试， 丢 包 率 基
本为 0%，有效降低单片机资源与
通 信 延 迟， 并 提 高 了 通 信 稳 定 可
靠 性， 在 工 业 通 信 领 域 有 广 泛 应
STM32 的 ID 后 32 位 作 为 MAC 地 址 后 三 字 节
u32 sn0=*(vu32*)(0x1FFFF7EC); macaddress[0]=2;// 高 三 字 节， 地 址 固 定 为 :2.0.0
macaddress[3]=(sn0>>1[4]=(sn0>>8)&0XFF;; macaddress[5]=sn0&0XFF; mem_init(); // 初始化动态内存 memp_init();// 初始化内存池 // 分别设置 IP 地址、子网掩码和网 关 IP4_ADDR(&ipaddr, ip[0], ip[1], ip[2], ip[3]); IP4_ADDR(&netmask, netmask[0], netmask[1], netmask[2], netmask[3]);
2 系统软件设计
本系统软件部分采用了 UCOS 操作系统 下移植了 LWIP 协议栈，利用 STM32F107 自 带的 DMA+ETH 中断实现快速高效传输，同 时采用 UDP 服务器模式进行通信，从而实现 工业上的高效通信，系统的 Lwip 通信程序流 程图如 1 所示。
一步步移植uCOS-IIandLwIP（一）
一步步移植uCOS-IIandLwIP（一）STM32F103ZE下移植uCOS-II and LwIP 汇总本文主要记录嵌入式实时操作系统uCOS-II（Ver 2.85）和轻量型TCP/IP协议栈LwIP（Ver 1.4.1）在32bit单片机STM32F103ZE上的移植过程，并列举几个simple examples说明两者工作原理。
本文的叙述原则是“用到什么知识点，就查阅相关资料”，对于其它延伸知识点不再概述。
所需物资：- 硬件开发平台，本平台网卡为DM9000A- uCOS-II（Ver 2.85）源码，可直接从Micrium官网下载uCOS 在cortex-M3上的移植例程uCOSII-ST-STM32F103ZE-SK - LwIP（Ver 1.4.1）源码，下载链接LwIP1.4.1一、Lwip移植TCP/IP协议分为网络链路层、网络层、传输层和应用层四个部分，网络链路层主要涉及底层硬件驱动的编写，另外三个上次协议一般采用协议栈的方式软件实现。
要实现与其它网络设备通信，首当其冲的是要移植好底层网卡驱动。
LwIP协议栈已经为我们提供了网络链路底层接口，我们要做到主要工作涉及到以下几个方面：- 单片机与网卡DM9000芯片的通信；- 完善LwIP协议栈文件ethernetif.c接口函数，该部分的难点在于实现LwIP规定的struct pbuf类型的数据包与网卡数据之间相互转换；- 上层软件协议的simple explain；1、网卡DM9000底层驱动的编写首先查阅DM9000的Datasheet（建议直接从芯片官网上查找，一般会有该芯片的Application note or Demo）本文主要是运用DM9000的16-bit mode，其总线形式类似与intel 8080总线，涉及读写指令和数据的控制引脚为CS#、IOW#、IOR#、CMD，数据总线引脚SD0~SD15，中断引脚INT。
ucos+lwip应用心得
ucos+lwip应用心得UC/OS和lwIP是两个广泛应用于嵌入式系统中的软件库，UC/OS是一种实时操作系统，而lwIP是一种轻量级的TCP/IP协议栈。
在将它们应用到嵌入式系统中时，我得到了一些经验和教训，下面是我总结的一些心得。
首先，对于UC/OS的应用，我发现了以下几点。
首先，UC/OS的任务调度机制相对简单，只有优先级调度，因此在设计任务时要注意任务的优先级设置，以确保高优先级任务能够及时响应。
其次，UC/OS提供了一些常用的同步和通信机制，如信号量、消息队列等，可以有效地实现不同任务之间的协作。
最后，在多任务编程中，要注意避免资源竞争和死锁等问题，可以使用UC/OS提供的互斥锁和事件标志等机制来解决。
对于lwIP的应用，我也有一些心得体会。
首先，lwIP提供了一套完整的TCP/IP协议栈，具有较小的内存占用和较高的性能，适用于嵌入式系统的资源受限环境。
在使用lwIP时，需要根据系统资源的情况进行相应的配置，以减小内存占用并提高性能。
其次，lwIP支持多种网络接口和协议，如以太网、PPP等，可以根据实际需求选择适当的接口和协议。
最后，在使用lwIP时，要注意处理网络异常和错误，如连接断开、超时等情况，可以通过适当设置超时时间和错误处理机制来增加应用的稳定性。
综上所述，UC/OS和lwIP是在嵌入式系统中广泛应用的软件库，它们分别提供了实时操作系统和TCP/IP协议栈的功能。
在使用它们时，需要注意任务调度、资源竞争、网络配置等问题，以提高应用的性能和稳定性。
通过对UC/OS和lwIP的深入理解和实践，可以更好地应用它们到项目中，完成嵌入式系统的开发。
嵌入式操作系统_第7章 ucOS-II - 任务的同步互斥通信
IO)N；SO当就T_函8SE任绪USV数e务状EmON等P态S的TeS待n。e*返dmp的允如ePv回o时许果esnt间用值t参(/超参数/为信过数ti号已mttii量emmo创eeu的ootu被u建指tt时设设针的可置置信以一为结个0号，束等量则等待表的待时明状间指任态的针务而限。的进制入，等
