KEIL MDK环境下uCOS-II在LPC17xx上的移植实例
2012-12-14 17:15 Chung-shu 阅读(2537) 评论(0) 编辑 收藏 举报1. 知识准备
要想对ucos-ii的移植有较深的理解，需要两方面知识：
（1）目标芯片，这里是lpc17xx系列芯片，它们都是基于ARMv7 Cortex-M3内核，所以这一类芯片的ucos-ii移植几乎都是一样的，要想了解Cortex-M3内核，推荐《ARM Cortex-M3权威指南》（宋岩译）；
（2）ucos-ii内核原理，推荐《嵌入式实时操作系统uC/OS-II（第2版）》（邵贝贝译）。
2. 下载文件
ucos-ii移植过程主要涉及三个文件：os_cpu.h, os_cpu_a.asm和os_cpu_c.c
实际上，一般情况下，我们想要移植的目标芯片前辈们都已经移植成功过了，我们需要做的就是下载就可以了。
需要下载两类文件：
（1）lpc17xx芯片启动/初始化代码：LPC17xx.h, system_LPC17xx.h, core_cm3.h, core_cm3.c, startup_LPC17xx.s和system_LPC17xx.c，这几个文件都可以从lpc官方网站lpc17xx系列芯片的任何一个项目中找到；
（2）ucos-ii移植代码：可以在Micrium官方网站中找到uCOS-II在LPC17xx上的移植代码（IAR平台）。
3. 创建工程
（1）创建文件夹UCOS_II_V289，在该目录下创建子目录APP, lpc17xx, Output, uC-CPU, UCOS-II，在Output下创建obj和list子目录，然后将第2步下载的文件添加进相应的文件夹中，文件拓扑图如下：
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中的文件代码如下：
#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创建新工程，选择UCOS_II_V289作为工程目录，选择芯片型号，需要注意的是当提示“Copy NXP LPC17xx Startup Code to Project Folder and Add File to Project?”时，选择“否”，因为我们已经有这个文件了。创建组，添加相应文件到组，如下所示：
右击“UCOS_II_V289”，更改工程设置：
如果勾选“Run to main()”，那么在仿真的时候，就会跳过启动代码，直接到main函数。
4. 编译
编译，会报很多错误，下面一个一个改：
（1）将os_cpu_a.asm中的“public”改为“EXPORT”；
（2）将os_cpu_a.asm中的
RSEG CODE:CODE:NOROOT(2) THUMB
改为
AREA OSKernelschedular,code,READONLY
THUMB
（3）将os_cfg.h中“OS_APP_HOOKS_EN”、“OS_DEBUG_EN”和“OS_TASK_STAT_EN”设置为0；
（4）将startup_LPC17xx.s中的所有的“PendSVHandler”改为“OS_CPU_PendSVHandler”，所有的“SysTickHandler”改为“OS_CPU_SysTickHandler”。
编译通过。
5. 软件仿真调试
在步骤4中已经设置为软件仿真调试，编译成功后，即可添加断点进行软件仿真调试，查看代码运行是否符合预期。至此，移植结束。
6. 相关说明
（1）启动文件与启动流程
i）启动文件
启动文件为以下几个文件core_cm3.c, core_cm3.h, LPC17xx.h, startup_LPC17xx.s, system_LPC17xx.c 和 system_LPC17xx.h，下面分别说明它们的功能。
startup_LPC17xx.s：该文件是Cortex-M3的启动汇编代码，阅读源代码不难发现，它的作用是：堆和栈的初始化以及向量表的定义。Cortex-M3的向量表其实就是一个32位整数数组，每个下标对应一个向量，该下标元素的值则是该中断服务子程序的入口地址。向量表在地址空间中的位置是可以设置的，通过NVIC（向量中断控制器）中的一个重定位七寸器来指出向量表的地址。复位后，该寄存器的值为0，因此，在地址0处必须包含一张向量表，用于初始时的中断分配。
|
中断类型 |
表项地址偏移量 |
中断向量 |
|
0 |
0x00 |
MSP的初始值 |
|
1 |
0x04 |
复位 |
|
2 |
0x08 |
NMI |
|
… |
… |
… |
其中，向量表中的第一个元素并非中断向量，而是MSP（主堆栈寄存器）的初始值。
LPC17xx.h：该文件是CM3（Cortex-M3，下同）内核芯片的头文件，它定义了芯片寄存器的结构体。
core_cm3.h和core_cm3.c：这两个文件分别是CM3内核芯片的外围驱动头文件和源代码。
system_LPC17xx.h和system_LPC17xx.c：这两个文件为我们提供了一个系统初始化函数SystemInit()，CM3的初始化包括时钟配置、电源管理、功耗管理等。其中时钟配置比较复杂，因为他包括两个PLL倍频电路，一个是主PLL0，主要为系统和USB提供时钟，另一个是PLL1，专门为USB提供48M时钟。默认情况下，系统使用12M外部晶振，通过PLL0倍频到一个较高的频率，之后可以通过分频为CPU、外设以及可选的USB子系统提供精确的时钟。
ii）启动流程
由Cortex-M3的启动步骤可知，系统上电后，首先执行复位的5个步骤：
①NVIC复位，控制内核；
②NVIC从复位中释放内核；
③内核配置堆栈；
④从地址0x00000000处取出MSP的初始值，从地址0x00000004处取出PC的初始值——这个值是复位向量；
⑤运行复位中断服务子程序；
其中，复位中断服务子程序的代码如下：
Reset_Handler PROC EXPORT Reset_Handler [WEAK] IMPORT SystemInit IMPORT __main LDR R0, =SystemInit BLX R0 LDR R0, =__main BX R0 ENDP
可知，通过复位中断服务子程序，首先引导程序进入SystemInit()函数，然后进入__main（此__main是C_Library中的函数，非main()）。
（2）SysTick定时器、SysTickInit与SysTickHandler
i)SysTick定时器
