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RTOS uCOS-II 原理及应用

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嵌入式实时操作系统uCOS-II原理

嵌入式实时操作系统uCOS-II原理

INT8U OSMemPut (OS_MEM *pmem, void *pblk); pmem ：内存区域控制块的指针 pblk ：将被释放的内存块的指针。
INT8U OSMemQuery(OS_MEM *pmem, OS_MEM_DATA *pdata);
消息队列（queue）
OS_EVENT *OSQCreate (void **start, INT8U size); start ：消息内存区的首地址 size：消息内存区的大小；
uC/OS-II 可以运行在微控制器上的抢占式实时多任务内核。 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。

实时操作系统UCOS-II,学会RTOS给你的身价增值

实时操作系统UCOS-II,学会RTOS给你的身价增值

实时操作系统UCOS-II,学会RTOS给你的身价增值如果，你最近关注一些嵌入式招聘职位描述，你可能会经常看到看到使用过uCOS、Vxworks、QNX等RTOS者优先。

随便打开一个20K的嵌入式开发工作职责：你会发现熟悉RTOS的开发、移植、剪裁真的很吃香！今天，我们就来介绍一下实时操作系统UCOS-II。

一、嵌入式操作系统概览嵌入式操作系统的主要好处就是屏蔽了底层硬件的差别，给上层应用提供统一的接口，并管理进程调度和资源（如CPU时间、内存）分配等。

并且可以充分利用硬件资源，如在单任务时（大循环结构，如大部分51程序）遇到delay函数时，CPU在空转。

而在多任务系统，遇到delay或需等待资源时系统会自动运行下一个任务，等条件满足再回来运行先前的任务，这样就充分利用了CPU，提高了效率。

uC/OS操作系统与裸机程序的最大不同点就在于uC/OS有任务调度，可以根据任务的重要程度（优先级）优先执行重要的任务，从而确保能及时处理最重要的数据。

（所以对于一个系统有必要使用OS的判断是能否划分一个个的任务，并且各任务间的耦合很小）可以思考下裸机程序中断的时候发生的过程。

利用堆栈可以很自由的在A、B中切换，如果切换足够快，A、B看以来好像同时在执行，这就是并行，A、B就是任务。

如果这个切换操作放到定时器函数中来做，就可以严格按照时间来切换。

另外，各个任务之间有存在一定的关系，有逻辑上的先后等，必须引进全局的结构体、变量来标记一些信息，全局的这些数据是不会被释放的，所以所有的任务可以去通过读、写这些数据来实现各个程序块交流信息，实现所谓的同步、互斥。

这就是操作系统的原理，而这些不同的通信方式按功能细分就成事件管理、内存管理等。

ucosII多核移植和扩展的原理以及注意事项

ucosII多核移植和扩展的原理以及注意事项

uC/OS-II是源码开放、可固化、可移植、可裁剪、可剥夺的实时多任务OS 内核，适用于任务多、对实时性要求较高的场合。

uC/OS-II适合小型系统，具有执行效率高、占用空间小、实时性优良和可扩展性等特点，最小内核可编译至2K。

uC/OS-II内核提供任务调度与管理、时间管理、任务间同步与通信、内存管理和中断服务等功能。

所谓RTOS移植，就是使一个实时内核能在某个微处理器或微控制器上运行。

大部分的uC/OS-II代码试用C写的，但仍需要用C和ASM写一些与处理器相关的代码，这是因为uC/OS-II在读写处理器寄存器时只能通过ASM实现。

要是uC/OS-II正常运行，处理器必须满足一定的条件：处理器的C编译器能产生可重入代码；用C语言就可以打开和关闭中断；处理器支持中断，并能产生定时中断；处理器支持能够容纳一定量数据的硬件堆栈；处理器有将SP和其他CPU reg读出和存储到堆栈或内存中的指令；uC/OS-II移植工作主要包括以下三个方面的内容：(1)修改与处理器核编译器相关的代码：主要在includes.h中，修改数据类型定义说明，OS_ENTER_CRITICAL()、OS_EXIT_CRITICAL()和堆栈增长方向定义OS_STK_GROWTH。