待时间为无限长。 调用函数成功后，函数返回值为OS_ON_ERR，否则会根据具体 错误返回OS_ERR_EVENT_TYPE、OS_SEM_OVF。
函块以8 位IO)表数，N；至函vOS赋o明TO把S_占数i8低号号优_EdS这以U成EMVO用O８ 先为值V是ESu员pOS这ENtMre无位级（M一SiNOTxo个uMTuCS个t效和（反该*te资uEre*pxet互xvpee）高转值Pa欲源Pevxete斥enevePn的，８现为(提ntneodT型dnts()y其t高位象0t从升,)p/信(/x的e他(/互/空８两而F赋互的号原任F斥事位部要斥以量时优型务型件型常用分提，为，先释信控信数然：来：升放信号级制号后O了存低的量号别S块量再该指_放８优为链指E）把信针V为位先有针表成，E号N了用级获效员量低T取避来别O_，。8TS一免存pY否位ErPv个i出放则oeE赋n。事_t现信M信C以件nUt常控的TE制数高X
ucos-ii的工作原理
ucos-ii的工作原理自我感觉对ucos-ii已经很熟悉了，但是在一次面试的时候，被问及ucos的工作原理，却不知道怎么叙说，从那叙说，恨啊现在网络上搜了一篇，感觉写的蛮好的，借用一下，留作以后回顾（具体作者不详，所以无法署其姓名，望原创见谅）。
uC/OS-II是一种基于优先级的可抢先的硬实时内核。
要实现多任务机制,那么目标CPU必须具备一种在运行期更改PC 的途径,否则无法做到切换。
不幸的是,直接设置PC指针,目前还没有哪个CPU支持这样的指令。
但是一般CPU都允许通过类似JMP,CALL这样的指令来间接的修改PC。
我们的多任务机制的实现也正是基于这个出发点。
事实上,我们使用CALL指令或者软中断指令来修改PC,主要是软中断。
但在一些CPU上,并不存在软中断这样的概念,所以,我们在那些CPU上,使用几条PUSH指令加上一条CALL指令来模拟一次软中断的发生。
在uC/OS-II里,每个任务都有一个任务控制块(Task Control Block),这是一个比较复杂的数据结构。
在任务控制快的偏移为0的地方,存储着一个指针,它记录了所属任务的专用堆栈地址。
事实上,在uC/OS-II内,每个任务都有自己的专用堆栈,彼此之间不能侵犯。
这点要求程序员在他们的程序中保证。
一般的做法是把他们申明成静态数组。
而且要申明成OS_STK类型。
当任务有了自己的堆栈,那么就可以将每一个任务堆栈当前位置，记录到前面谈到的任务控制快偏移为0的地方。
以后每当发生任务切换,系统必然会先进入一个中断,这一般是通过软中断或者时钟中断实现。
然后系统会先把当前任务的堆栈地址保存起来,紧接着恢复要切换的任务的堆栈地址。
由于所要切换的任务堆栈里一定也存的是地址（还记得我们前面说过的,每当发生任务切换,系统必然会先进入一个中断,而一旦中断CPU就会把地址压入堆栈）,这样,就达到了修改PC为下一个任务的地址的目的。
uCOS-II移植总结
u C/OS-II移植总结RTOS移植牵涉到软件平台—编译器、硬件平台—CPU，移植前需要了解CPU及编译器的一些基本特点。
1、编译器a、堆栈运行原理本次移植的软件平台为CodeVision编译器，它的堆栈由两部分组成：硬件堆栈（HardStack）用来保存中断及函数调用的返回地址，它的大小将影响函数调用嵌套的深度，实际大小应根据中断及函数嵌套的深度来决定，并留有一定的裕度。
硬件堆栈由CPU中的指针SP实现。
软件堆栈（SoftStack）用来分配局部变量及传递参数。
在此次移植中，由CPU中的Y指针模拟实现。
b、堆栈指针所指向的单元是否为可用单元大多数编译器生成的代码，其堆栈指针所指向的单元为可用单元，也就是说在将数据压入堆栈前不用再调整堆栈指针，堆栈指针在上一次使用完后已经调整好了。
前面所说的硬件堆栈（HardStack）即为这种类型。
还有一种堆栈，其指针所指向的单元为不可用单元，在向堆栈压入数据前需调整堆栈指针，软件堆栈（SoftStack）即为这种类型。
软件堆栈设计为这种形式完全是为了适应A VR指令和软件堆栈增长方向与硬件堆栈增长方向相同。
软件堆栈（SoftStack）由Y指针模拟实现，但在A VR的指令集中只有：LD Rd,Y+ LD Rd,–Y ST Y+,Rr ST –Y,Rr要实现向下增长的堆栈就只能使用ST –Y,Rr和LD Rd,Y+。
指针指向的单元已压入数据，因此使用前需调整指针，而ST –Y,Rr正好能完成这个动作。
c、多字节变量在宽度为单字节的存储器中的分配规则多字节变量指定义为int、long int、float、double等类型的变量。
在CodeVision编译器遵循的原则是：变量低字节部分分配在内存的低地址单元，变量高字节部分分配在内存高地址单元。
如：int a a为双字节变量，其低字节保存在内存的0x24H，则高字节保存在内存的0x25H。
了解这些变量在内存中存储形式是为了能够在在线汇编中正确操作它们。
uip在单片机上的移植精讲
第一章基于单片机的网络编程概述随着网络技术的迅猛发展，Internet已经走进千家万户，越来越多的人拥有了随时随地上网的条件，享受着网络带来的方便快捷的生活。
同时，随着嵌入式控制技术的成熟，网络也逐步与之结合，深入到工业、楼宇、家居智能化等领域，实现远程数据采集、远程控制等功能。
