1 任务切换函数讲解

• 外部中断导致更高优先级就绪，触发上下文切换

• Systick使更高优先级的延时任务的延时到期，触发上下文切换

• 任务主动调用如OSTimeDly等挂起自己的函数，触发上下文切换。

• 如图所示，在任务A执行时收到了一个中断请求，在中断服务程序执行时又发生了Systick中断，在SysTick_Handler中会进行任务的切换，因此SysTick_Handler完成后并没有回到之前的中断服务程序，而是转而执行任务B，这样会导致fault。（？？？？这里的理解是有点问题的，应该是）

• 一些我的疑问的解决：
• SysTick_Handler 中会直接调用 OSCtxSw吗？
• uC/OS-II 中的 SysTick_Handler → 调用 OSTimeTick() → OSIntExit() → 触发 PendSV 中断，任务切换真正发生在 PendSV_Handler 中。
• SysTick 不直接切任务，它只是“发起切换请求”。
• SysTick 的优先级确实比任务高吗？
• 在 ARM Cortex-M 中，任务的运行级别是 线程模式，中断（包括 SysTick）运行在 处理器模式，所以任何中断优先级都比任务高（除非你改了CONTROL寄存器，非典型）
• 中断之间也有优先级：SysTick 通常优先级高于外设 IRQ（如 USART、EXTI）， PendSV是最低优先级（0xFF）

2 任务切换函数具体实现

2.1 在OSCtxSw或OSIntCtxSw中触发PendSV异常

2.2 在PendSV实现上下文切换

• Cortex-M系列在进入中断时，硬件自动保存xPSR,PC,LR,R12,R0~R3。所以我们在PendSV中只需要手动入栈R4-R11

• 为什么还需要手动入栈R14（LR），这里的LR是原任务的上下文的内容

3 OSStart

3.1 为什么需要OSStart？它与上下文切换有什么关系？

• OSTaskCreate()
• 任务创建函数中初始化了栈和TCB，但这些创建的任务只是在TCB初始化时，根据优先级在优先级位图相应位置更新就绪状态。

• 什么时候启动任务系统运行？

• OS_Sched()函数的执行有一个if判定条件if(OSRunning== OS_TRUE)
• OSRunning是一个全局标志变量，用于指示RTOS系统是否正在运行。所以仅在OS运行的时候才触发任务调度。
• 为什么要有这个判断?OS启动之前不调度?任务创建完后就立刻调度执行可以吗?
• 不可以。
• 事务逻辑上:无效的任务切换、破坏启动流程
• 在系统启动前，通常会有多个任务通过 0STaskCreate()被创建。此时，我们希望任务的初始化是静态的，不需要动态调度，在多任务创建后可以一次性切换到最高优先级任务。
• 程序逻辑上:PSP错误
• 虽然OS_Sched()调用的OSCtxSw()/pendSV异常 也进行了保护现场与恢复现场，但是并不适用OS启动之前。 第一次任务切换:空->任务(特殊的硬件上下文加载) 第n(n>1)次任务切换:任务->任务
PendSV_Handler中直接使用了任务的进程堆栈指针psp，但并未交代psp是在哪里赋的初值PSP 是可能指向非法内存或随机地址的。
为了解决以上两个事务和程序上的问题，OSStart应运而生。 OSStart相当于一个分水岭，在它之前完成0S的一切配置，包括任务的创建;0SStart一旦执行，OS就正式启动了，系统也就由裸机转换成了RTOS。
 

3.2 OSStart是怎么解决问题的？

• 问题一：psp赋初值

• 问题二：标识OS已经启动

• 问题三：pendsv优先级设置

• 问题四：找到第一个任务（优先级位图法，就绪队列中优先级最高的任务）

• 问题五：开始执行第一个任务

3.3 OSStartHighRdy

问题一：psp初始化

6.3 Cortex M4

• primask
• The PRIMASK register prevents activation of all exceptions with configurable priority。
• 在它被置1后，就关掉所有可屏蔽的异常，只剩下Reset（-3）、NMI（-2）和Hardfault（-1） 可以响应。它的缺省值是0，表示没有屏蔽。
• 当前优先级改为0（最高可编程优先级）

• faultmask
• The FAULTMASK register prevents activation of all exceptions except for Non-Maskable Interrupt (NMI).
• 当它置1时，只有NMI才能响应，它的缺省值也是 0，表示没有屏蔽。
• 处理器在退出任何异常处理程序（除了NMI处理程序）时将FAULTMASK位清除为0。
• The processor clears the FAULTMASK bit to 0 on exit from any exception handler except the NMI handler.

