一： 世界潮流，浩浩汤汤，顺之者昌，逆之者亡---孙中山
从80X86到ARM9，再从ARM9到ARM7，平台是越做越简单，但是简单并不是意味着退步，反而是种潮流趋势。。。
在CISC道路上渐行渐远的INTEL，在移动市场无所作为，而且服务器市场也面临着ARM的潜在威胁。
废话不多说，还是直入主题：
CISC：复杂指令集
局限：CISC早期的计算机部件比较昂贵，主频低，运算速度慢。目的：为了提高运算速度，行动：人们不得不将越来越多的复杂指令加入到指令系统中，以提高计算机的处理效率，这就逐步形成复杂指令集计算机体系。为了在有限的指令长度内实现更多的指令，人们又设计了操作码扩展。然后，为了达到操作码扩展的先决条件——减少地址码，设计师又发现了各种寻址方式，如基址寻址、相对寻址等，以最大限度地压缩地址长度，为操作码留出空间。Intel公司的X86系列CPU是典型的CISC体系的结构，从最初的8086到后来的Pentium系列，每出一代新的CPU，都会有自己新的指令，而为了兼容以前的CPU平台上的软件，旧的CPU的指令集又必须保留，这就使指令的解码系统越来越复杂。CISC可以有效地减少编译代码中指令的数目，使取指操作所需要的内存访问数量达到最小化。此外CISC可以简化编译器结构，它在处理器指令集中包含了类似于程序设计语言结构的复杂指令，这些复杂指令减少了程序设计语言和机器语言之间的语义差别，而且简化了编译器的结构。
问题：控制字的数量及时钟周期的数目对于每一条指令都可以是不同的。因此在CISC中很难实现指令流水操作。另外，速度相对较慢的微程序存储器需要一个较长的时钟周期。由于指令流水和短的时钟周期都是快速执行程序的必要条件，因此CISC体系结构对于高效处理器而言不太合适的。
科普操作码：一条指令就是机器语言的一个语句，它是一组有意义的二进制代码，指令的基本格式如：操作码字段+地址码字段，其中操作码指明了指令的操作性质及功能，地址码则给出了操作数或操作数的地址。
ARM7的特性：
1：
采用RISC架构的MCU最显而易见的优点就是：
统一寻址模式，访问外设就像访问内存一样简单。而X86上则需要用特殊的IO操作指令来访问外设。
2：
差强人意的保护机制：
ARM7只提供了2中权限：
Handler Mode
Thread Mode：特权级/非特权级
一般来说，OS的代码使用特权级，APP代码使用非特权级，虽然可以保护OS代码不受非法访问。
但是没有MMU单元，APP的代码访问空间则得不到限制，线程之间可能互相破坏。所以你再也遇不到segment fault了。。转而是顷刻之间系统崩溃。。。。
事情正在起变化----毛泽dong
我通读过Linux Kernel的大部分源代码，特别是关于进程调度、内存管理这部分。以为掌握了现代操作系统的设计的精髓。。。面对麻雀般的uCOS2，难免有些轻视。。。
事情并非如此简单，原因是UCOS2的进程调度策略与现代的OS有很大的区别。
时间片轮转算法：
uCOS2的调度策略并没有采用这个算法，我想大概与uCOS2是一个实时系统有关。
如果高优先级的进程不主动释放CPU，那么低优先级的进程永远也得不到运行。
Linux实现了时间片轮转，只是高优先级的进程时间片长，优先运行。好处显而易见，高优先级的如果跑飞不会导致整个系统宕掉。
char类型引发的血案：
一个BUG。。。最后查了好久才发现是char类型的问题。
因为keil编译器char类型默认被解释为unsigned char [0-255]
而GCC/VC编译器char类型默认被解释为signed char [-128, 127]
由于出现了这种代码
char a;
while(a-- >=0)
{ ....}
所以程序就再也不会退出了。。。之所以查了好久，是我理所当然的认为char会被默认解释为signed char...
