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如果使用了freertos，那么要把systick留给freertos使用。
这里，需要修改sys->timebase为其他的timer，例如TIM6,或者TIM7。
所以，这里，如果之前使用的delay_us是用systick来做的，如果修改了time base 的硬件定时器，就需要做相应的修改。
在cubemx中，要注意，将time base的优先级设置为最高，即0.
以TIM7为例。
我们首先找到TIM7的定义。
#define TIM7 ((TIM_TypeDef *) TIM7_BASE)
发现它被定义成一个指针，指向一个结构体对象的指针，所以，它是一个句柄。
来看看这个结构体。
typedef struct
{
__IO uint32_t CR1; /*!< TIM control register 1, Address offset: 0x00 */
__IO uint32_t CR2; /*!< TIM control register 2, Address offset: 0x04 */
__IO uint32_t SMCR; /*!< TIM slave mode control register, Address offset: 0x08 */
__IO uint32_t DIER; /*!< TIM DMA/interrupt enable register, Address offset: 0x0C */
__IO uint32_t SR; /*!< TIM status register, Address offset: 0x10 */
__IO uint32_t EGR; /*!< TIM event generation register, Address offset: 0x14 */
__IO uint32_t CCMR1; /*!< TIM capture/compare mode register 1, Address offset: 0x18 */
__IO uint32_t CCMR2; /*!< TIM capture/compare mode register 2, Address offset: 0x1C */
__IO uint32_t CCER; /*!< TIM capture/compare enable register, Address offset: 0x20 */
__IO uint32_t CNT; /*!< TIM counter register, Address offset: 0x24 */
__IO uint32_t PSC; /*!< TIM prescaler, Address offset: 0x28 */
__IO uint32_t ARR; /*!< TIM auto-reload register, Address offset: 0x2C */
__IO uint32_t RCR; /*!< TIM repetition counter register, Address offset: 0x30 */
__IO uint32_t CCR1; /*!< TIM capture/compare register 1, Address offset: 0x34 */
__IO uint32_t CCR2; /*!< TIM capture/compare register 2, Address offset: 0x38 */
__IO uint32_t CCR3; /*!< TIM capture/compare register 3, Address offset: 0x3C */
__IO uint32_t CCR4; /*!< TIM capture/compare register 4, Address offset: 0x40 */
__IO uint32_t BDTR; /*!< TIM break and dead-time register, Address offset: 0x44 */
__IO uint32_t DCR; /*!< TIM DMA control register, Address offset: 0x48 */
__IO uint32_t DMAR; /*!< TIM DMA address for full transfer, Address offset: 0x4C */
__IO uint32_t OR; /*!< TIM option register, Address offset: 0x50 */
} TIM_TypeDef;
这个结构体，用来描述一个MMR，（Memory Mapped Region，简称为MMR。）
这个结构体对象，是一个资源描述块RDB（resource description block）。所描述的资源，是一个MMR，而这个MMR，不是RAM中的MMR，而是IO上的MMR，是一个寄存器组。所以，我们称之为RGDB。（Register Group Description Block）
（补充，
MMR具有如下特征，
第一，成块状地址区域，所有成员变量连续分布，每个成员变量均为uint32_t类型，
第二，每个成员均为IOMM，所以，所有成员均用volatile作为前导修饰，这里，用宏__IO表示volatile。）
从以上定义，可以看出，将一个base addr，强制转换成了一个RGDB的指针，作为RGDB的句柄。
这样，后续，当我们需要寻址访问MMR的某个offset时，只需要寻址RGDB中的某个成员变量即可。
来看看base addr的定义
#define TIM7_BASE (APB1PERIPH_BASE + 0x1400UL)
这个base addr，是在另一个base addr的基础上，加上offset得到的。
对于TIM7的base addr，我们称之为device base addr ，
另一个更基础的base addr，我们称之为bus base addr，
来看看bus base addr，
#define APB1PERIPH_BASE PERIPH_BASE
#define PERIPH_BASE 0x40000000UL /*!< Peripheral base address in the alias region
所以，我们修改delay_us，只需要用RGDB的句柄来选择对应的寄存器即可。
对应于SysTick->LOAD，我们这里需要的是TIM7->ARR，
对应于SysTick->VAL，我们这里需要的是TIM7->CNT，
在HAL_InitTick中，可以找到，所以TIM7的计数值跳变时钟是1MHZ，即1us跳变一次。
htim7.Init.Period = (1000000U / 1000U) - 1U;
对应的，我们需要修改fac_us的算法。
//fac_us=1000000/1000/1000;
fac_us=1;
最终，修改后的代码如下：
static void delay_us_freertos_tim7(uint32_t nus)
{
uint32_t ticks;
uint32_t told,tnow,tcnt=0;
uint32_t reload=TIM7->ARR; //LOAD的值
ticks=nus;
//需要的节拍数
tnow=TIM7->CNT; //刚进入时的计数器值
while(1)
{
told=tnow;
tnow=TIM7->CNT;
if(tnow>=told)
tcnt+=tnow-told; //这里注意一下SYSTICK是一个递减的计数器就可以了.