网络化已经成为新一代嵌入式系统发展的一个重要趋势。
试想不久的将来，坐在办公室的电脑前就能查看和控制家里的门窗和灯的状态，甚至可以在下班时把家里配好汤料的电饭煲打开，到家就能闻到扑鼻而来的香味了。
盛行全球的Internet网络是基于TCP/IP协议族为基础组建的，TCP/IP是网络通讯系统互联的事实标准。
研究嵌入式系统的网络化，就要先从TCP/IP的概念入手。
1．1 TCP/IP的概念及分层结构TCP/IP协议是传输控制协议的简称，它实际上是一个协议族，包括许多相关协议。
其中最核心的协议是IP（网际协议）和TCP（传输控制协议），其它还包括ARP（地址解析协议）、RARP（逆地址解析协议）、ICMP（Internet控制报文协议）、UDP（用户数据报协议）、IGMP（Internet组管理协议）、DNS（域名系统）、TFTP（简单文件传送协议）、BOOTP（引导程序协议）、SNMP（简单网络管理协议）、Telnet（远程控制协议）、FTP（文件传送协议）、SMTP（简单邮件传送协议）等重要协议。
并且，随着网络技术的发展，还会不断有新的协议加入到TCP/IP协议族。
这些协议规范了不同的场景下的网络互连，实际应用中可以根据系统的需要使用其中的一些协议。
从TCP/IP协议的数量就可以看出，Internet网络是一个比较复杂的系统，能适配多种应用场景，根据使用协议的不同而实现不同的功能。
为了降低网络设计的复杂性，设计者将以分层的方式组织TCP/IP协议，每一层可能包括不同通信服务的多种协议。
从最底层的硬件开始，每一层都建立在其下一层的基础上，并负责向其上一层提供服务。
基于uCOS-II 的网络通信设计与实现
基于uCOS－II 的网络通信设计与实现发表时间：2011-01-10T14:21:20.397Z 来源：《学园》2010年10月下期供稿作者：刘晓刘勇[导读] PC 机的本地ARP 缓存中没有目标板的IP－MAC 地址映射关系（192.192.192.200 与00－06－98－01－7e－8f）。
刘晓重庆通信学院刘勇大连理工大学【摘要】本题目采用以S3C44B0X 作为主处理器的EDUKIT－III 硬件平台，系统的软件平台采用嵌入式uCOS－II 操作系统。
该操作系统已经被成功地移植到了ARM 处理器上，并且在uCOS－II 上移植了嵌入式TCP/IP 协议栈LwIP，同时实现了开发平台上网卡cs8900a 的驱动程序。
【关键词】嵌入式系统 uCOS－II cs8900a 协议栈【中图分类号】TP39 【文献标识码】A 【文章编号】1674－4810（2010）10－0018－02一 uCOS－II 实时操作系统 uCOS－II 是专门为嵌入式应用设计的实时操作系统内核，它具有以下几个优点：源代码公开，代码结构清晰，注释详尽，可移植性好，可方便裁减，最多可以开启60 个任务。
对uCOS－II 的移植实际上是对与处理器有关的代码进行重写或修改。
移植工作包括以下几个内容：基本的配置和定义（OS_CPU.h）、移植OS_CPU_C.C 标准C 代码文件、移植OS_CPU_A.ASM 汇编代码文件。
二嵌入式协议栈LwIP LwIP 是TCP/IP 协议栈的一种实现。
LwIP 的主要目的是减少存储器利用量和代码尺寸，使LwIP 适合应用于小的、资源有限的处理器如嵌入式系统。
为了减少处理器和存储器要求，LwIP可以通过不需任何数据拷贝的API 进行裁减。
完成LwIP 在uCOS－II 上的移植就是要调用uCOS－II 的函数实现系统的初始化、任务的同步、时间管理和内存管理几个部分的功能。
（1）uCOS－II 系统相关头文件的修改是为了与CPU相关的定义相匹配，修改例如字节的长度、字的高低位顺序的定义等；（2）利用uCOS－II 操作系统的函数完成LwIP 中信号量、消息队列、定时器和线程创建等功能的封装。
教案-IUCS接口与协议栈-控制面
IUCS接口与协议栈的控制面部分一、教学目标：理解IU-CS接口掌握IU-CS接口协议栈的控制面部分二、教学重点、难点：重点掌握IU-CS接口协议栈的控制面部分三、教学过程设计：从无线网络拓扑引出IU-CS接口，从地面接口通用协议模型引出IU-CS协议栈及控制面部分。
1.IU-CS接口：从无线接入侧看, 整个WCDMA系统由3部分组成: 核心网子系统(CN) 、无线网络子系统(RNS) 和用户设备(UE) 。
核心网(电路域、分组域) 处理WCDMA系统内语音呼叫和数据连接与外部网络的交换和路由。
无线网络子系统处理所有与无线有关的功能。
无线网络子系统又包括无线网络控制中心(RNC)和收发信基站(Node B ) 两个实体。
无线网络内部接口包括RNC之间的接口( Iur接口) 和NodeB、RNC之间的接口( Iub接口) 两种接口。
Iur接口是RNC用于同其他RNC进行信令和数据交互的接口; Iub接口用于RNC和Node B 相连的接口。
这两种接口是WCDMA 无线网络子系统(RNS) 之间互联的纽带, 都是标准接口, 可以实现不同厂商的设备互连, 同时, 接口的开放性使组网方式变得非常灵活。
UE是用户终端设备, 通过Uu接口(无线接口) 与网络设备进行交互, 为用户提供电路域和分组域的各种业务功能, 包括话音业务、多媒体业务、定位业务、智能业务、Internet业务等。
