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1. 知識準備 要想對ucos-ii的移植有較深的理解，需要兩方面知識： （1）目標芯片，這里是lpc17xx系列芯片，它們都是基于ARMv7 Cortex-M3內核，所以這一類芯片的ucos-ii移植幾乎都是一樣的，要想了解Cortex-M3內核，推薦《ARM Cortex-M3權威指南》（宋巖譯）； （2）ucos-ii內核原理，推薦《嵌入式實時操作系統uC/OS-II（第2版）》（邵貝貝譯）。 2. 下載文件 ucos-ii移植過程主要涉及三個文件：os_cpu.h, os_cpu_a.asm和os_cpu_c.c 實際上，一般情況下，我們想要移植的目標芯片前輩們都已經移植成功過了，我們需要做的就是下載就可以了。 需要下載兩類文件： （1）lpc17xx芯片啟動/初始化代碼：LPC17xx.h, system_LPC17xx.h, core_cm3.h, core_cm3.c, startup_LPC17xx.s和system_LPC17xx.c，這幾個文件都可以從lpc官方網站lpc17xx系列芯片的任何一個項目中找到； （2）ucos-ii移植代碼：可以在Micrium官方網站中找到uCOS-II在LPC17xx上的移植代碼（IAR平臺）。 3. 創建工程 （1）創建文件夾UCOS_II_V289，在該目錄下創建子目錄APP, lpc17xx, Output, uC-CPU, UCOS-II，在Output下創建obj和list子目錄，然后將第2步下載的文件添加進相應的文件夾中，文件拓撲圖如下： UCOS_II_V289
├─APP
│ hello.c
│
├─lpc17xx
│ core_cm3.c
│ core_cm3.h
│ LPC17xx.h
│ startup_LPC17xx.s
│ system_LPC17xx.c
│ system_LPC17xx.h
│ type.h
│
├─Output
│ ├─list
│ └─obj
├─uC-CPU
│ os_cpu.h
│ os_cpu_a.asm
│ os_cpu_c.c
│ os_dbg.c
│
└─uCOS-II
app_cfg.h
os_cfg.h
os_core.c
os_flag.c
os_mbox.c
os_mem.c
os_mutex.c
os_q.c
os_sem.c
os_task.c
os_time.c
os_tmr.c
ucos_ii.h 其中，hello.c中的文件代碼如下： #include <LPC17xx.h> #include <ucos_ii.h> #define TASK_STK_SIZE 512 OS_STK TaskStartStk[TASK_STK_SIZE]; void TaskStart(void *data); int main(void) { OSInit(); OSTaskCreate(TaskStart, (void *)0, &TaskStartStk[TASK_STK_SIZE - 1], 0); OSStart(); return 0; } void TaskStart(void *data) { data=data; OS_CPU_SysTickInit(SystemFrequency/100); for(;;) { OSCtxSwCtr = 0; OSTimeDlyHMSM(0,0,0,10); } } （2）Keil uVision4創建新工程，選擇UCOS_II_V289作為工程目錄，選擇芯片型號，需要注意的是當提示“Copy NXP LPC17xx Startup Code to Project Folder and Add File to Project?”時，選擇“否”，因為我們已經有這個文件了。創建組，添加相應文件到組，如下所示： 右擊“UCOS_II_V289”，更改工程設置： 如果勾選“Run to main()”，那么在仿真的時候，就會跳過啟動代碼，直接到main函數。 4. 編譯 編譯，會報很多錯誤，下面一個一個改： （1）將os_cpu_a.asm中的“public”改為“EXPORT”； （2）將os_cpu_a.asm中的 RSEG CODE:CODE:NOROOT(2) THUMB 改為 AREA OSKernelschedular,code,READONLY THUMB （3）將os_cfg.h中“OS_APP_HOOKS_EN”、“OS_DEBUG_EN”和“OS_TASK_STAT_EN”設置為0； （4）將startup_LPC17xx.s中的所有的“PendSVHandler”改為“OS_CPU_PendSVHandler”，所有的“SysTickHandler”改為“OS_CPU_SysTickHandler”。 編譯通過。 5. 軟件仿真調試 在步驟4中已經設置為軟件仿真調試，編譯成功后，即可添加斷點進行軟件仿真調試，查看代碼運行是否符合預期。至此，移植結束。 6. 相關說明
（1）啟動文件與啟動流程 i）啟動文件 啟動文件為以下幾個文件core_cm3.c, core_cm3.h, LPC17xx.h, startup_LPC17xx.s, system_LPC17xx.c 和 system_LPC17xx.h，下面分別說明它們的功能。 startup_LPC17xx.s：該文件是Cortex-M3的啟動匯編代碼，閱讀源代碼不難發現，它的作用是：堆和棧的初始化以及向量表的定義。Cortex-M3的向量表其實就是一個32位整數數組，每個下標對應一個向量，該下標元素的值則是該中斷服務子程序的入口地址。向量表在地址空間中的位置是可以設置的，通過NVIC（向量中斷控制器）中的一個重定位七寸器來指出向量表的地址。復位后，該寄存器的值為0，因此，在地址0處必須包含一張向量表，用于初始時的中斷分配。 中斷類型 | 表項地址偏移量 | 中斷向量 | 0 | 0x00 | MSP的初始值 | 1 | 0x04 | 復位 | 2 | 0x08 | NMI | … | … | … |