• basepri（Base priority mask register）
• 根据前面NVIC优先级分组使用位数，只有[7:4]位可用。
• 定义了被屏蔽优先级的阈值。当它被设成某个值后，所有优先级号大于等于此值的中断都被关(优先级号越大，优先级越低，即优先级比这个阙值更低的优先级将被屏蔽)。但若被设成0，则不关闭任何中断，0也是缺省值。

• XPSR(Program status register)
• 分类：APSR/IPSR/EPSR（Application/Interrrupt/Execution）



• 应用程序程序状态寄存器(APSR)、中断程序状态寄存器(IPSR)和执行程序状态寄存器(EPSR)。三个逻辑子寄存器共享同一个物理寄存器(即xPSR)，通过访问 xPSR 的不同位段来获取各自的信息。
• 在代码中对前面三个寄存器的操作，本质上是在对CPU里面的PSR一个寄存器进行更改。
💡
为什么要再次划分三个寄存器？
• 功能分工明确
• APSR：主要用于记录算术和逻辑运算的结果状态，如N、Z、C、V、Q标志位。
• IPSR：专门用于记录当前正在执行的中断服务程序编号（ISR_NUMBER）。
• EPSR：涉及Thumb状态（T位）和IT指令执行状态（ICI/IT位）等，用于控制指令集的切换和特定指令的执行流程。
• 硬件设计优化
• 独立更新：将PSR划分为多个子寄存器处理器在执行指令时，只需更新相关的子寄存器。例如，算术运算只影响APSR，而不会涉及 EPSR 或IPSR。这减少了不必要的硬件操作，提高了性能。
• 并行处理:不同的子寄存器可以由不同的硬件单元并行处理，进一步提升处理器的效率。
• 增强系统安全性
• 受限访问：如果直接操作PSR，可能会不小心修改到不需要改变的部分，导致意外的程序行为。而通过分别操作APSR、IPSR和EPSR，可以更精确地控制修改范围，减少对其他部分的干扰。
• 兼容性和扩展性
• 这种设计使得 ARM 架构在不同版本(如 Cortex-M0、M3、M4、M7)上可以保持一致的状态管理，而不需要每次修改整个 PSR 结构。
• 可以使用寄存器名称作为MSR或MRS指令的参数，单独访问这些寄存器或组合访问任意两个或所有三个寄存器。例如:
• 使用MRS指令使用PSR，读所有寄存器
• 使用MSR指令向APSRN的Z、C、V和Q位写入数据。

• CONTROL寄存器
• Cortex-M4有两种工作模式：Thread模式（线程模式）和Handler（处理模式）
• 异常和中断会进入Handler模式（执行没有限制），其他情况会进入Thread模式。
• 特权级别
• Privileged和Unpriviledged
• 但其实看说明书上，Thread模式下可以选择Privileged和Unprivileged。Handler模式一直是Privileged。
• Unpriviledged(非特权级别)只能通过MSR和MRS有限访问，不能使用CPS指令访问系统定时器，NVIC或者系统控制模块等。UCOSII执行期间，只会处于Handler模式下和Thread模式下的特权级别。
• 当处理器处于线程模式时，CONTROL寄存器控制软件执行所使用的堆栈和特权级别，并指示FPU状态是否为活动。