无线网络子系统接口可以分为两大类：地面接口和空中接口。
其中，地面接口包含Iu、Iub、Iur接口，它们有通用的协议模型；空中接口Uu有单独的协议模型。
其中Iu-CS与Iu-PS分别用于将UTRAN连接至电路交换（CS）CN和连接至分组交换（PS）CN。
Iu-PS是与分组域（PS）核心网之间的接口；Iu-CS是与电路域（CS）核心网之间的接口。
2.IU-CS接口协议栈：UTRAN地面接口通用协议模型如所示。
接口协议分为两层二平面。
μCOS
μC/OS-II在S3C44BOX处理器上的移植- ET电子技术网::因此，对μC/OS-II实时操作系统的学习研究、开发、应用具有重要意义。
Samsung S3C4 4B0X 微处理器是三星公司专为手持设备和其它嵌入式应用提供的高性价比的微控制器解决方案。
它使用ARM公司的16位/32位RISC结构，内核是ARM7TDMI，工作在66MHz，片上集成了/html/dianzhijxwz/qianrushixitong/ARMxilie/20070105/101.htm lAnalysiS of Porting c／0s-i I to SkyEye 宋凯熊海泉严丽平Song Kai ::ARⅥ系列的处理器当前有ARbi7、ARM9、ARMgE、ARMIO等多个产品，此~bARM公司合作伙伴，例如Intel也提供基于XScale微体系结构的 S 4 结束语文件的移植，这个文件的实现集中体现了所要移植到处理器uC／OS-II作为一个优秀的实时操作系统已经被移植到各的/content/tp/97497a/2004/000/012/gc127_tp3_12188625.pdf摘要：本文介绍了基于ARM微处理器的µC/OS-II的移植，并对其进行扩展，主要包括内核、lwip、µC/GUI的移植。
关键字：微处理器; µC/OS-II;LWIP TCP/IP协议栈; µC/GUI嵌入式图形用户接口; 实时操作系统0 概述嵌入式操作系统µC/OS-II是一个公开源代码的占先式多任务的微内核RTO S，其特点可以概括为以下几个方面：公开源代码，代码结构清晰、明了，注释详尽，组织有条理，可移植性好，可裁剪，可固化。
内核属于抢占式，最多可以管理60个任务。
目前国内对µC/OS-II的研究和应用都很多。
只要买一本书就可获得源代码，对学校和教育的使用完全免费，商业应用的费用相对也很低。
06-uCOS-II-uCLinux
1.3、µC/OS-II的内核：任务间通信与同步
µC/OS-II提供的信号量管理的基本函数如下： OSSemCreate() 用于建立信号量，并对信号 量赋0到65535之间的一个数为其初值。 OSSemDel() 用于删除一个信号量。 OSSemPend() 用于等待即申请一个信号量， 对信号量进行减1操作。 OSSemPost() 用于释放一个信号量，对信 号量进行加1操作。若加1后的信号量小于或等于0， 则说明有任务在等待该信号量，故OSSemPost()还 需要唤醒一个处于等待该信号的其它任务。
1.3、µC/OS-II的内核：内存管理
• 用户需要动态分配内存时，可选择一个适当的分 区，按块来进行内存分配。释放内存时将该块放 回它以前所属的分区，这样就能有效解决内存碎 片问题。
• 同时，每次调用malloc()和free()分配和释放的都是 整数倍的固定大小内存块，这样执行时间就可以 确定了。 • µC/OS-II 对内存的管理是通过内存控制块MCB （memory control blocks）数据结构来进行的，每 个内存分区都有属于自己的内存控制块。
1.3、µC/OS-II的内核：任务管理
推荐的任务函数形式：
void task （ void* pdata ） { INT8U err； InitTimer（）； For（ ；； ） { … OSTimeDly（1）； } }
// 可选
//应用程序代码 // 可选
1.3、µC/OS-II的内核：任务管理
• 这里的信号（signal）被看成是事件（event），如 信号量、邮箱、消息队列等。 • µC/OS-II系统中提供了数据结构――事件控制块 （ECB）来实现信号量、邮箱、消息队列的管理。
嵌入式实时操作系统ucosii
医疗电子
ucosii在医疗电子领域 中应用于医疗设备、监
护仪、分析仪等。
物联网
ucosii在物联网领域中 应用于传感器节点、网
关、路由器等设备。
02
ucosii的体系结构与内核
任务管理
任务创建
ucosii提供了创建新任务的函数，如 OSTaskCreate()，用于创建新任务。
任务删除
ucosii提供了删除任务的函数，如 OSTaskDelete()，用于删除不再需要的任 务。
时间管理
01
02
03
时间节拍
ucosii通过定时器产生固 定时间间隔的节拍信号， 用于任务调度和时间管理 。
超时处理
ucosii支持超时机制，当 某个任务等待时间超过预 定阈值时触发相应的处理 函数。
时间函数
ucosii提供了一系列时间 函数，如OSTimeDly()、 OSTimeTick()等，用于时 间相关的操作和控制。
智能家居
ucosii适用于智能家居领域，可应用于 智能家电控制、家庭安全监控等场景。
02
03
医疗电子