(2)用C语言编写10个移植相关的函数：主要在OS_CPU_C.C中，包括堆栈初始化OSTaskStkInit()和各种回调函数。

(3)编写4个汇编语言函数：主要在OS_CPU_A.ASM中，包括：_OSTickISR //时钟中断处理函数_OSIntCtxSW //从ISR中调用的任务切换函数_OSCtxSW //从任务中调用的任务切换函数_OSStartHighRdy //启动最高优先级的任务uC/OS-II移植的关键问题：(1)临界区访问：uC/OS-II需要先禁止中断再访问代码临界段，并且在访问完毕后重新允许中断，这就使得uC/OS-II能够保护临界段代码免受多任务或ISR的破坏。

RTOSuCOS-II原理及应用-文档资料

RTOSuCOS-II原理及应用-文档资料

ISR_Sta ---- Running状态的任务被中断后进 入的状态。
2019/3/22
山东科技大学 信息学院
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任务在没有被配备 任务控制块或被剥 夺了任务控制块时 的状态叫做任务的 睡眠状态
正在运行的任务，需要 等待一段时间或需要等 待一个事件发生再运行 时，该任务就会把CPU 的使用权让给别的任务 而使任务进入等待状态
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//退出临界区（开中断）
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void MyTask1(void *pdata)

{ …… } 用户应用程序的一般结构 void MyTask2(void *pdata) { …… }

void main( ) “ 用户任务” 代码形式上很像 C函数，但他不是 { 函数！ ……
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第2章

目录
1、任务的基本概念 2、任务堆栈 3、任务控制块及任务控制块链表 4、任务就绪表及任务调度 5、任务的创建 6、任务的挂起和恢复 7、其他任务管理函数 8、uC/OS-II的初始化和任务的启动
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2.1 任务的基本概念
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2.1 任务的基本概念
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2.1

任务的基本概念
任务的 5 种状态： 各个任务在多任务系统中也随着环境条 “宏观” 上的多任务并发，实际上是 Sleep ---- 仅有编码未激活。 用单 件的情况而具有不同的状态。 CPU 进行多任务处理，“微观” 任 Ready ---- 已激活并“万事俱备，只欠调度” 何时刻，只能运行一个任务，存在CPU资 Running ---- 正占用 CPU 运行自己。 任务状态划分也是多任务操作系统的管 源竞争 ---- 任务调度、任务现场。 Wait ---- 等待某事件发生。 理手段。

《嵌入式操作系统UCOSII原理及应用》任哲—学习笔记

《嵌入式操作系统UCOSII原理及应用》任哲—学习笔记

第一章嵌入式实时操作系统的概念1. 计算机操作系统：对计算机系统资源进行管理，并向计算机用户提供若干服务。

OR：计算机操作系统是计算机硬件的一个软件包装，它为应用程序设计人员提供了一个更便于使用的虚拟计算机。

2. 操作系统功能：1）处理器的管理：(1) 中断管理；（2）对处理器工作进行调度；2）存储的管理：3）设备的管理：4）文件的管理：5）网络和通信的管理：6）提供用户接口：3. 嵌入式系统：对对象进行自动化控制而使其具有智能化并可嵌入对象体系中的专用计算机系统。

4. 嵌入式操作系统：运行在嵌入式硬件平台上，对整个系统及其所操作的部件、装置等资源进行统一协调、指挥和控制的系统软件。

5. 实时操作系统：（1）多任务系统；（2）任务切换时间与系统中的任务数无关；（3）中断延时的时间可预知并尽可能短。

第二章uC/OS-II中的任务1. uC/OS-II操作系统内核的主要工作就是对任务进行管理和调度。

2. UC/OS-II的任务组成部分：（1）任务程序代码：任务的执行部分；（2）任务堆栈：保存任务工作环境；（3）任务控制块：保存任务属性。

3. uC/OS-II的两种任务：用户任务：由应用程序设计者编写的任务。

系统任务：系统提供的任务。

4. 任务的状态：（1）睡眠状态：是否配置或剥夺任务控制块的配置情况；（2）就绪状态：任务就绪表进行就绪登记，等待优先级，具备运行充分条件；（3）运行状态：获得CPU使用权限，任何时候只有一个任务处于运行状态。

（4）等待状态：正在运行的任务，需要等待一段时间或一件事件发生在运行，暂时交出CPU使用权。

5. 用户任务代码结构：任务的执行代码通常是一个无限循环结构，并且在这个循环中可以响应中断，这种结构叫做超循环结构。

6. OSTaskCreate（）用来创建任务的函数；OSStart（）用来启动各项任务的函数，启动后，任务就交由操作系统来管理和调度了。

7. uC/OS-II预定义了两个为应用程序服务的系统任务：空闲任务：每个应用程都必须使用的，是CPU处于空闲时有事可做，也可在其中添加用户工作代码；统计任务：根据实际需要进行选择使用。