• nPRIV（第0位）：控制进入特权模式或用户模式（非特权模式）
• 0：特权模式（默认），可以执行所有指令，访问系统控制寄存器等。
• 1：用户模式，此时不能执行所有的指令，某些系统控制寄存器不可访问。
• SPSEL（第1位）：该位决定了堆栈指针的选择。
• 线程模式
• 0：使用主堆栈指针（MSP）。
• 1：使用进程堆栈指针（PSP）。
• 处理模式：
• 始终为0，即一直使用MSP。进行写操作会被忽略。
💡
也就是说Handler模式下一直使用的是MSP作为SP，在Thread模式下可以选择使用MSP/PSP。Bit0决定Thread是否在特权级里面，Bit1决定Thread模式使用的 是MSP还是PSP。在UCOSII中我们使用Thread模式下PSP作为任务栈SP。

6.4 工作模式

• 操作模式
• 线程模式(Thread Mode):用于执行主程序代码，即普通的应用程序代码。
• 处理模式(Handler Mode):用于处理异常和中断服务程序。当发生中断或异常时，处理器会切换到处理者模式来执行相应的处理程序。

• 特权级别
• 特权级(Privileged):在此级别下，代码可以访问所有的内存区域和外设寄存器，并能执行所有指令。
• 用户级(Unprivieged):在此级别下，代码的访问权限受限，某些特定的寄存器和内存区域可能无法访问，尝试访问这些受限资源将导致故障。

• 模式切换
• 处理模式→线程模式
• 自动恢复:中断服务程序(ISR)执行完毕后，通过BX LR或POP {PC}返回线程模式。
• 特权级可配置:返回后线程模式的特权级由EXCRETURN值决定。

• 线程模式→处理模式
• 硬件自动切换:当发生异常(如中断、SVC指令)时，CPU自动进入处理模式(特权级)。

• 权限切换
• 特权级→非特权级（用户级）
• 设置CONTROL[0]=1，进入非特权级
• 非特权级（用户级）→特权级
• 只能通过触发异常(如SVC)进入处理模式(特权级)，在异常处理中修改CONTROL寄存器CONTROL[0]=0，进入特权级。



• 注意：第一个异常处理后，便回到出现异常前的最后一个状态：非特权线程。是因为在这个异常处理中并没有修改CONTROL[0]。第二个异常中修改了CONTROL寄存器，然后使得处理完异常后进入特权线程。
• 从处理模式到线程模式的异常返回期间，栈指针的选择可由EXC RETURN(异常返回)数值决定处理器硬件会自动更新第1位的数值。
• SVC:SVC（Supervisor Call）是一种由软件触发的异常，通常用于实现系统调用。当用户程序需要请求操作系统的服务或访问受保护的硬件资源时，会通过执行 SVC 指令来触发 SVC 异常。属于SVC的异常：系统服务调用、任务调度相关、硬件资源访问等

💡

MSP\PSP

• MSP和PSP 都是堆栈指针（Stack Pointer）的寄存器

• MSP是主堆栈指针。
• 通常用于内核模式（特权模式）和异常处理。
• 默认堆栈指针，所以系统启动的时候，通常使用MSP

• PSP是进程堆栈指针。
• 通常用于用户模式（非特权模式）。
• 在多任务操作系统中，每个任务通常有自己的堆栈，而 PSP 指向该堆栈。

• 通过 CONTROL 寄存器的 SPSEL 位来选择使用哪个堆栈指针。
• 0：使用MSP
• 1：使用PSP

• 思考:以下操作能按预期执行吗?

• 注意: 当修改某些系统控制寄存器(如CONTROL、PRIMASK)时，CPU的流水线和指令预取机制可能导致后续指令仍然使用旧的寄存器值，而不是刚刚写入的新值。

• ISB：Instruction Synchronization Barrier，保证前面设置立即生效。
• 清空处理器流水线(Pipeline Flush)，丢弃已预取但未执行的指令。
• 强制CPU重新从内存取指令，确保后续指令基于最新的寄存器状态执行。
• 现在 CPU 已准备好：它将从任务自己的 PSP 中读写栈帧。