else
tcnt+=reload-told+tnow;
if(tcnt>=ticks) break; //时间超过/等于要延迟的时间,则退出.
}
}
void delay_us(uint32_t nus)
{
delay_us_freertos_tim7(nus);
}
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freertos中的priority的概念和ucos是相反的。
在Freertos中,priority的值越大，优先级越高，所以，0是优先级最低的，
但是在ucos中，priority的值越小，优先级越高，所以，0是优先级最高的。
UCOS中的优先级的概念，和STM32的硬件中断优先级的概念是相同的，即，值越小，优先级越高。
freertos中，pensv和systick的库中断优先级，都是最低的。所谓的库中断优先级，其实就是cubemx中设置的NVIC优先级。
freertos中，还有一个max syscall priority，高于这个库中断优先级的硬件中断，freertos不管理。一般设置为5。
在freertos中，低于5的中断，在ISR中，可以安全的调用freertos的API，即那些fromISR后缀的API。
但是高于5的中断，在ISR中，禁止调用freertos的API，而且，freertos也不能屏蔽和禁止这些中断。
所以，这些超高优先级的中断，只能使用裸机函数。
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对于裸机程序，进入main后，首先是一系列的init函数，然后进入一个while(1)总任务体中。
可以理解为，裸机程序是一个单任务系统，除了前台的ISR，就只有后台一个单任务。在这个单任务里，又串行执行各个子任务。进入一个子任务时，相当于创建了这个子任务，而子任务调用返回时，又相当于删除了这个子任务。
整个while(1)总任务体执行完成后，马上又进入下一次迭代，再次开始反复创建子任务，删除子任务的过程。
在freertos中，进入main后 ，也是一样，首先是一系列的init函数，然后创建第一个start起始任务，以及其他一些需要的任务，然后，开始schedule，main之后进入自旋，永不退出。
调度器会调度已经创建的task，使用CPU的时间片，如果一个任务都没有了，那么就是main的自旋来消耗掉CPU的时间片。
一般建议是，在start起始任务中，创建其他的任务，创建需要的内核对象，内核对象是一些系统管理起来的全局对象。例如sem,mutex,queue等。
如果从前后台的角度来看，freertos中的所有任务，都处于后台，所有的ISR，仍然是处于前台。
不同的是，在裸机中，当系统从前台返回时，是有明确的唯一断点的，CPU从唯一的断点继续执行，而在freertos中，当系统从前台返回时，并不是明确的断点继续，因为后台有多个进程，都有自己的断点，CPU选择哪个断点继续，取决于调度。
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freertos对于malloc的管理，如果没有外部SRAM，那么推荐使用heap4，如果有外部SRAM连接在FSMC上，那么推荐使用heap5，因为heap5在heap4的基础上，进一步扩展了功能，能够支持多个HeapRegion。
一个块连续的内存用一个 HeapRegion_t 表示，多个连续内存通过 HeapRegion_t 数组的形式组织成为了所有的内存；
heap 5 要求，在调用正式的内存分配函数之前，需要定义 HeapRegion，并调用 vPortDefineHeapRegions 来初始化它；
官方给了一个 demo：
#define RAM1_START_ADDRESS ( ( uint8_t * ) 0x00010000 )
#define RAM1_SIZE ( 65 * 1024 )
#define RAM2_START_ADDRESS ( ( uint8_t * ) 0x00020000 )
#define RAM2_SIZE ( 32 * 1024 )
#define RAM3_START_ADDRESS ( ( uint8_t * ) 0x00030000 )
#define RAM3_SIZE ( 32 * 1024 )
const HeapRegion_t xHeapRegions[] =
{
{ RAM1_START_ADDRESS, RAM1_SIZE },
{ RAM2_START_ADDRESS, RAM2_SIZE },
{ RAM3_START_ADDRESS, RAM3_SIZE },
{ NULL, 0 } /* Marks the end of the array. */
};
int main( void ) {
//init other module
...