ucosii适用于医疗电子领域，如医疗设 备控制、病人监控等，其可靠性和实 时性为医疗系统提供了有力保障。
THANKS。
应用软件的开发
任务管理
在UCOSII中，任务是用来实现应用程序功能的。在进行应用软件的开发时，需要创建和管理任务。这包括任务的创 建、删除、挂起和恢复等操作。
任务间通信
为了实现任务间的协同工作，需要进行任务间通信。UCOSII提供了信号量、消息队列、互斥量等机制来实现任务间 通信。在进行应用软件的开发时，需要利用这些机制来实现任务间的同步和数据交换。
嵌入式实时操作系统1
嵌入式实时操作系统嵌入式实时操作系统(Embedded Real-time Operation System，RTOS)。
1 嵌入式实时操作系统概念当外界事件或数据产生时，能够接受并以足够快的速度予以处理，其处理的结果又能在规定的时间之内来控制生产过程或对处理系统作出快速响应，并控制所有实时任务协调一致运行的嵌入式操作系统。
2 嵌入式实时操作系统特点1）多任务；2）有线程优先级3）多种中断级别3 嵌入式实时操作系统应用在工业控制、军事设备、航空航天等领域对系统的响应时间有苛刻的要求，这就需要使用实时系统。
采用嵌入式实时操作系统(简称RTOS)能够支持多任务，使得程序开发更加容易，便于维护，同时能够提高系统的稳定性和可靠性。
4 实时操作系统的必要性：首先，嵌入式实时操作系统提高了系统的可靠性。
其次，提高了开发效率，缩短了开发周期。
实时操作系统的优缺点：在嵌入式实时操作系统环境下开发实时应用程序使程序的设计和扩展变得容易，不需要大的改动就可以增加新的功能。
通过将应用程序分割成若干独立的任务模块，使应用程序的设计过程大为简化；而且对实时性要求苛刻的事件都得到了快速、可靠的处理。
通过有效的系统服务，嵌入式实时操作系统使得系统资源得到更好的利用。
但是，使用嵌入式实时操作系统还需要额外的ROM/RAM 开销，2~5% 的CPU 额外负荷，以及内核的费用。
5 实时系统与非实时系统的根本区别实时系统与非实时系统的根本区别在于：实时系统具有与外部环境及时交互作用的能力。
也就是说实时系统从外部获取信息以及系统得出结论要在很短的限制时间内完成。
它具有嵌入式软件共有的可裁剪、低资源占用、低功耗等特点；实时任务之间可能还会有一些复杂的关联和同步关系，如执行顺序限制、共享资源的互斥访问要求等。
实时操作系统所遵循的最重要的设计原则是：采用各种算法和策略，始终保证系统行为的可预测性(predictability)。
可预测性是指在系统运行的任何时刻，在任何情况下，实时操作系统的资源调配策略都能为争夺资源(包括CPU、内存、网络带宽等)的多个实时任务合理地分配资源，使每个实时任务的实时性要求都能得到满足。
uCOS-II嵌入式操作系统介绍与移植
OSStartHighRd
1、该函数是在OSStart函数中调用 2、负责从最高优先级任务的TCB中获得该任务的堆
栈指针sp，并依次将cpu现场恢复，这时系统就将 控制权交给用户创建的该任务进程，直到该任务被 阻塞或者被其他更高优先级的任务抢占cpu 3、该函数仅在多任务启动时被执行一次，用来启 动之前创建的第一个，也就是最高优先级的任务执 行
3、可从网站上获 得全部源码及其在各种体系结构平 台上的移植范例。
uC/OS-II特点
1、uC/OS-II内核具有可抢占的实时 多任务调度功能
2、提供了许多系统服务，如信号量、 消息队列、邮箱、内存管理、时间 函数等
3、这些功能可以根据不同的需求进 行裁减。
uC/OS-II的移植
ARM处理器相关宏定义
1、退出临界区
#defineOS_ENTER_CRITICAL() ARMDisableInt()
2、进入临界区
#defineOS_EXIT_CRITICAL() ARMEnableInt()
堆栈增长方向
1、堆栈由高地址向低地址增长，这个也 是和编译器有关的，当进行函数调用时， 入口参数和返回地址一般都会保存在当 前任务的堆栈中，编译器的编译选项和 由此生成的堆栈指令就会决定堆栈的增 长方向。
#define OS_STK_GROWTH 1
OS_CPU.c的移植
1、任务堆栈初始化 2、系统hook函数 3、中断级任务切换函数
任务堆栈初始化OSTaskStkInit
1、由OSTaskCreate或OSTaskCreateExt调用 2、用来初始化任务的堆栈并返回新的堆栈指针stk。
退出/进入临界区函数 ARMDisableInt/ARMEnableInt
ucos-ii工作原理
ucos-ii工作原理uC/OS-II（Micro C/Operating System-II）是一种用于嵌入式系统的实时操作系统。
它的工作原理可以简单归纳为以下几个步骤：1. 任务管理：uC/OS-II使用优先级调度算法管理多个任务。
每个任务都有一个优先级，高优先级的任务会优先执行。
uC/OS-II通过一个任务控制块（TCB）来管理每个任务的信息，包括任务的状态、堆栈信息、优先级等。
2. 中断处理：uC/OS-II可以处理多种类型的中断。
当发生中断时，uC/OS-II会根据中断类型进行相应的处理，并且可以自动切换到中断服务程序（ISR）进行执行。
中断服务程序中的代码通常是短小且高效的，用于处理特定的中断事件。
3. 任务切换：uC/OS-II使用抢占式的任务调度方式，因此任务切换可以发生在任何时刻。