问题二：标识OS已经启动

问题三：pendsv优先级设置

• EQU相当于C语言的#define，因为是直接使用汇编语言，所以是直接使用地址来写值

• NVIC_INT_CTRL EQU 0xE000ED04 这个是ICSR寄存器的地址

• NVIC_SYSPRI14 EQU 0xE000ED22
• 系统优先级寄存器14的地址，对应于PendSV的优先级设置。
• 在ARM Cortex-M中，系统异常（如 PendSV、SysTick）也可以设置优先级，而不是只能NVIC外设中断才有优先级。
• 系统异常的优先级（如 SVC、PendSV、SysTick）被存储在System Handler Priority Registers（SHP）中。
• SCB->SHP[12]; // SHP 是一个 uint8_t 类型的数组，共 12 个元素
• SHP[0] ~ SHP[7] —— 保留或未使用（有的芯片厂商会不同）

异常名	异常号	SCB->SHP[n]	地址
SVC	11	SHP[8]	0xE000ED20
DebugMon	12	SHP[9]	0xE000ED21
PendSV	14	SHP[10]	0xE000ED22
SysTick	15	SHP[11]	0xE000ED23

NVIC_SYSPRI14 EQU 0xE000ED22
在ARM Cortex-M3/M4 的技术参考手册（TRM）中，确实描述了系统优先级寄存器为：
• SHPR1（System Handler Priority Register 1）\SHPR2\SHPR3
而不是直接叫 SHP[0]~SHP[11]。其实这两者指的是同一组寄存器的不同表示方法，我们来详细解释一下这之间的关系：
• SHPRx vs SHP[]：两种对同一片内存的不同访问方式
• 在手册（ARM TRM）中使用：

名称	地址	包含哪些异常的优先级
SHPR1	0xE000ED18	MemManage, BusFault, UsageFault（异常 4-6）
SHPR2	0xE000ED1C	SVCall（异常 11）
SHPR3	0xE000ED20	PendSV（异常 14）, SysTick（异常 15）

• 在core_cm4码中使用：这12个优先级字段直接封装为：
也就是说，SCB->SHP[] 数组是对 SHPR1~3 这三组寄存器按字节映射后的访问方式。
• 对应关系：SHP[i] 映射到 SHPRx 的字节结构如下

地址	寄存器	字节（SHP下标）	说明
0xE000ED18	SHPR1	SHP[0]~SHP[3]	异常 4~7（一般未用）
0xE000ED1C	SHPR2	SHP[4]~SHP[7]	异常 8~11（SVC 是 SHP[8]）
0xE000ED20	SHPR3	SHP[8]~SHP[11]	异常 12~15（PendSV是 SHP[10],Systick是SHP[11]）





• 为什么CMSIS这么设计？
把SHPR1~3 三个寄存器拆成了12个8位数组项。优点：可以使用SCB->SHP[10] = 0xFF; 简洁地设置PendSV优先级；不用再移位处理32位的SHPR3；与中断号（异常号 - 4）直接匹配，逻辑清晰。
• 但还是采用裸地址+宏访问SHPR3寄存器

使用方式	是否推荐	场景
#define SHPR3 + 裸地址	✅ 推荐	内核移植、裸机开发、强控寄存器的低级代码（如uC/OS移植）
SCB->SHP[11]	✅✅ 强烈推荐	高级开发、HAL/RTOS 环境、易读性好、配合 IDE 调试更方便

• 注意这个宏定义
• (volatile INT32U *)0xE000ED20uL
• 将地址0xE000ED20强制转化成一个32位无符号整型指针（即 uint32_t *）
• volatile 的意思是： 编译器不要优化访问，每次读取/写入都必须真的去内存/寄存器中操作
• volatile uint32_t * const p_shpr3 = (volatile uint32_t *)0xE000ED20;
• 再加上*，即*((volatile INT32U *)0xE000ED20uL)
• 读取这个地址处的值（即 SHPR3 寄存器 32 位内容）
• u和ul的后缀是为了指定整数常量的类型是无符号整型（unsigned），避免类型提升错误、符号扩展、警告等潜在问题，特别是在位操作和寄存器地址处理时。
• 注意：常量一旦没有后缀，默认是 signed int。

后缀	含义	示例
u	unsigned int	100u
ul	unsigned long	100ul
l	long (可能是有符号)	100l
llu	unsigned long long	1000llu

• pendsv优先级设置

• #define SCB_SHPR3 0xE000ED20
• SHPR3 是 System Handler Priority Register 3，共占用 4 字节（32 位），对应的是：