Cortex-M3内核内部包含了一个简单的定时器——SysTick定时器。SysTick定时器被捆绑在NVIC中，用于产生SysTick中断。一般情况下，操作系统以及所有使用了时基的系统，都必须由硬件定时器来产生需要的“滴答”中断，作为整个系统的时基。SysTick定时器就是用来产生周期性的中断，以维持操作系统“心跳”节律的。SysTick定时器的时钟源可以是内部时钟（FCLK，CM3上的自由运行时钟），或者是外部时钟（CM3上的STCLK信号）。
SysTick定时器能产生中断，CM3为它专门开出一个中断类型，并且在向量表中有它的一席之地——SysTickHandler，它使得操作系统和其它软件系统在CM3内核的移植变得更加简单，因为在所有的CM3微处理器上，SysTick的处理方式都是相同的。
有4个寄存器控制SysTick定时器，下面只介绍其中经常用到的三个：
①SysTick控制及状态寄存器（地址：0xE000E010）
|
位段 |
名称 |
类型 |
复位值 |
描述 |
|
16 |
COUNTFLAG |
R |
0 |
如果在上次读取本寄存器后，SysTick已经计到了0，则该位为1；如果读取该位，该位自动清0 |
|
2 |
CLKSOURCE |
R/W |
0 |
0=外部时钟源（STCLK） 1=内核时钟源（FCLK） |
|
1 |
TICKINT |
R/W |
0 |
1=SysTick倒数计数到0时产生SysTick异常请求 0=倒数到0时无动作 |
|
0 |
ENABLE |
R/W |
0 |
SysTick定时器的使能位 |
②SysTick重装载数值寄存器（地址：0xE000E014）
|
位段 |
名称 |
类型 |
复位值 |
描述 |
|
23:0 |
RELOAD |
R/W |
0 |
当倒数计数到0时，将被重装载的值 |
③SysTick当前数值寄存器（地址：0xE000E018）
|
位段 |
名称 |
类型 |
复位值 |
描述 |
|
23:0 |
CURRENT |
R/Wc |
0 |
读取时返回当前倒数计数的值，写它则使之清零，同时还会清除在SysTick控制及状态寄存器中的COUNTFLAG标志 |
ii） SysTickInit()函数
该函数用于初始化SysTick定时器，在本移植实例中，它位于os_cpu_c.c文件中，其函数名被更改为“OS_CPU_SysTickInit”，源代码如下：
void OS_CPU_SysTickInit (INT32U cnts) { OS_CPU_CM3_NVIC_ST_RELOAD = cnts - 1u; /* 设置SysTickHandler中断优先级为最低优先级 */ OS_CPU_CM3_NVIC_PRIO_ST = OS_CPU_CM3_NVIC_PRIO_MIN; /* 使能定时器 */ OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL |= OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_CLK_SRC | OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_ENABLE; /* 使能SysTickHandler中断 */ OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL |= OS_CPU_CM3_NVIC_ST_CTRL_INTEN; }
第一行用于装载SysTick重装载数值寄存器，其他几行都有注释，在此不再解释。
iii)SysTickHandler
当SysTick定时器倒数计数到0时，将产生SysTick中断，该中断位于向量表15号位置（中断向量号：15，下同）。在本移植实例中，该中断服务子程序的名称被更改为“OS_CPU_SysTickHandler”，其位于os_cpu_c.c文件中，源码如下：
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与PendSVHandler
i）PendSV中断
Cortex-M3内核内置了一个重要的中断——PendSV中断（可挂起的系统调用）。与SVC中断（系统服务调用，简称系统调用）不同的是，PendSV可以像普通的中断一样被挂起，OS可以利用它“缓期执行”一个中断——直到其他重要的任务完成后才执行动作。挂起PendSV的方法是：手动往NVIC的PendSV挂起寄存器中写1，挂起后，如果该中断优先级不够高，则将缓期等待执行。
PendSV的典型功能是上下文（任务）切换。若在即将做上下文（任务）切换时发现CPU正在响应一个中断，这时，OS是不能执行上下文（任务）切换的，否则将使中断请求被延迟，而这在实时系统中是绝不能容忍的。PendSV可以完美地解决这个问题，PendSV中断会自动延迟上下文（任务）切换的请求，直到其他的中断请求都完成后才响应。为实现这个机制，需要把PendSV的优先级设置为最低，当OS需要做上下文（任务）切换时挂起一个PendSV中断即可。
PendSV中断位于向量表14号位置，在本移植实例中，该中断服务子程序的名称被更改为“OS_CPU_PendSVHandler”，其位于os_cpu_a.asm文件中，源码如下：
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] LDR R0, [R2] ; R0 is new process SP; SP = OSTCBHighRdy->OSTCBStkPtr; 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（任务）切换。而由上面的介绍可知，真正的切换工作是在PendSV中断中完成的，那么可想而知，OSCtxSw只需触发一个PendSV中断即可完成上下文（任务）切换的工作。OSCtxSw位于os_cpu_a.asm文件中，源码如下：
OSCtxSw LDR R0, =NVIC_INT_CTRL ; Trigger the PendSV exception (causes context switch) LDR R1, =NVIC_PENDSVSET STR R1, [R0] BX LR
7. 工程源码
工程源码链接：USCO_II_V289.rar
8. 参考资料
[1] 《ARM Cortex-M3权威指南》（宋岩译）
[2] 《嵌入式实时操作系统uC/OS-II（第2版）》（邵贝贝译）