/* Initialize heap_5. */
vPortDefineHeapRegions( xHeapRegions );
// after init heap5 , can create start task
/* Add application code here. */
}
定义 HeapRegion_t 数组的时候，最后一定要定义成为 NULL 和 0，这样接口才知道这是终点；
被定义的 RAM 区域，都会去参与内存管理；
在真实使用的时候，有可能你很难去定义部分 RAM 的 Start Address！
在编译阶段，有可能你相关的代码和数据等等（.text，.data，.bss，等）都会占用一部分的 RAM，但凡是定义到这个 HeapRegion_t 数组表格的，都会参与内存管理的行为，这显然是我们不愿意的；
比如你芯片的 RAM 起始地址 0x2000_0000，你编译你的 Source Code 后，相关的代码和数据要占用 20KB，也就是 0x5000；那么你定义的 RAM1_START_ADDRESS 起始地址，就必须要大于 0x2000_0000+0x5000，这样才不会踩到你的其他数据；
考虑到实际的使用，官方给出参考 demo 的方法是：
#define RAM2_START_ADDRESS ( ( uint8_t * ) 0x00020000 )
#define RAM2_SIZE ( 32 * 1024 )
#define RAM3_START_ADDRESS ( ( uint8_t * ) 0x00030000 )
#define RAM3_SIZE ( 32 * 1024 )
#define RAM1_HEAP_SIZE ( 30 * 1024 )
static uint8_t ucHeap[ RAM1_HEAP_SIZE ];
const HeapRegion_t xHeapRegions[] =
{
{ ucHeap, RAM1_HEAP_SIZE },
{ RAM2_START_ADDRESS, RAM2_SIZE },
{ RAM3_START_ADDRESS, RAM3_SIZE },
{ NULL, 0 } /* Marks the end of the array. */
};
将链接的代码数据，根据链接器(Linker)配置后，这些都放置在第一段的区域，而ucHeap 也放在一样的地方，
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勾选cmsis v1，
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config param：
enable FPU----默认disable
use preemption----默认enable
tick rate ----默认1000，即1ms一次tick中断。
max priority----默认7，即从0到6，一共7级。
mini stack size ----默认是128word，即128*4=512BYTE。
max task name len ----默认是16，
idle should yield ----默认是enable，修改为disable，
use mutex ----默认是enable，
use recursive mutex----默认是disable，
use counting semaphore----默认是disable，
queue registory size ----默认是8，
use application task tag----默认是disable，
use backward compatibility----默认是enable，
use tickless idle----默认是disable，
use task notifiy ----默认是enable，
record stack high addr ---- 默认是disable，
mem alloc ----默认是dynamic / static，
total heap size ----默认是15360，
mm scheme----默认是heap4，
use ilde hook ---- 默认是disable，
use tick hook ----默认是disable，
use malloc fail hook ---- 默认是disable，
use daemon task startup hook ---- 默认是disable，
check for stack overflow ----默认是disable，
generate run time stat ----默认是disable，
use trace facility ----默认是disable，
use stat formating func ----默认是disable，
use co routing ----默认是disable，
max co routing priority ----默认是2，
use software timer ----默认是disable，
library lowest interrupt priority ----默认是15，
library max syscall interruput priority ----默认是5,
use posix error number ----默认是disable，
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include param
task priority set get ----默认是enable，
task delete ----默认是enable，
task cleanup resource ----默认是disable，
task suspend ----默认是enable，
task delay until ----默认是disable，
task delay ---- 默认是enable，
task resume from ISR ----默认是enable，
queue get mutex holder ----默认是disable，
semaphore get mutex holder ----默认是disable，
task get task name ----默认是disable，
task get stack high water mark ----默认是disable，
task get current task handle ---- 默认是disable,
task get state ----默认是disable，
event group set bit from ISR ---- 默认是disable，
task abort delay ----默认是disable，
task get handle ----默认是disable，
task get stack high water mark2 ----默认是disable，
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advance setting
