在上次课里,我们从代码的角度来分析了任务通知的内部机制
先来回顾一下,用图形的方式,用链表的方式来展示内部机制
假设一开始有两个任务:他们优先级都是n,放在一个就绪链表里
可以看到任务一或者任务二,它们的TCB里面有一个状态:
TCB.ucNotifyState[0] = taskNOT_WAITING_NOTIFICATION
初始状态就是:我没有在等待通知
可以看到,假设一开始并没有人给他发出通知
他想去得到通知,那就阻塞:从ready list
移到了delay list
TCB.ucNotifyState[0] = taskWAITING_NOTIFICATION
表示在等待,正在等待通知
别的任务给他发通知后:他就可以从delay list
移到ready list
Tcb结构里面有两个成员:
如果目标任务并没有在等待通知
你也给他发了通知:那只会把通知的值记录下,并且修改状态:
TCB.ucNotifyState[0] = taskNOTIFICATION_RECEOVED
普通的队列并没有使用到TCB.ucNotifyState[0]
使用任务通知模拟的队列:要用到TCB.ucNotifyState[0]
注意上述函数的最后一个参数:
eSetValueWithoutOverwrite
:不覆盖eSetValueWithOverwrite
:覆盖我们先来回顾一下,普通的队列是怎么一回事:
1.队列就是一个环形缓冲区:可以存放多个数据,数据的大小是可以事先指定的
2.写队列的时候:如果队列满了,写者可以阻塞
3.读队列的时候:如果队列空了,读者可以阻塞
再来看看任务通知,在tcb结构体里:
他只能保存一个数值
所以:我们要使用任务通知来实现一个轻量级的队列,他就只能够保存一个数据,这个数据的大小是32位的
跟普通队列的第2个不同点:
2.1 其他任务只能写
2.2 可以多对1
2.3 写的时候不阻塞
这里最大的不同就是写的时候不能够阻塞
我们来看看示例代码:
一边是发出通知,另外一边是等待通知
看看这个写队列、发送通知的函数:
圈出了两个地方,大家再跟普通的队列来对比一下。
这里可以指定覆盖,也可以指定有不覆盖
我们可以来看看代码:
怎么去设置位?用的是同一个函数
作为轻量级队列:操作是整个值
作为轻量级事件组:操作的是某些位
使用任务通知,能否像事件组一样,等待指定的位?
不能,一旦有事件就会唤醒任务
我们来看看代码:
上图中三个圆圈:
1.set bit
2.累加
3.整个赋值
对应:轻量级事件组、轻量级信号量、轻量级队列
任务通知的唯一、稍微有难点的函数就是:
xTaskNotifyWait(ulBitsToClearOnEntry, ulBitsToClrarOnExit,pulNotificationValue,xTicksTowati)
1.第1个参数:调用这个函数的时候,要不要清除掉某些位
OnEntry: 在函数入口处
2.第2个参数:退出这个函数的时候,要不要清除某些
OnExit:退出时
3.如果没有通知值,阻塞的时间
看看代码:
实际的例子:
答: 信号量是一个整数,什么叫做加满了?
那加到整数的最大值,然后溢出变为0
答: 入口处:直接清除
中间:读值
出口处:直接清除
1.清除的是之前遗留下来的数值
2.然后等待
3.等待过程中,别的任务发来新的通知值
4.然后目标任务被唤醒,记录通知值
5.最后清除掉某些位,返回
答: 这些参数只是组合起来给你使用,我举几个例子
答: 可以清除,他只是提供这些参数给你,你觉得:我要等待,从现在开始的全新数据,当然就可以在入口清除
答: 我们看看代码:
**答:**有影响
假设一种情况:
1.task1发出通知值:(1<<0)
2.task2发出通知值:(1<<1)
现在通知值时:0x3
3.目标任务是task3,得到了通知值0x3,它知道:发生了bit0、bit1事件
4.task3都不清除事件:入口、出口处都不清除
5.task3再次等待通知
6.task1发出通知值:(1<<0)
因为没有清除通知值,他仍然是0x3
7.目标任务是task3,得到了通知值0x3,它知道:发生了bit0、bit1事件
在第7步:task3误以为再次发生了bit0, bit1事件
答: 参考项目3的10-3:异常处理深入分析_保存现场
1.发生中断
2.LR保存中断处理完后的返回地址
3.调用中断函数前,LR保存进栈
4.LR被替换位一个特殊的值,硬件去设置LR寄存器
5.调用中断处理函数
6.中断处理函数执行完,返回到特殊的LR值
7.CPU就知道:哦,你是中断处理完了
8.从栈里取出之前的LR,跳过去执行
答: 他们都是设置优先级来禁止中断,一个会记录禁止中断之前的中断优先级,我们看看代码
都是通过设置basepri
寄存器来屏蔽更低优先级的中断,
在中断里使用的portSET_INTERRUPT_MASK_FROM_ISR
:
1.先记录basepri
原先的优先级
2.再去修改basepri
在任务里使用portEXIT_CRITICAL
,只是修改basepri
差别就在这里:是否记录原来的basepri
1.为什么在中断里面我关中断之前要记录basepri
?
因为重新开中断时,就是恢复basepri
2.为什么在任务里,关中断之前不需要记录basepri
?
因为在运行到任务时,所以的中断都是可以使能的,basepri
本来就等于0
现在就可以回答你的问题了:
我们假设一个场景:
我来举一个真实的场景示例:
1.有I2C中断,优先级为B
2.有GPIO中断,优先级为A
注意:A < B < configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY
3.发生了GPIO中断,在GPIO中断处理过程中,不想被I2C中断打扰
4.设置basepri = B,就是屏蔽I2C中断
5.GPIO中断函数要调用写队列函数,为了互斥地访问队列,调用portSET_INTERRUPT_MASK_FROM_ISR
设置basepri = configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY
这里就要提问了:写完队列之后, basepri是不是应该恢复回原来的值?
basepri应该等于步骤5之前的值,就是:basepri=B,继续屏蔽I2C中断
所以,portSET_INTERRUPT_MASK_FROM_ISR
有两个作用:记录当前basepri的值,设置basepri= configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY
6.访问完队列,basepri恢复原来的值B
7.处理完GPIO中断,恢复原来的basepri 0