其中，向量表中的第一個元素并非中斷向量，而是MSP（主堆棧寄存器）的初始值。 LPC17xx.h：該文件是CM3（Cortex-M3，下同）內核芯片的頭文件，它定義了芯片寄存器的結構體。 core_cm3.h和core_cm3.c：這兩個文件分別是CM3內核芯片的外圍驅動頭文件和源代碼。 system_LPC17xx.h和system_LPC17xx.c：這兩個文件為我們提供了一個系統初始化函數SystemInit()，CM3的初始化包括時鐘配置、電源管理、功耗管理等。其中時鐘配置比較復雜，因為他包括兩個PLL倍頻電路，一個是主PLL0，主要為系統和USB提供時鐘，另一個是PLL1，專門為USB提供48M時鐘。默認情況下，系統使用12M外部晶振，通過PLL0倍頻到一個較高的頻率，之后可以通過分頻為CPU、外設以及可選的USB子系統提供精確的時鐘。 ii）啟動流程 由Cortex-M3的啟動步驟可知，系統上電后，首先執行復位的5個步驟：
①NVIC復位，控制內核；
②NVIC從復位中釋放內核；
③內核配置堆棧；
④從地址0x00000000處取出MSP的初始值，從地址0x00000004處取出PC的初始值——這個值是復位向量；
⑤運行復位中斷服務子程序； 其中，復位中斷服務子程序的代碼如下： Reset_Handler PROC EXPORT Reset_Handler [WEAK] IMPORT SystemInit IMPORT __main LDR R0, =SystemInit BLX R0 LDR R0, =__main BX R0 ENDP 可知，通過復位中斷服務子程序，首先引導程序進入SystemInit()函數，然后進入__main（此__main是C_Library中的函數，非main()）。 （2）SysTick定時器、SysTickInit與SysTickHandler i)SysTick定時器 Cortex-M3內核內部包含了一個簡單的定時器——SysTick定時器。SysTick定時器被捆綁在NVIC中，用于產生SysTick中斷。一般情況下，操作系統以及所有使用了時基的系統，都必須由硬件定時器來產生需要的“滴答”中斷，作為整個系統的時基。SysTick定時器就是用來產生周期性的中斷，以維持操作系統“心跳”節律的。SysTick定時器的時鐘源可以是內部時鐘（FCLK，CM3上的自由運行時鐘），或者是外部時鐘（CM3上的STCLK信號）。 SysTick定時器能產生中斷，CM3為它專門開出一個中斷類型，并且在向量表中有它的一席之地——SysTickHandler，它使得操作系統和其它軟件系統在CM3內核的移植變得更加簡單，因為在所有的CM3微處理器上，SysTick的處理方式都是相同的。 有4個寄存器控制SysTick定時器，下面只介紹其中經常用到的三個： ①SysTick控制及狀態寄存器（地址：0xE000E010） 位段 | 名稱 | 類型 | 復位值 | 描述 | 16 | COUNTFLAG | R | 0 | 如果在上次讀取本寄存器后，SysTick已經計到了0，則該位為1；如果讀取該位，該位自動清0 | 2 | CLKSOURCE | R/W | 0 | 0=外部時鐘源（STCLK） 1=內核時鐘源（FCLK） | 1 | TICKINT | R/W | 0 | 1=SysTick倒數計數到0時產生SysTick異常請求 0=倒數到0時無動作 | 0 | ENABLE | R/W | 0 | SysTick定時器的使能位 |
②SysTick重裝載數值寄存器（地址：0xE000E014） 位段 | 名稱 | 類型 | 復位值 | 描述 | 23:0 | RELOAD | R/W | 0 | 當倒數計數到0時，將被重裝載的值 |
③SysTick當前數值寄存器（地址：0xE000E018） 位段 | 名稱 | 類型 | 復位值 | 描述 | 23:0 | CURRENT | R/Wc | 0 | 讀取時返回當前倒數計數的值，寫它則使之清零，同時還會清除在SysTick控制及狀態寄存器中的COUNTFLAG標志 |
ii） SysTickInit()函數 該函數用于初始化SysTick定時器，在本移植實例中，它位于os_cpu_c.c文件中，其函數名被更改為“OS_CPU_SysTickInit”，源代碼如下： void OS_CPU_SysTickInit (INT32U cnts) { OS_CPU_CM3_NVIC_ST_RELOAD = cnts - 1u; /* 設置SysTickHandler中斷優先級為最低優先級 */ OS_CPU_CM3_NVIC_PRIO_ST = OS_CPU_CM3_NVIC_PRIO_MIN; /* 使能定時器 */ OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL |= OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_CLK_SRC | OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_ENABLE; /* 使能SysTickHandler中斷 */ OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL |= OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_INTEN; } 第一行用于裝載SysTick重裝載數值寄存器，其他幾行都有注釋，在此不再解釋。 