之后我翻阅了C99 Doc。。。。在没有加前缀的情况下，char的具体类型由编译器决定。。。
有时麻烦的加上一些看似不必要的东西，这些看似愚蠢的东西却能够在未来起到一些显著的作用
从LINUX&GCC转入UCOS2&KEIL，一切都变了。。看来我得重新审视一下这个小系统了。
uCOS2：
uCOS2唯一值得学习的一个地方就是关于进程调度的O(1)算法：
最简单也是最愚蠢的方法是维护一个链表List。
这种方法的问题是：当一个Thread就绪时，如果根据其优先级插入List，则算法的时间复杂度为O(n)。
Linux采用了Bitmap，uCOS2也不例外。当然uCOS2的处理更简单，因为uCOS2必须在系统编译时配置好支持的Thread最大数量，用来分配Bitmap。
例如：
支持64, 则分配8字节的Bitmap，如果支持256，则分配32字节的Bitmap。
Bitmap的每一个Bit代表thread的状态，如果Bit为1则表示就绪，0则表示挂起。
以64为例：
在Bitmap中如何快速找到为1的BIT，再转换成THREAD的优先级？
如果采用扫描的方式，按位与操作不是好方法，这里涉及循环和计数。所以操作时间和THREAD数量又成O(N)了。
所以uCOS2采用了分组的方法：8个字节64BIT，分为8*8,如图。
用OSRdyGrp变量的BIT来指示哪个分组里有就绪的THREAD，然后在提取出来该分组，再从该分组中找到优先级最高的THREAD。
线程优先级Priority和分组的关系如图。也就是X,Y如何组成Priority。
还有一个问题：如何找到优先级最高的线程？Priority值越小，Thread优先级越高。
比如OSRdyGrp = 0x10001000，OSRdyTbl[3]=0x10001000.
很明显OSRdyGrp的BIT3和OSRdyTbl[3]的BIT3代表的Thread 27才是我们想要的。
为了解决这个问题，uCOS2又采用的了一个快速转换表OSMapTbl。
该转换表原理如下： 0x10001000 --->转换表---->3
0x00001000 --->转换表--->3
1字节8BIT，有256种BIT组合，但是组合方式返回的值是可以提前算好，存在OSMapTbl中。
比如OSRdyGrp=0x11111111和OSRdyGrp=0x00000001都应该返回0. [0代表第一个分组]
所以OSMapTbl如下：
INT8U const OSUnMapTbl[256] = {
0, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0， /* 0x00 to 0x0F */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x10 to 0x1F */
5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x20 to 0x2F */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x30 to 0x3F */
6, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x40 to 0x4F */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x50 to 0x5F */
5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x60 to 0x6F */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x70 to 0x7F */
7, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x80 to 0x8F */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0x90 to 0x9F */
5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0xA0 to 0xAF */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0xB0 to 0xBF */
6, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0xC0 to 0xCF */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0xD0 to 0xDF */
5, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, /* 0xE0 to 0xEF */
4, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0, 3, 0, 1, 0, 2, 0, 1, 0 /* 0xF0 to 0xFF */
}; 可以看出OSMapTbl[0]和OSMapTbl[255]都是0。
不说还没注意这个bitmap呢
Jean J. Labrosse，uCOS的作者，一个不懂哲学的人？
uCOS诞生于1992年，我想想，那个时候Linus在芬兰已经设计出了Linux的第一版本Beta0.12。David Cluter在西雅图为MicrioSoft第一个现代的版本操作系统内核NT忙的焦头烂额。
上个世纪90年代，OS设计已经进入了工业界，在学术界早已盖棺论定.
Labrosse在设计uCOS竟然没有采用最基本C/S模型。这也是设计OS的最基本哲学之一。
也就是Kernel为Server，App Thread为client。
App Thread 通过Kernel 提供的系统调用发出请求，具体操作由Kernel完成。
以X86平台为例，在Linux/Windows上，比如打开文件的Open函数，在libc库中的实现一定类似于：
MOV AX, XX
MOV BX, XX
MOV CX, XX
MOV DX, XX
INT 0X80
这里并不涉及文件操作的任何代码，而是APP向OS发出一个请求：我要打开FILE,请帮我打开。
1. BX、CX、DX用来保存Open的参数(FILE的路径，打开模式).
2. AX用来保存系统调用号，因为有很多系统调用，比如OPEN /WRITE/READ/CLOSE，他们各自对应一个调用号，比如OPEN对应1，WRITE对应2等等。。。
3. INT指令用来产生软中断。
软中断处理函数(exception handler)，通过AX换算得到打开FILE操作的真正地址去执行。
这样的好处是：
任何线程不能直接控制硬件资源，只能提交请求，这样最大保证了系统的稳定性。
当然这个和CPU有莫大的关系，如果CPU没有提供类似于INT的软中断触发指令，和相应的保护模式，则不能实现现代OS。
作者可能受制于MOTO的芯片，才设计一个不符合惯例的OS.
OS Kernel / interrupt routine / app 采用一样的特权级。app任何微小的错误将导致整个系统崩溃。。。。
怪不得有朋友说，这类似于古老的DOS。。。
贡献两个技巧：
1 如何检验栈的使用量：
其实非常简单的操作，每次线程创建时，把栈空间全部清零。然后定期检测栈中非零的空间，就知道栈的使用量了。【只有线程运行到一定程度时，线程栈使用量才准确】
2 如何判断栈是否溢出：
在uCOS中创建任务时，在任务控制块中保存堆栈的栈底地址，并在栈底地址所对应的内存块中写入MAGIC NUMBER, 定期检查该字节是否被更改，用此来判断堆栈是否溢出。
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