RTOS内存管理算法

RTOS内存管理算法

RTOS内存管理算法概论：内存管理实际就是对堆里面的储存空间进行管理，对于向Windows或者Linux都是由操作系统自己管理的。

因为是RTOS，本实验环境的背景是Ucos-II，其本身的内存管理不能灵活动态的管理系统的内存。

对于嵌入式实时操作系统，内存管理要求系统的响应时间要快，同时要能有效的使用有限的内存资源。

1.本算法的原理概述：硬件使用S3C2440，软件是基于UCOS-II版本。

主要的原理是：系统的堆内存在使用的过程中由一些列的结构体管理。

系统存在三个链表，分别是地址链表、空闲内存块链表、使用内存块链表。

在当任务请求一个内存块的时候，首先是在空闲链表中寻找满足的内存块，如果没有满足的，然后再在堆中获取一块内存块。

当释放内存块时，将释放后的内存块顺序插入到空闲链表中。

地址链表记录着系统中在使用的或者没有使用的内存块按照地址顺序链接的表。

使用链表记录着系统中正在使用的链表，没有排序。

空闲链表记录着系统中空闲着的链表，是按照从小到大的顺序排序组织。

系统还专门开辟一个任务，负责处理空闲链表中的相连块的合并操作。

当系统处于空闲状态时，系统进入内存管理任务，此任务检查是否有需要合并的空闲内存块，如果有，则合并之。

2.算法中涉及到的数据结构：typedef struct mem_control_block {unsigned int is_available; //这是一个标记unsigned int size; //这是实际空间的大小,用户需要的空间字对齐之后的空间struct mem_control_block * p_addr_next;/* 初始化的时候建立*/struct mem_control_block * p_size_next;/* 按照大小排序用的*/struct mem_control_block * p_used_next;/* 在使用的过程中的排序*/void * addr;/* 记录分配给用户的地址*/};数据结构说明：mem_control_block用于管理内存块的结构体记录了内存块是否有效、内存块的实际大小（注意这个大小是用户能够得到的大小），实际开辟的大小是用户得到的大小+结构体信息所占用的大小。

嵌入式实时操作系统(μCOS-II)原理与应用-目录与正文-最新版第四部分E

根据给定的优先级通过设定就续表，使任务进入就绪态（参见程序清单L3.1.7）的例子：●假设要使优先级为12的任务进入就绪状态，12（1100b）即任务的标识号，就是要将OSRdyTbl[1]的第4位置1，且将OSRdyGrp的第1位置1。

依照算法，将该任务放入就绪表的相应数学表达式为:OSRdyGrp |=0x02 ；OSMapTbl[12>>3]OSRdyTbl[1] |=0x10 ；OSMapTbl[4]●而要让优先级为21的任务进入就绪态,21（10101b）即任务的标识号，就是要将OSRdyTbl[2]的第5位置1，且将OSRdyGrp的第2位置1。

依照算法，将该任务放入就绪表的相应数学表达式为：OSRdyGrp |=0x04 ；OSMapTbl[21>>3]OSRdyTbl[2] |=0x20 ；OSMapTbl[5]从上面的计算可知：若要将OSRdyGrp及OSRdyTbl[]的第n位置1，可通过分别把OSRdyGrp及OSRdyTbl[]的值与2n 相或来实现。

在μC/OS-Ⅱ中，已经把2n的n=0-7的8个值先计算好作为常数存在数组OSMapTbl[7]中了，这正是前面的表3.1 OSMapTbl[]： OSMapTbl[0] = 20 = 0x01（0000 0001）OSMapTbl[1] = 21 = 0x02（0000 0010）……OSMapTbl[4] = 24 = 0x10（0001 0000）……OSMapTbl[7] = 27 = 0x80（1000 0000）（4）任务调度器调度是内核的主要职责之一，就是要决定该轮到哪个任务运行了。