iii)SysTickHandler 當SysTick定時器倒數計數到0時，將產生SysTick中斷，該中斷位于向量表15號位置（中斷向量號：15，下同）。在本移植實例中，該中斷服務子程序的名稱被更改為“OS_CPU_SysTickHandler”，其位于os_cpu_c.c文件中，源碼如下： void OS_CPU_SysTickHandler (void) { OS_CPU_SR cpu_sr; OS_ENTER_CRITICAL(); /* Tell uC/OS-II that we are starting an ISR */ OSIntNesting++; OS_EXIT_CRITICAL();
OSTimeTick(); /* Call uC/OS-II's OSTimeTick() */
OSIntExit(); /* Tell uC/OS-II that we are leaving the ISR */ } (3) OSCtxSw與PendSVHandler i）PendSV中斷 Cortex-M3內核內置了一個重要的中斷——PendSV中斷（可掛起的系統調用）。與SVC中斷（系統服務調用，簡稱系統調用）不同的是，PendSV可以像普通的中斷一樣被掛起，OS可以利用它“緩期執行”一個中斷——直到其他重要的任務完成后才執行動作。掛起PendSV的方法是：手動往NVIC的PendSV掛起寄存器中寫1，掛起后，如果該中斷優先級不夠高，則將緩期等待執行。 PendSV的典型功能是上下文（任務）切換。若在即將做上下文（任務）切換時發現CPU正在響應一個中斷，這時，OS是不能執行上下文（任務）切換的，否則將使中斷請求被延遲，而這在實時系統中是絕不能容忍的。PendSV可以完美地解決這個問題，PendSV中斷會自動延遲上下文（任務）切換的請求，直到其他的中斷請求都完成后才響應。為實現這個機制，需要把PendSV的優先級設置為最低，當OS需要做上下文（任務）切換時掛起一個PendSV中斷即可。 PendSV中斷位于向量表14號位置，在本移植實例中，該中斷服務子程序的名稱被更改為“OS_CPU_PendSVHandler”，其位于os_cpu_a.asm文件中，源碼如下： OS_CPU_PendSVHandler CPSID I ; Prevent interruption during context switch MRS R0, PSP ; PSP is process stack pointer CBZ R0, OS_CPU_PendSVHandler_nosave ; Skip register save the first time
SUBS R0, R0, #0x20 ; Save remaining regs r4-11 on process stack STM R0, {R4-R11}
LDR R1, =OSTCBCur ; OSTCBCur->OSTCBStkPtr = SP; LDR R1, [R1] STR R0, [R1] ; R0 is SP of process being switched out
; At this point, entire context of process has been saved OS_CPU_PendSVHandler_nosave PUSH {R14} ; Save LR exc_return value LDR R0, =OSTaskSwHook； OSTaskSwHook(); BLX R0 POP {R14} LDR R0, =OSPrioCur; OSPrioCur = OSPrioHighRdy; LDR R1, =OSPrioHighRdy LDRB R2, [R1] STRB R2, [R0]
LDR R0, =OSTCBCur ; OSTCBCur = OSTCBHighRdy; LDR R1, =OSTCBHighRdy LDR R2, [R1] STR R2, [R0] SP = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr;
LDR R0, [R2] ; R0 is new process SP; LDM R0, {R4-R11} ; Restore r4-11 from new process stack ADDS R0, R0, #0x20 MSR PSP, R0 ; Load PSP with new process SP ORR LR, LR, #0x04 ; Ensure exception return uses process stack CPSIE I BX LR ; Exception return will restore remaining context
END ii）OSCtxSw ucos-ii中，OSCtxSw的功能是上下文（任務）切換。而由上面的介紹可知，真正的切換工作是在PendSV中斷中完成的，那么可想而知，OSCtxSw只需觸發一個PendSV中斷即可完成上下文（任務）切換的工作。OSCtxSw位于os_cpu_a.asm文件中，源碼如下： OSCtxSw LDR R0, =NVIC_INT_CTRL ; Trigger the PendSV exception (causes context switch) LDR R1, =NVIC_PENDSVSET STR R1, [R0] BX LR
7. 工程源碼 | 
ID:469739
發表于 2019-1-17 16:19
