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　　任务就绪算法的改进

　　改进的μC/OS-II可以管理多达255个任务甚至更多，并且提供功能齐全的实时操作服务。实际上，就绪任务表是一个位矩阵。OSRdyTb1矩阵中位的值为0或1，表示对应的prio任务是否就绪。prio的数据位分为两部分，Y表示纵坐标，x表示横坐标，和矩阵中的一位对应。OSRdyGrp是纵坐标上就绪任务组的纪录，只要该组中任何一位代表的任务就绪（非零），Os_RdyGrp纵坐标的对应位就标记为就绪。任务就绪算法和查询就绪算法如下：

　　（1）任务就绪算法：根据任务级数使任务进入就绪状态

　　OSRdyGrp 1=OSMapTbl［prio》》3］； //用Y映射出纵坐标位

　　OSRdyTb1［prio》》3］ 1=OSMapTb1［prio&0x07］； //用X映射出横坐标位

　　（2）查询就绪算法：通过此算法。μC/OS-II可以找出进入就绪态的级较高的任务。

　　y = OSUnMapTbl［OSRdyGrp］； //直接对应出纵坐标

　　x = OSUnMapTbl［OSRdyTbl［y］］； //直接对应出横坐标

　　prio=（y《《3）+x； //算出级

　　由于老版本的μC/OS-II较多只能管理64个任务．分别对应级0～63，其中0为较，63为较低级，系统保留了4个较的任务和4个较低级的任务．实际上用户可以使用的任务数仅有56个。就绪任务表其实是一个8x8的位矩阵，而且这个矩阵可以简化为横纵两个数组，同时保持了常数运算。对于要求用μC/OS-II管理更多任务的情况，如要管理255个任务，该算法仍然具有意义。改进前和改进后的任务就绪表如图3。

　　图3改进前和改进后的任务就绪表

　　此时。较低级OS_LOWEST_PRIO的定义值可以大于63，但不能大于254。当μC/OS-II初始化的时候。较低级OS_LOWEST_PRIO总是被赋给空闲任务idle task。就绪表（readv list）和事件等待表（event wait lists）由一个16x16的矩阵代替。从理论上讲．这也是较低级OS_LOWEST_PRIO的定义值不能大于254的原因。

　　软保护算法

　　纯粹任务之间的保护称为软保护（SP，Soft Protect）。在μC/OS-II中，软保护包括OSSchedLock和OSSchedUnLock两个函数，用于保护纯任务间全局变量的访问。基本思路是借助硬保护递增（解锁时递减）标记变量OSLockNesting，并在任务调度器中判断此标记变量，以此锁住任务调度器。

　　改进的μC/OS-II在LPC2210上的移植

　　移植μC/OS-II到LPC2210上，需编写与处理器相关的几个文件：OS_CPU.H、OS_CPU_A.S、OS_CPU_C.C。除了编写这三个文件之外，还必须编写目标板的初始化启动代码，这是运行任何其它软件的基础。μC/OS-II要求所有*．c文件都要包含头文件includes.h，这样使得用户项目中的每个*.c文件不用考虑它实际上需要那些头文件。使用includes.h的缺点是可能会包含一些不相关的头文件，也可能会增加每个文件的编泽时间，但却增强了代码的可移植性。本移植不使用软中断SWI做底层接口，在OS_CPU.H中定义#define OS_CRITICAL_METHOD 3，即采用第三种方式实现开/关中断。具体用法已在前面作了介绍。

　　结束语

　　本文针对μC/OS-II的关键算法在分析的基础上进行了改进，并将其应用到了基于ARM7的RISC微处理器LPC2210上。通过实际的调试和在继电器保护装置中的应用，表明改进方案是可行的。在不损害实时性的前提下，增强了μC/OS-Ⅱ对需求的适应性、执行效率和对任务的管理能力。

　　本文创新点：（1）通过对μC/OS-Ⅱ的体系结构和关键算法的分析，指出了其在应用中存在的不足和改进的方法。（2）增强了μC/OS-II对需求的适应性、执行效率和对任务的管理能力。（3）对EasyARM2200开发板提供的例程做了改进并将其移植到了自己的开发板上，为应用功能的扩展打下了基础。