当一个任务的时间片用尽或者有更高优先级的任务需要执行时，uC/OS-II会保存当前任务的上下文信息，并切换到下一个任务的执行。
任务切换时，uC/OS-II会保存当前任务的栈指针等信息，并从下一个任务的栈指针中恢复相应的上下文，以使下一个任务继续执行。
4. 事件同步：uC/OS-II提供了多种事件同步机制，如信号量、事件标志、消息邮箱等，用于任务之间的同步和通信。
这些机制可以帮助任务之间按照一定的顺序进行执行，实现数据共享和互斥访问等功能。
5. 内存管理：uC/OS-II提供了内存管理功能，可以动态分配和释放内存块。
这种内存管理机制可以帮助节省内存空间，提高系统的效率。
总而言之，uC/OS-II通过任务管理、中断处理、任务切换、事件同步和内存管理等机制，实现了对嵌入式系统的实时调度和资源管理，以提供稳定、可靠的操作系统支持。
uCOS-II多任务编程设计
在基于实时操作系统的应用程序设计中，任务设计是整个应用程序的基础，其他软件设 计工作都是围绕任务设计来展开，任务设计就是设计“任务函数”和相关的数据结构。
4.1 任务函数的结构
在用户任务函数中，必须包含至少一次对操作系统服务函数的调用，否则比其优先级低 的任务将无法得到运行机会，这是用户任务函数与普通函数的明显区别。任务函数的结构按 任务的执行方式可以分为三类：单次执行类、周期执行类和事件触发类，下面分别介绍其结 构特点。
程序清单 L4-4 用创建任务的方式启动任务
void TaskKey (void *pdata)
//键盘任务函数（示意）
{
INT8U key; for (;;)
//无限循环，也可用 while (1)
{ key=keyin();
//获取按键操作信息
switch (key)
{ case KEY_SUART:
}
单次执行的任务函数由三部分组成：第一部分是“进行准备工作的代码”，完成各项准 备工作，如定义和初始化变量、初始化某些设备等等，这部分代码的多少根据实际需要来决 定，也可能完全空缺。第二部分是“任务实体代码”，这部分代码完成该任务的具体功能， 其中通常包含对若干系统函数的调用，除若干临界段代码（中断被关闭）外，任务的其它代 码均可以被中断，以保证高优先级的就绪任务能够及时运行。第三部分是“调用任务删除函 数”，该任务将自己删除，操作系统将不再管理它。
pdata = pdata; 串行口初始化；
//串行口发送任务（示意）
-3-
组织发送帧； 数据指针初始化； 发送数据； OSTaskDel (OS_PRIO_SELF); //删除自己 }
采用“任务创建”的方式来启动任务，可以省略用通信手段触任务的麻烦，还可以通
如何设置ucosii任务堆栈大小
详解μC/OS-II如何检测任务堆栈实际使用情况——即如何设置ucosii任务堆栈大小不少屌丝同学都有类似经历吧，在使用ucosii创建任务时，关于任务堆栈大小设为多大合适搞的不清不楚，郁闷之下就随便整个数，比如就1024吧，呵呵，反正也没见得出问题，那就不多想了。
我想大多数同学都是这样做的吧。
这样只是因为在一般情况下，1024确实已经足够大了，堆栈溢出的可能性很小而已。
那么，如果你任务实际使用率只有很小的百分之几，一旦被你知道了，你会痛心不？我想你不痛心，μC/OS-II也会痛心的，它会觉得这个coder真是浪费啊，哈哈！顺便提醒下大家，堆和栈是完全不同的两个概念，出于国内习惯，还是称之为堆栈罢了！下面，我就来告诉大家怎么知道运行中任务的堆栈实际使用情况，然后就知道应该分配多少堆栈大小合适了！开始正题。
1、首先需要知道，μC/OS-II中创建任务的函数有两个:OSTaskCreate()和OSTaskCreateExt()（1）OSTaskCreate()//创建普通任务由于重点在下面的创建扩展任务函数，故本函数就不多说了！确实，要想实现检测目标任务栈实际使用情况的功能，是不能使用这个函数来创建目标任务的，必须使用OSTaskCreateExt()。
（2）OSTaskCreateExt()//创建扩展任务函数接口原型为：#if OS_TASK_CREATE_EXT_EN>0INT8U OSTaskCreateExt(void(*task)(void*pd),//建立扩展任务(任务代码指针void*pdata,//传递参数指针OS_STK*ptos,//分配任务堆栈栈顶指针INT8U prio,//分配任务优先级INT16U id,//(未来的)优先级标识(与优先级相同)OS_STK*pbos,//分配任务堆栈栈底指针INT32U stk_size,//指定堆栈的容量(检验用)void*pext,//指向用户附加的数据域的指针INT16U opt//建立任务设定选项)#endif2、其次需要知道μC/OS-II中有这么个函数：OSTaskStkChk()不错，检测任务堆栈实际使用情况正是用的这个函数，下面来本函数的接口原型：INT8U OSTaskStkChk(INT8U prio,//待测任务的优先级OS_STK_DATA*pdata//指向一个类型为OS_STK_DATA的结构体)3、再次需要知道一个结构体：#if OS_TASK_CREATE_EXT_EN>0typedef struct{INT32U OSFree;//堆栈中未使用的字节数INT32U OSUsed;//堆栈中已使用的字节数}OS_STK_DATA;#endif参数:prio为指定要获取堆栈信息的任务优先级，也可以指定参数OS_PRIO_SELF，获取调用任务本身的信息。