use newlib reentrant ----默认是disable，
use fw pack heap file ----默认是enable，
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task and queue
default task -----作为最基本的一个task，
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timer and semaphore
如果使能了software timer ，那么可以在这里add software timer，
如果使能了counting semaphore，那么可以在这里add counting semaphore，
这些都是全局对象。
binary semaphore是必须使能的，同样，在这里add binary semaphore，
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mutex
mutex是必须使能的，在这里add，
如果使能了recursive mutex，那么也在这里add，
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event
如果使能了event，那么在这里add，
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freertos heap usage
这里报告heap 的使用情况
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在裸机系统中，前台ISR和后台任务之间，通信只能靠共享全局变量，
前台ISR打标，后台任务检查标志，清标。
这里后台对标志的使用，有两种方式，一种是让出，一种是自旋。
在让出方式时，子任务检查标志，如果不满足条件，则break，从而让后续的子任务得以执行。
在自旋方式时，子任务检查标志，如果不满足条件，则使用
while(!conditon);
自旋，直到满足条件后escape。继续执行本任务中的后续指令。
在freertos中，也是类似的。
前台ISR和后台task之间，通信有了更丰富的资源，通常使用共享内核对象。
前台ISR填充或者修改内核对象，后台任务检查内核对象的状态，满足条件则调度执行，不满足条件则继续阻塞。
所以，freertos中，从物理CPU的角度来看，任务对内核对象的使用，是让出方式的。在不满足通信条件的时候，任务task让出CPU，给其他的task使用CPU的时间片。
但是，从虚拟CPU的角度来看，任务对内核对象的时候，又是自旋方式的。
虚拟CPU是任务独享的，在不满足通信条件的时候，任务自旋，消耗掉虚拟CPU的时间片。
基于freertos进行系统设计时，最关键的设计思想，就是任务划分和任务通信。
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来看看加入了freertos后的代码，有哪些改变。
osThreadId startTaskHandle;
osThreadId myTask02Handle;
osThreadId myTask03Handle;
定义了三个全局变量。这是三个TCB句柄。我们在cubemx中定义的taskname。
typedef TaskHandle_t osThreadId;
void StartTask(void const * argument);
void StartTask02(void const * argument);
void StartTask03(void const * argument);
声明了三个taskfunc，这是我们需要实现的任务函数。我们在cubemx中定义的taskfunc。
/* Create the thread(s) */
/* definition and creation of startTask */
osThreadDef(startTask, StartTask, osPriorityLow, 0, 128);
startTaskHandle = osThreadCreate(osThread(startTask), NULL);
/* definition and creation of myTask02 */
osThreadDef(myTask02, StartTask02, osPriorityBelowNormal, 0, 128);
myTask02Handle = osThreadCreate(osThread(myTask02), NULL);
/* definition and creation of myTask03 */
osThreadDef(myTask03, StartTask03, osPriorityNormal, 0, 128);
myTask03Handle = osThreadCreate(osThread(myTask03), NULL);
用宏拟函数osThreadDef，填充了一个TDB实体，即一个TDB的结构体对象。
const osThreadDef_t os_thread_def_##name = \
{ #name, (thread), (priority), (instances), (stacksz), NULL, NULL }
然后调用osThreadCreate函数，该函数利用TDB和argument，填充TCB实体，返回一个TCB句柄。
其中用到了宏拟函数osThread，用它来索引到对应名称的TDB。
#define osThread(name) &os_thread_def_##name
如果是没有参数，那么可以用NULL作为参数，
如果我们需要一个参数名，那么在cubemx中定义的参数名，会被用来填充TCB。
例如：
/* definition and creation of startTask */
osThreadDef(startTask, StartTask, osPriorityLow, 0, 128);
startTaskHandle = osThreadCreate(osThread(startTask), (void*) &start_param);
/* definition and creation of myTask02 */
osThreadDef(myTask02, StartTask02, osPriorityBelowNormal, 0, 128);
myTask02Handle = osThreadCreate(osThread(myTask02), (void*) &task2_param);
/* definition and creation of myTask03 */
osThreadDef(myTask03, StartTask03, osPriorityNormal, 0, 128);
myTask03Handle = osThreadCreate(osThread(myTask03), (void*) &task3_param);