字节偏移	系统中断号	中断类型
+0 (byte 0)	Reserved	Reserved
+1 (byte 1)	Reserved	Reserved
+2 (byte 2)	IRQ #14 (0xE)	PendSV ✅
+3 (byte 3)	IRQ #15 (0xF)	SysTick

💡
关键理解：地址本身的单位就是“字节”
• 地址 0x00 表示第 0 个字节，地址 0x01 表示第 1 个字节，地址 0x02 表示第 2 个字节...
• SHPR3一个32位的寄存器，占4字节，那么地址为0xE000ED20~0xE000ED23，访问第16~23位，如图所示，就是偏移量为2个字节，也就是两个地址。
 
 
设置pendsv为最低优先级，理由如下：
• 因此STM32采取的策略是：触发PendSV异常实现延迟的上下文切换。
• 知识点补充
💡
• SVC（Supervisor Call）：是ARM架构中用于实现系统调用的关键机制，其核心作用是从用户模式切换到特权模式，使应用程序能够安全地请求操作系统服务。
• PendSV（Pendable Service Call，可挂起的服务调用）：操作系统内核通过触发PendSV异常（通常是通过软件指令触发，设置标志位）。


• PendSV几个关键位：
• Bit28：PENDSVSET(PendSV设置挂起位)
• 写：0：无影响；1：将PendSV异常状态设置为挂起
• 读：0：PendSV异常未处于挂起状态；1：PendSV异常为挂起状态
• Bit27:PENDSVCLR(PendSV清除挂起位)
• 只写
• 写：0无影响，移除PendSV异常状态的挂起
• Bit26：PENDSTSET(Systick设置挂起位)



• 流程分析：
• 当前A任务正在运行。如果此时发生中断（一般普通中断不会触发PenSV）或任务主动调用OS服务（如通过SVC指令），可能会导致需要进行任务切换。
• 外部中断本质上是与具体硬件外设（如定时器、串口）绑定的，它们被 NVIC 控制。它们触发时，不会自动引发PendSV。
• 但是在中断服务函数（ISR）里，如果你调用了某些操作系统 API，比如 OSSemPost()，导致了任务状态的变化（比如高优先级任务变成就绪态），操作系统内核会判断是否需要任务切换，如果需要，它就会主动触发 PendSV。（总结一句话就是外部中断不会触发PendSV，是否触发PendSV取决于OS的调度判断逻辑）
• 所以正常的流程是：外设中断发生，CPU进入ISR,ISR中调用操作系统服务（如唤醒一个更高优先级的任务），操作系统判断需要任务切换，内核代码中执行SCB->ICSR |= SCB_ICSR_PENDSVSET_Msk 来触发PendSV异常。
• PendSV被触发后，当前任务的上下文被保存。操作系统选择下一个任务并恢复它的上下文。（PendSV_Handler中做任务上下文切换）
• 在执行任务B的时候中断产生，跳转执行ISR。这个时候恰好碰到Systick定时触发，然后执行优先级更高的定时器中断（在OSIntExit检查到了更高优先级的就绪任务A，OS设置PendSV挂起标志位ICSR的PENDSVSET=1,挂起PendSV）.
• 然后继续执行ISR(因为PendSV被设置为最低优先级，所以应该是先执行完ISR之后在去PendSV中执行上下文切换，这样就避免了在中断执行时出现任务切换的error了)。当ISR完成时，在PendSV_Handler中进行任务上下文切换。然后切换到任务A执行。
• 操作系统的“时钟节拍”由SysTick定时器中断提供，SysTick定时器是一个24位的倒数定时器，通常设置为每1ms触发一次中断。每次中断会进入SysTick_Handler ，调用这三个函数。
• OSTimeTick()：会遍历所有延时状态的任务，将其延时计数器-1。
• OSIntExit()与PendSV：在Systick中断退出前，OSIntExit() 会检查是否有更高优先级的任务就绪；如果有优先级更高的任务就绪（任务切换需求），OS会触发 PendSV中断（通过设置ICSR寄存器中的PENDSVSET位）；PendSV_Handler 会完成任务上下文的保存、调度器选择、以及恢复新任务的上下文。
• 注意：时间片不是在任务中减少的，同时任务也不是跑满一个时间片后再触发Systick，而是：SysTick固定周期打断系统，然后统一减时间片、减延时、调度任务；所以时间片的计数是由Systick中断驱动的，而不是由任务执行过程驱动的。