在时间片轮转调度法中，当两个或两个以上任务有同样优先级，内核允许一个任务运行事先确定的一段时间片，然后切换给另一个任务。

所以，也叫做时间片调度。

内核在满足以下条件时，把CPU控制权交给下一个处于就绪态的任务：●当前任务已无事可做●当前任务在时间片还没结束时已经完成了。

RTOS uCOS-II 原理及应用 -- 7


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7.2 动态内存的管理
用户通过使用uC/OS-II提供的系统函数来使用、管理动 态内存：

OSMemCreate( ) --- 创建动态内存分区； OSMemGet( ) --- 从指定分区获得一个内存块；
OSMemPut( ) --- 将内存块归还指定分区；
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7.2 动态内存的管理

从指定分区获得一个内存块 --- OSMemGet( )
创建了内存分区之后，既可以使用OSMemGet( )函数从 指定分区获得一个内存块；该系统函数的原型：
void *OSMemGet( OS_MEM *pmem, INT8U *err )；
//内存分区控制块指针 //出错信息
备注：函数正常返回一个 “内存块” 指针；否则，返 回一个 NULL 指针。在使用申请到的内存块时，切 勿越界。用完后要及时归还。
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7.2 动态内存的管理

从指定分区获得一个内存块 --- OSMemGet( ) 举例：
OS_MEM *CommTxBuf; INT8U CommTxPart[30][80]; INT8U err; INT8U *BlkPtr; void main (void) { ……; OSInit( ); ……; CommTxBuf = OSMemCreate( CommTxPart,30,80,&err); …… OSStart( ); }
uC/OS-II动态内存管理方式； 内存分区与内存控制块； 动态内存管理系统函数；
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嵌入式实时操作系统(μCOS-II)原理与应用-目录与正文-最新版第二部分

③链接器选项设置。

在Debug Settings 对话框中选择ARM Linker 列表项，将出现如图1-15所示的ARM Linker选项组对话框。

其中Output 选项卡用于控制链接器进行链接操作的类型。

选择Simple链接类型时，在Output 选项卡的Simple image 文本框中设置链接的Read-Only （只读）和Read-Write（读写）地址，如图2-5所示，链接器将依照所设定的地址映像方式，生成简单的ELF格式的映像文件。

地址0x30008000是开发板上SDRAM 的真实地址，是由系统的硬件决定的。

0x30200000 指的是系统可读写的内存地址。

也就是说，在0x30008000∼0x30200000 之间是只读区域，存放程序的代码段，从0x30200000 开始是程序的数据段，可读可写。

图1-15 设置链接地址范围以上只是一种简单设置，如果程序需要用到标准C 库函数时，可使用scatter 文件来设置链接地址；在标准C 中使用malloc 及其相关的函数，需要使用系统的堆（Heap）空间时，也可以通过scatter 文件来描述系统HEAP 段的位置。

这时，需要按图1-16进行链接地址的设置。

图1-16 通过scatter 文件设置链接地址如图1-16，在Output 选项卡中，选择LinkType 为Scattered，输入scatter文件名为scat_ram.scf；然后切换到Options 选项卡在Image Entry Point 框中输入0x30008000，把程序的入口定位在0x30008000。

（也可以在图1-16 的Command Line 框中直接输入-entry 0x30008000 -scatter scat_ram.scf 进行上述设置。

）针对2410-S 开发板，scat_ram.scf 文件内容如下：LOAD 0x30008000 ;load region{RAM_EXEC +0 ;PC{startup.o (init, +FIRST)* (+RO)}L0PAGETABLE 0x30200000 UNINIT ;about 2MByte offset SDRAM{pagetable.o (+ZI)}STACKS +0x100000 UNINIT ;64KByte under L0 pagetable{stack.o (+ZI)}RAM +0{* (+RW,+ZI)}HEAP +0 UNINITheap.o (+ZI)}EXCEPTION_EXEC 0 OVERLAY ;exception region{exception.o (+RO)}}该文件创建了一个RAM_LOAD程序区域，起始地址为0x30008000和6个数据区域(ROM_EXEC, RAM_EXEC, RAM, HEAP, STACKS, EXCEPTION_EXEC)。