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【原创】LWIP-1.2.0+RTL8019+uC/OS-II--理论篇2007年10月22日13:39:31 作者：Small.Box最近有些网友，问我有关LWIP+RTL8019+UC/OS-II整体移植的思路和RTL8019的驱动程序该如何添加进去，网上的确有很多资料都是有关RTL8019的驱动程序，可是总有人会把共享出来的程序动动手脚，导致拿来后未必好用。
要么你就共享出来好用的，别做手脚，要么你就干脆别拿出来，要不大家用起来是何等的不方便。
好久都没有来我的博客更新了，最近的公司的工作比较忙，导致好久没有更新文章，这里就奉献一篇有点含量的文章吧，其中有些RTL8019的资料说明，是摘抄自网上，驱动程序和移植在LWIP里面的都是本人的程序，保证好用！下面开始介绍RTL8019这个以太网芯片：1.芯片特性100－pin PQFPRTL8019AS 软件兼容（软件兼容8 位和16 位的NE2000）支持pnp 自动检方式（RTL8019AS 唯一的）支持以太网II 和IEEE802.3 10Base5，10Base2，10BaseT支持微软jumper 和jumperless 模式的即插即用配置支持full－duples 以太网到两倍频带宽支持三种省电模式――睡眠模式――内部时钟运行――内部时钟停止改善效率的内置数据先取功能支持UTP，AUI 和BNC 自动检测（RTL8019AS 唯一的）支持10BaseT 的自动极性改正支持8 条IRQ 总线支持16 条I/O 基本地址选项和额外I/O 地址输入输出完全解码方式（RTL8019AS 唯一的）支持到BROM 的16k，32k，64k 和16k－page 方式（到256 页有16k 字节/页）支持BROM 删除程序后释放内存支持存储器瞬时读写（RTL8019AS 唯一的）16kSRAM(RTL8019AS 唯一的)使用9346（64×16－bit EEPROM）存储资源配置和ID 参数为了制造便利有规划空白9346 的能力支持可编程输出的4－诊断LED2, 芯片概述【以下摘抄自互联网，翻译未必正确】RTL8019AS 是高度集成以太网控制器，它能够简单的解答即插即用NE2000兼容适配器，这种适配器具有二重和功率下降特性。
通过三电平控制特性，RTL8019AS 是已制的对网络设备GREEN PC 理想的选择。
全二重功能能够模拟传播和接收在双绞线到全二重以太网交换机。
这个特性不仅强带宽从10 到20MBPS，而且避免了由于以太网频道争夺特性导致的读出多路存取协议的问题。
微软公司的即插即用功能能减轻用户较差的营业收入而注意适配器资源，如IRQ,输入输出，和存储器地址等等。
然而，为了特殊的应用而得不到即插即用功能的兼容性，RTL8019AS 支持JUMPER 和JUMPERLESS 选项。
为了提供完全解决即插即用方案，RTL8019AS 在集成10BASET 收发器，BNC,和AUI 接口之间的自动检测功能。
此外，8 条IRQ 总线和16 条基本地址总线为大资源情况下提供了宽松的环境。
RTL8019AS 支持16k，32k，和64k 字节BROM 和闪存接口。
它仍然提供页面模式功能，这种功能能支持在仅16k 字节内存系统空间下的4M 字节的BROM.此外，BROM 的无用命令被用来释放BROM 内存空间。
RTL8019AS 用16k 字节SRAM 设计在单片芯片上，它的设计不仅提供了更多友好的功能，而且节省了SRAM 存储资源。
3.基本寄存器介绍reg00命令寄存器：CR，command register，地址偏移量00H，为一个字节PS1和PS0这两个位用来选择寄存器页,PS1 PS0=00时选择寄存器页0,=01时选择寄存器页1, =10时选择寄存器页2,=11时选择寄存器页3.下面介绍网卡的初始化子程序：/********************************************************************************* InitRS8019**Description: RTL8019AS初始化**Arguments : 无***Returns : 无**Note : V1.0 by SmallBox at 2006.10.09**********************************************************************************/static void InitRS8019(){int i;outportb(0x21, BaseAddr); //使芯片处于停止模式,这时进行寄存器设置for(i=0;i<1000;i++); //延时确保芯片处于停止模式outportb(RPSTART, Pstart); //接收缓冲器页开始地址--->0x4coutportb(RPSTOP, Pstop); //接收缓冲器页面停止地址->0x80 (for 16bit) 0x60 (for 8bit) outportb(RPSTART, BNRY); //这个寄存器是用来放置接收缓冲器的重写。
