２） OSTaskSuspend函數(shù)

　　這個函數(shù)很簡單，一看名字就該明白它的作用，它可以將指定的任務掛起。如果掛起的是當前任務的話，那么還會引發(fā)系統(tǒng)執(zhí)行任務切換先導函數(shù)OSShed來進行一次任務切換。這個函數(shù)只有一個參數(shù)，那就是指定任務的優(yōu)先級。那為什么是優(yōu)先級呢？事實上在系統(tǒng)內部，優(yōu)先級除了表示一個任務執(zhí)行的先后次序外，還起著分別每一個任務的作用，換句話說，優(yōu)先級也就是任務的ID。所以uC/OS-II不允許出現(xiàn)相同優(yōu)先級的任務。

３） OSTaskResume函數(shù)

　　這個函數(shù)和上面的函數(shù)正好相反，它用于將指定的已經(jīng)掛起的函數(shù)恢復成就緒狀態(tài)。如果恢復任務的優(yōu)先級高于當前任務，那么還為引發(fā)一次任務切換。其參數(shù)類似OSTaskSuspend函數(shù)，為指定任務的優(yōu)先級。需要特別說明是，本函數(shù)并不要求和OSTaskSuspend函數(shù)成對使用。

４） OS_ENTER_CRITICAL宏

　　很多人都以為它是個函數(shù)，其實不然，仔細分析一下OS_CPU.H文件，它和下面馬上要談到的OS_EXIT_CRITICAL都是宏。他們都是涉及特定CPU的實現(xiàn)。一般都被替換為一條或者幾條嵌入式匯編代碼。由于系統(tǒng)希望向上層程序員隱藏內部實現(xiàn)，故而一般都宣稱執(zhí)行此條指令后系統(tǒng)進入臨界區(qū)。其實，它就是關個中斷而已。這樣，只要任務不主動放棄CPU使用權，別的任務就沒有占用CPU的機會了，相對這個任務而言，它就是獨占了。所以說進入臨界區(qū)了。這個宏能少用還是少用，因為它會破壞系統(tǒng)的一些服務，尤其是時間服務。并使系統(tǒng)對外界響應性能降低。

５） OS_EXIT_CRITICAL宏

　　這個是和上面介紹的宏配套使用另一個宏，它在系統(tǒng)手冊里的說明是退出臨界區(qū)。其實它就是重新開中斷。需要注意的是，它必須和上面的宏成對出現(xiàn)，否則會帶來意想不到的后果。最壞的情況下，系統(tǒng)會崩潰。我們推薦程序員們盡量少使用這兩個宏調用，因為他們的確會破壞系統(tǒng)的多任務性能。

６） OSTimeDly函數(shù)

　　這應該程序員們調用最多的一個函數(shù)了，這個函數(shù)完成功能很簡單，就是先掛起當起當前任務，然后進行任務切換，在指定的時間到來之后，將當前任務恢復為就緒狀態(tài)，但是并不一定運行，如果恢復后是優(yōu)先級最高就緒任務的話，那么運行之。簡單點說，就是可以任務延時一定時間后再次執(zhí)行它，或者說，暫時放棄CPU的使用權。一個任務可以不顯式的調用這些可以導致放棄CPU使用權的API，但那樣多任務性能會大大降低，因為此時僅僅依靠時鐘機制在進行任務切換。一個好的任務應該在完成一些操作主動放棄使用權，好東西要大家分享嘛！

（四） uC/OS-II 多任務實現(xiàn)機制分析

　　前面已經(jīng)說過，uC/OS-II是一種基于優(yōu)先級的可搶先的多任務內核。那么，它的多任務機制到底如何實現(xiàn)的呢？了解這些原理，可以幫助我們寫出更加健壯的代碼來。由于我們面向的初級程序員，本文不打算寫成又一篇uC/OS-II的源碼分析，那樣的文章太多了，本文打算從實現(xiàn)原理的角度探討這個問題。

　　首先我們來看看為什么多任務機制可以實現(xiàn)？其實在單一CPU的情況下，是不存在真正的多任務機制的，存在的只有不同的任務輪流使用CPU，所以本質上還是單任務的。但由于CPU執(zhí)行速度非常快，加上任務切換十分頻繁并且切換的很快，所以我們感覺好像有很多任務同時在運行一樣。這就是所謂的多任務機制。

　　由上面的描述，不難發(fā)現(xiàn)，要實現(xiàn)多任務機制，那么目標CPU必須具備一種在運行期更改PC的途徑，否則無法做到切換。不幸的使，直接設置PC指針，目前還沒有哪個CPU支持這樣的指令。但是一般CPU都允許通過類似JMP，CALL這樣的指令來間接的修改PC。我們的多任務機制的實現(xiàn)也正是基于這個出發(fā)點。事實上，我們使用CALL指令或者軟中斷指令來修改PC，主要是軟中斷。但在一些CPU上，并不存在軟中斷這樣的概念，所以，我們在那些CPU上，使用幾條PUSH指令加上一條CALL指令來模擬一次軟中斷的發(fā)生。

　　回想一下你在微機原理課程上學過的知識，當發(fā)生中斷的時候，CPU保存當前的PC和狀態(tài)寄存器的值到堆棧里，然后將PC設置為中斷服務程序的入口地址，再下來一個機器周期，就可以去執(zhí)行中斷服務程序了。執(zhí)行完畢之后，一般都是執(zhí)行一條RETI指令，這條指令會把當前堆棧里的值彈出恢復到狀態(tài)寄存器和PC里。這樣，系統(tǒng)就會回到中斷以前的地方繼續(xù)執(zhí)行了。那么設想一下？如果再中斷的時候，人為的更改了堆棧里的值，那會發(fā)生什么？或者通過更改當前堆棧指針的值，又會發(fā)生什么呢？如果更改是隨意的，那么結果是無法預料的錯誤。因為我們無法確定機器下一條會執(zhí)行些什么指令，但是如果更改是計劃好的，按照一定規(guī)則的話，那么我們就可以實現(xiàn)多任務機制。事實上，這就是目前幾乎所有的OS的核心部分。不過他們的實現(xiàn)不像這樣簡單罷了。

　　下面，我們來看看uC/OS-II再這方面是怎么處理的。再uC/OS-II里，每個任務都有一個任務控制塊(Task Control Block)，這是一個比較復雜的數(shù)據(jù)結構。在任務控制快的偏移為0的地方，存儲著一個指針，它記錄了所屬任務的專用堆棧地址。事實上，再uC/OS-II內，每個任務都有自己的專用堆棧，彼此之間不能侵犯。這點要求程序員再他們的程序中保證。一般的做法是把他們申明成靜態(tài)數(shù)組。而且要申明成OS_STK類型。當任務有了自己的堆棧，那么就可以將每一個任務堆棧再那里記錄到前面談到的任務控制快偏移為0的地方。以后每當發(fā)生任務切換，系統(tǒng)必然會先進入一個中斷，這一般是通過軟中斷或者時鐘中斷實現(xiàn)。然后系統(tǒng)會先把當前任務的堆棧地址保存起來，僅接著恢復要切換的任務的堆棧地址。由于哪個任務的堆棧里一定也存的是地址（還記得我們前面說過的，每當發(fā)生任務切換，系統(tǒng)必然會先進入一個中斷，而一旦中斷CPU就會把地址壓入堆棧），這樣，就達到了修改PC為下一個任務的地址的目的。

　　以上就是uC/OS-II的多任務實現(xiàn)機制，我們在這里大費筆墨談論這個問題，是希望我們的程序員們可以善加利用這個機制，寫出更健壯，更富有效率的代碼來。