《嵌入式操作系统UCOSII原理及应用》任哲—学习笔记

《嵌入式操作系统UCOSII原理及应用》任哲—学习笔记第一章嵌入式实时操作系统的概念1.计算机操作系统：对计算机系统资源进行管理，并向计算机用户提供若干服务。

OR：计算机操作系统是计算机硬件的一个软件包装，它为应用程序设计人员提供了一个更便于使用的虚拟计算机。

2.操作系统功能：1）处理器的管理：(1)中断管理；（2）对处理器工作进行调度；2）存储的管理：3）设备的管理：4）文件的管理：5）网络和通信的管理：6）提供用户接口：3.嵌入式系统：对对象进行自动化控制而使其具有智能化并可嵌入对象体系中的专用计算机系统。

4.嵌入式操作系统：运行在嵌入式硬件平台上，对整个系统及其所操作的部件、装置等资源进行统一协调、指挥和控制的系统软件。

5.实时操作系统：（1）多任务系统；（2）任务切换时间与系统中的任务数无关；（3）中断延时的时间可预知并尽可能短。

第二章uC/OS-II中的任务1.uC/OS-II操作系统内核的主要工作就是对任务进行管理和调度。

2.UC/OS-II的任务组成部分：（1）任务程序代码：任务的执行部分；（2）任务堆栈：保存任务工作环境；（3）任务控制块：保存任务属性。

3.uC/OS-II的两种任务：用户任务：由应用程序设计者编写的任务。

系统任务：系统提供的任务。

4.任务的状态：（1）睡眠状态：是否配置或剥夺任务控制块的配置情况；（2）就绪状态：任务就绪表进行就绪登记，等待优先级，具备运行充分条件；（3）运行状态：获得CPU使用权限，任何时候只有一个任务处于运行状态。

（4）等待状态：正在运行的任务，需要等待一段时间或一件事件发生在运行，暂时交出CPU使用权。

5.用户任务代码结构：任务的执行代码通常是一个无限循环结构，并且在这个循环中可以响应中断，这种结构叫做超循环结构。

6.OSTakCreate（）用来创建任务的函数；OSStart（）用来启动各项任务的函数，启动后，任务就交由操作系统来管理和调度了。

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  3. 3、如文档侵犯您的权益，请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间：9:00-18:30)。
typedef struct { /* Event Flag Wait List Node */ void *OSFlagNodeNext; /* Pointer to next NODE in wait list */ void *OSFlagNodePrev; /* Pointer to previous NODE in wait list */ void *OSFlagNodeTCB; /* Pointer to TCB of waiting task */ void *OSFlagNodeFlagGrp; /* Pointer to Event Flag Group */ OS_FLAGS OSFlagNodeFlags; /* Event flag to wait on */ INT8U OSFlagNodeWaitType; /* Type of wait */ } OS_FLAG_NODE;
2013-11-7
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5.1 信号量集的结构
四、“等待任务链表” 节点 OS_FLAG_NODE：
OS_FLAG_NODE
指针，指向前一个等待 任务节点
指针，指向本链表的标志组 OS_FLAG_GRP
OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp
OS_FLAG_GRP *OSFlagCreate( OS_FLAGS flags, INT8U *err ); //信号的初始值 //错误信息
本函数的主要工作： 从 OSFlageFreeList 链表申请一个标志 组(OS_FLAG_GRP)，并赋以初值。

本函数应用注意事项：

赋初值OSFlagType = OS_EVENT_TYPE_FLAG 赋初值OSFlagWaitList = Null 赋初值OSFlagFlags = flags (函数入口参数)
Leabharlann 成员 成员备注：
OS_FLAGS 数据类型是在 OS_CFG.H 文件中定义的整型数。
在ARM 版的 uC/OS-II 中 typedef INT16U OS_FLAGS; uC/OS-II初始化时，按照OS_CFG.H中的 OS_MAX_FLAGS 常数来创建含有 OS_MAX_FLAGS 个节点的标志组；用其指针成员构成 “空信号量集标志组 链表” ，并系统变量 OSFlagFreeList 指向该链表。
信号量集分为 “与信号量集” 和 “或信号量集” 。

“与”信号量集 ---- 当信号量集中所有信号量都 “有效” 时，该信号量集 “有效” ；

“或”信号量集 ----当信号量集中有一个信号量为 “有效” 时，该信号量集 “有效” ；
备注：有点类似组合电路中的 --- 逻辑运算电路。
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本函数的主要工作：