它代表性的作用//是作为接收缓冲器最后页面的指针。
outportb(SPSTART, TPSR); //用来设置传送数据包开始页面地址-->0x40outportb(0xcc, RCR); // set RCR 0xccoutportb(0xe0, TCR); // set TCR 0xe0#ifdef RTL8019_OP_16outportb(0xc9, DCR); // set DCR 0xc9, 16bit DMA#elseoutportb(0xc8, DCR); // 8bit DMA#endifoutportb(0x03, IMR); // set IMR 0x03outportb(0xff, ISR);SetRegPage(1);outportb(RPSTART+1, CURR);/*outportb(0x00, MAR0); //windows 98操作系统里，操作系统写入到这8个寄存器的值 outportb(0x41, MAR1);outportb(0x00, MAR2);outportb(0x80, MAR3);outportb(0x00, MAR4);outportb(0x00, MAR5);outportb(0x00, MAR6);outportb(0x00, MAR7);*//*outportb(0xff, MAR0); //可以接收所有的组播地址地数据包 outportb(0xff, MAR1);outportb(0xff, MAR2);outportb(0xff, MAR3);outportb(0xff, MAR4);outportb(0xff, MAR5);outportb(0xff, MAR6);outportb(0xff, MAR7);*/outportb(0x00, MAR0); //不接收任何组播地址的数据包outportb(0x00, MAR1);outportb(0x00, MAR2);outportb(0x00, MAR3);outportb(0x00, MAR4);outportb(0x00, MAR5);outportb(0x00, MAR6);outportb(0x00, MAR7);outportb(0x22, BaseAddr); // set page 0 and startrBNRY = RPSTART;}PSTART 接收缓冲区的起始页的地址。
PSTOP 接收缓冲区的结束页地址。
（该页不用于接收）BNRY 指向最后一个已经读取的页（读指针）CURR 当前的接收结束页地址。
（写指针）－－网卡含有16K字节的RAM，地址为0x4000-0x7fff(指的是网卡上的存储地址，而不是ISA总线的地址，是网卡工作用的存储器），每256个字节称为一页，共有64页。
页的地址就是地址的高8位，页地址为0x40--0x7f 。
这16k的ram的一部分用来存放接收的数据包，一部分用来存储待发送的数据包。
当然也可以给用户使用。
（例如把网卡设置成使用8K的ram，另外8K的ram就可以用来给单片机作为存储器，但我没有这样做，原因是操作网卡上的ram比较复杂）－－－在我的程序中使用0x40-0x4B为网卡的发送缓冲区，共12页，刚好可以存储2个最大的以太网包。
使用0x4c－0x7f为网卡的接收缓冲区，共52页。
因此PSTART=0x4c,PSTOP=0x80(0x80为停止页，就是直到0x7f，是接收缓冲区，不包括0x80）刚开始，网卡没有接收到任何数据包，所以，BNRY设置为指向第一个接收缓冲区的页0x4c）这四个寄存器用于接收的设置。
－－CURR是网卡写内存的指针。
它指向当前正在写的页的下一页。
那么初始化它就应该指向0x4c＋1＝0x4d 。
网卡写完接收缓冲区一页，就将这个页地址加一，CURR＝CURR＋1。
这是网卡自动加的。
当加到最后的空页（这里是0x80,PSTOP)时，将CURR 置为接收缓冲区的第一页（这里是0x4c，PSTART），也是网卡自动完成的。
当CURR ＝BNRY时，表示缓冲区全部被存满，数据没有被用户读走，这时网卡将停止往内存写数据，新收到的数据包将被丢弃不要，而不覆盖旧的数据。
此时实际上出现了内存溢出。
－－而BNRR要由用户来操作。
用户从网卡读走一页数据，要将BNRY加一，然后再写到BNRY寄存器。
当BNRY加到最后的空页（0x80，PSTOP）时，同样要将BNRY 变成第一个接收页（PSTART，0x4c)BNRY=0x4c;－－CURR和BNRY主要用来控制缓冲区的存取过程，保证能顺次写入和读出）。
当CURR=BNRY+1（或当BNRY＝0x7f ,CURR=0x4c)时，网卡的接收缓冲区里没有数据，表示没有收到数据包。
用户通过这个判断知道没有包可以读。
当上述条件不成立时，表示接收到新的数据包。
然后用户应该读取数据包，直到上述条件成立时，表示所以数据包已经读完，此时停止读取数据包。
－－TPSR 为发送页的起始页地址。
初始化为指向第一个发送缓冲区的页，0x40。
－－RCR 接收配置寄存器，设置为使用接收缓冲区，仅接收自己的地址的数据包（以及广播地址数据包）和多点播送地址包，小于64字节的包丢弃（这是协议的规定，设置成接收是用于网络分析），校验错的数据包不接收。
－－TCR 发送配置寄存器，启用crc自动生成和自动校验，工作在正常模式。