问题四：找到第一个任务（不在OSStartHighRdy里面解决）

问题五：开始执行第一个任务

• 函数名和参数

• (void)opt;
• 这行是为了消除未使用变量 opt 的编译警告。书上写的是 opt = opt这样来消除警告

• p_stk = ptos + 1u;
• 这里就很值得注意的一点：由于是—p_stk ,前缀为先-再填入。所以要填入第一个元素之前，需要将指针上移一个地址单位。

• p_stk = (OS_STK *)((OS_STK)(p_stk) & 0xFFFFFFF8u);
• 保证栈地址8字节对齐（ARM EABI 规定：栈在异常进入时必须是8字节对齐），以避免硬件抛出“unaligned access”。

• 开始构造伪造堆栈帧（模拟异常进入的压栈）
• 【硬件自动压栈区】：异常自动压栈的内容（共8项）
注意后面的数据的值：
• (--p_stk) = 0x01000000uL; // xPSR
• xPSR 设置为 Thumb 状态（必须 bit[24] = 1）
• (--p_stk) = (OS_STK)task; // PC = task
• task：新任务函数的入口地址
• (--p_stk) = (OS_STK)OS_TaskReturn; // LR
• 如果任务函数退出，就跳转到这个函数
• 设置初始通用寄存器，尤其R0为任务的参数（会被传入任务函数）
• 伪造 EXC_RETURN（异常返回值）
• (--p_stk) = 0xFFFFFFEDuL;



代表返回线程模式，使用PSP。
• 【软件手动压栈区】：额外保存的寄存器 R4~R11
• 这些寄存器是调用约定中 被调用者（callee）保存的寄存器,在任务切换时由调度器保存/恢复（软件保存）。
• 最后返回
返回新栈顶（即：恢复上下文时的起始地址）

4 异常栈（Exception Stack）

异常栈（Exception Stack） = OS_CPU_ExceptStk[]

4.1 初始化异常栈

4.1.1 #ifdef OS_CPU_GLOBALS 条件编译详解

4.1.2 设置异常栈大小的宏定义

• 提供默认值256u（unsigned int）（单位：OS_STK = 栈元素类型，通常是 uint32_t）；

• 即：异常栈空间大小为 256 * 4 = 1024 字节（OS_STK 是 uint32_t）

4.1.3 异常栈的变量声明与作用

• OS_CPU_ExceptStk[OS_CPU_EXCEPT_STK_SIZE]
• 是一个数组，表示异常时MSP使用的堆栈空间；
• 具体内容在 OSInitHookBegin() 中清零，栈空间就在这个数组中分配。

• OS_CPU_ExceptStkBase
• ARM Cortex-M 使用的是向下增长的栈结构。表示异常栈的栈顶指针（即高地址）
• 这个值被写入到MSP，供PendSV、SysTick、HardFault等异常处理使用；

4.1.4 清空异常栈

• *pstk++ = (OS_STK)0;
• 首先是类型转换，将0转化成OS_STK类型，因为每个栈单元（数组单元都是OS_STK的元素，即32位usigned int）；然后解引用和赋值，*pstk =(OS_STK) 0；
• 最后pstk++,执行后置递增操作，在解引用和赋值之后，pstk指向下一个元素。

4.1.5 初始化异常栈

• 关于这个对齐8字节的知识点

• 为什么要对齐？
• 因为异常进入/返回、FPU使用等操作时，硬件会按8字节对齐的方式压栈和出栈。
• 举例子
• 如果发生异常（比如 SysTick、PendSV），CPU自动压栈的寄存器（R0-R3, R12, LR, PC, xPSR）总共8个×4字节=32字节；Cortex-M内核要求MSP和PSP必须是8字节对齐，否则会HardFault。