本函数应用注意事项：


向pgrp指定的信号量集添加一个等待 任务节点。 赋初值OSFlagNodeFlags 、 OSFlagNoteWaitType ，以及OS_TCB中 的等待时限。
任务执行本函数后即等待信号量集； 请求信号量集 “超时” ，则返回 0 ； 本函数只能应用于Task中； 本函数定义于 OS_FLAG.C 文件； page
备注：信号量集根据这个链表来管理等待任务。
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5.1 信号量集的结构
信号量集的组成：
信号量集是由标志组、等待任务链表、任务控制块组成的关联数据结构；即 信号量集 = 标志组 + 等待任务链表 + 等待任务控制块 uC/OS-II基于这个关联数据结构实现信号量集管理。
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5.1 信号量集的结构

OSFlageNodeWaitType 成员的取值与含义： OSFlageNodeWaitType 等待任务的就绪条件
指定信号全0，则信号量集有效 指定信号有一个0，则信号量集有效 指定信号全1，则信号量集有效 指定信号有一个1，则信号量集有效
OS_FLAG_GRP OSFlagType *OSFlagWaitList OSFlagFlags OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp
1 0 1
1
0 0 1
1
1 1 0
0
OSFlagNodeWaitType
OSFlagNodeWaitType
OSFlagNodeWaitType
OS_TCB
OS_TCB
OS_TCB
信号量集结构图
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5.1 信号量集的结构
二、信号量集的标志组： uC/OS-II 使用 “标志组” 的结构 OS_FLAG_GRP 来描 述、管理信号量集。其结构定义如下：
1 0 1
1
0 0 1
1
1 1 0
0
OSFlagNodeWaitType
OSFlagNodeWaitType
OSFlagNodeWaitType
OS_TCB
OS_TCB
OS_TCB
信号量集结构图
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第5章

目录
1、 信号量集的结构 2、 信号量集的操作
信号量集是由标志组、等待任务链表、任务控制块组成的关联数据结构；即 信号量集 = 标志组 + 等待任务链表 + 等待任务控制块 uC/OS-II基于这个关联数据结构实现信号量集管理。
OS_FLAG_GRP OSFlagType *OSFlagWaitList OSFlagFlags OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp
OS_FLAG_GRP OSFlagType *OSFlagWaitList OSFlagFlags OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp OS_FLAG_NODE OSFlagNodeNext OSFlagNodePrev OSFlagNodeTCB OSFlagNodeFlagGrp
指针，指向下一个等待 任务节点 指针，指向等待任务的 TCB OSFlagNodeFlags --- 信号过滤器
1 0 1
1
逻辑运算选择器
OSFlagNodeWaitType
备注：
OSFlageNodeFlages ---- 信号量过滤器/信号量屏蔽字；‘1 / 0’ ---使用/屏蔽该信号量。 OSFlageNodeWaitType ---- 信号量逻辑运算选择器，指示信号量集有效于各信号量 状态的关系。等待任务只有当信号量集有效时（所指定的信号量符合逻辑 运算选择器指定的关系时），该等待任务方被转为“就绪任务”状态。

正常情况，函数返回标志组指针， 否则返回NULL； 本函数只能应用于Task中； 本函数定义于 OS_FLAG.C 文件； page
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5.2 信号量集的操作
二、请求信号量集：
任务使用系统函数OSFlagPend( )来申请一个信号量集；其函数原型：
OS_FLAGS OSFlagPend( OS_FLAG_GRP *pgrp, OS_FLAGS flags, INT8U wait_type, INT16U timeout, INT8U *err ); //请求的信号量集指针 //信号过滤器 //逻辑运算类型 //等待时限 //错误信息
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5.1 信号量集的结构
三、关于(信号量标志组) OS_FLAG_GRP 结构的说明：
成员
OSFlagType ---- 是一个标识，用于标示这是一个信号量集结构；其 值固定为 OS_EVENT_TYPE_FLAG 。 *OSFlageWaitList ---- 指针，指向等待本信号量集的 “等待任务 链 表” 。 OSFlagFlags ---- 是一个OS_FLAGS类型变量，用于存放信号量集所 有信号量的状态，每个信号量占据 1bit ，‘1 / 0’ --- 信号量有(无)效。
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思考：结合信号量集结构，对信号量集有些什么基本操作呢？
信号量集的数据结构： 用户需要的 (uC/OS-II提供的) 信号量集基本操作： ①创建信号量集、 + 等待任务链表 + 等待任务控制块 信号量集 = 标志组 ②请求信号量集、③向信号量集发信 号、④删除信号量集。