"The stack pointer (SP) must be 8-byte aligned at all times. If the SP is not aligned, the processor will generate a HardFault exception.”（ARM官方文档）

• & 0xFFFFFFF8 的作用：清除低3位，使地址变成8的倍数
• 因为从第四位开始，2^n就可以变成8*2^(n-3).结果一定是8的倍数，即一定是8字节对齐。
• 如果 MSP/PSP不是8字节对齐，硬件直接抛出HardFault异常；很难调试，问题隐蔽而致命。所以：即使你的链接脚本大概率对齐了，手动& 0xFFFFFFF8是必要的保险操作。

4.1.6 OSStartHighRdy实际调用

4.2 BASEPRI的优先级边界设置

• BASEPRI是什么？
• BASEPRI是ARM Cortex-M 特有的中断优先级屏蔽寄存器。它控制哪些中断能被响应，哪些不能。Cortex-M 的优先级是 数值越小优先级越高，数值越大越低。
• 当你设置 BASEPRI = x，意味着：

所有 “数值 ≥ x”的中断优先级都不能打断当前代码（即被屏蔽）；

所有 “数值 < x”的中断优先级可以打断当前代码（即不可屏蔽）

• 修改systick的优先级

5 整体流程分析

5.1 启动阶段（main 函数）

• uCOS 会调用 OSStartHighRdy()；

• OSStartHighRdy() 会调用 OSCtxSw()；

• OSCtxSw()（初次切换时）会触发 OS_CPU_PendSVHandler()，触发一次PendSV异常，进入第一次任务上下文切换。

5.2 任务调度时机：由 SysTick 控制节拍中断

• 每当1ms到达，SysTick_Handler() 被调用。

5.3 SysTick_Handler 中干了什么？

5.3.1 OSTimeTick()的作用

• 维护系统节拍计数器 OSTime

• 检查所有任务的 OSTCB->OSTCBDly（任务延时计数器）；

• 判断是否有任务延时结束，需要就绪；

• 如果有更高优先级的任务就绪，将设置任务切换标志。

5.3.2 OSIntExit()的作用

• 判断中断是否嵌套完毕；

• 判断是否需要任务切换；

• 若需要，通过OSIntCtxSw() 触发PendSV中断，也就是设置 SCB 寄存器，让 PendSV 异常挂起。

5.4. PendSV异常真正执行任务切换

• 保存当前任务的CPU上下文（寄存器R4~R11等）到当前任务的栈；

• 调用OSPrioHighRdy切换 OSTCBHighRdy；

• 恢复新任务的上下文（从其任务栈中恢复寄存器）；

• 最终执行 bx lr（返回到任务），完成任务切换。

5.5 你的两个任务在切换中是怎么配合的？

5.5.1 基础知识回顾

• OSTimeDly(tick) 会让当前任务进入延时状态，进入等待队列；

• SysTick_Handler() 每1ms触发一次，会调用OSTimeTick() 来处理延时计数；

• OSIntExit() 是在中断（比如 SysTick）中退出时用于判断是否需要任务切换的关键函数。其中会调用OSIntCtxSw，挂起PendSV，进行任务切换。

5.5.2 运行逻辑示意

1. uCOS 启动后，优先执行优先级较高的task1；

2. task1先执行一次LED2_ON()，然后调用 OSTimeDly(1000)；
• 系统把task1挂起1000个tick，即延时1s，task1变为延时等待状态；
• 调度器选择就绪的task0（此时唯一可运行）；
• 一个tick是1ms，也就是每次SysTick中断进来，会触发OSTimeTick()，负责tick减1。

3. task0执行一次LED2_OFF()，然后OSTimeDly(5000)；
• 系统把task0挂起5000个tick，即延时5s，task0变为延时等待状态；
• 此时，系统没有任何可运行任务（Idle task会运行）

4. 1000 tick过去，task1苏醒，从delay/wait队列→就绪队列
• task1的优先级高，触发上下文切换（在SysTick中断里，由OSIntExit()完成）；
• task1再执行一次LED2_ON()，然后调用OSTimeDly(1000)，再次挂起自己；
• 然后此时的t0还在wait队列里面，就继续执行idle任务和倒计时