此时，keil会报错，因为定义的参数名被强转成(void*)类型的指针。它们是Parameter Description Block(PDB)的句柄。
所以，我们需要手工定义这些PDB，通常是定义成全局变量。然后将PDB的指针传递给TCB。
如果我们需要传递PDB的指针，在cubemx中输入时，前面要有"&"符号作为前导。
上述的NULL，是一个空指针，将NULL指针传递给TCB，是为了让参数传递合法，但是传递到任务函数中的NULL指针是不会被使用的。
这也给我们自己手工定义TDB和TCB，提供了样板。
接下来，就是main中调用调度器，进入永久循环。
/* Start scheduler */
osKernelStart();
这个函数，实际上就是对调度器的一次封装。
osStatus osKernelStart (void)
{
vTaskStartScheduler();
return osOK;
}
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cubemx为我们生成了代码框架，
接下来，我们需要做的，就是编写taskfunc的代码，以及ISR的代码。
通常，我们会为每一个taskfunc建立一个单独的C文件，并辅以对应的H文件。
ISR代码，则仍旧在xx_it.c文件中编写。
我们需要覆盖定义弱函数，即那些我们使用到的ISR的callback函数。
如果任务代码比较简单，也可以直接在main中定义。
cubemx在main中，已经生成了taskfunc的框架代码。我们在其中填写代码即可。
例如：
void StartTask(void const * argument)
{
/* init code for USB_DEVICE */
MX_USB_DEVICE_Init();
/* USER CODE BEGIN 5 */
/* Infinite loop */
for(;;)
{
taskENTER_CRITICAL(); //进入临界区
vTaskDelete(startTaskHandle); //删除开始任务
taskEXIT_CRITICAL(); //退出临界区
osDelay(1);
}
/* USER CODE END 5 */
}
任务代码中，首先是一些init，然后是一些one-off ，每个任务中，只在开始任务时，执行一次的代码，然后进入任务主体。
任务主体，是一个永久循环。首句，是一个osDelay函数的调用。
osStatus osDelay (uint32_t millisec)
{
TickType_t ticks = millisec / portTICK_PERIOD_MS;
vTaskDelay(ticks ? ticks : 1); /* Minimum delay = 1 tick */
return osOK;
}
可以看到，osDelay函数实际上就是封装了vTaskDelay函数。
调用osDelay的目的，是为了调用一次SYSAPI，从而发起一次SWI。
SWI的作用，第一，为任务主体的执行，设置一个断点，第二，引起一次任务调度。
从物理CPU的角度看，当任务发起了SWI的时候，设置了一个断点，让出CPU，当任务被再次调用执行时，会从SWI之前设置的断点位置， 继续向下执行。
从虚拟CPU的角度看，任务在此自旋一个time slice，之后再次进入任务主体，开始下一次迭代。
这在逻辑上，也是很清晰的，明确指出，本任务的本次迭代结束，让出CPU给其他任务，本任务进入休息时间，当休息时间结束时，任务再次开始下一次迭代的业务操作。
必须谨慎使用vTaskDelete函数，
如果一个任务，调用了这种函数，则称为killer task，杀手任务的角色，必须谨慎部署。
必须能够逻辑自洽，否则任由系统中存在多个杀手任务，甚至有一些潜在的杀手任务，那么系统将是不安全的。
杀手任务，必须是一个系统中的管理者角色的任务。
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来看看一个普通任务。
void StartTask03(void const * argument)
{
/* USER CODE BEGIN StartTask03 */
u8 task2_num=0;
POINT_COLOR = BLACK;
LCD_DrawRectangle(125,110,234,314); //画一个矩形
LCD_DrawLine(125,130,234,130); //画线
POINT_COLOR = BLUE;
LCD_ShowString(126,111,110,16,16,1,(u8*)"Task2 Run:000");
/* Infinite loop */
for(;;)
{
task2_num++; //任务2执行次数加1 注意task1_num2加到255的时候会清零！！
LED1=!LED1;
LCD_ShowxNum(206,111,task2_num,3,16,0x80); //显示任务执行次数
LCD_Fill(126,131,233,313,lcd_discolor[13-task2_num%14]); //填充区域
vTaskDelay(1000); //延时1s，也就是1000个时钟节拍
osDelay(1);
}
/* USER CODE END StartTask03 */
}
首先是一些one-off工作，
然后进入任务主体，在一次迭代完成后，断点设置好，让出CPU，进入休息时间。等待休息时间结束后，进入下一次迭代。
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来看看一个潜在杀手任务。
void StartTask02(void const * argument)
{
/* USER CODE BEGIN StartTask02 */
u8 task1_num=0;
POINT_COLOR = BLACK;
LCD_DrawRectangle(5,110,115,314); //画一个矩形
LCD_DrawLine(5,130,115,130); //画线
POINT_COLOR = BLUE;
LCD_ShowString(6,111,110,16,16,1,(u8*)"Task1 Run:000");
/* Infinite loop */
for(;;)
{
task1_num++; //任务执1行次数加1 注意task1_num1加到255的时候会清零！！
LED0=!LED0;
if(task1_num==5)
{
vTaskDelete(myTask02Handle);//任务1执行5次删除任务2
}
LCD_Fill(6,131,114,313,lcd_discolor[task1_num%14]); //填充区域
LCD_ShowxNum(86,111,task1_num,3,16,0x80); //显示任务执行次数
LCD_ShowxNum(0,140,SysTick->LOAD,8,16,0x80); //显示任务执行次数
LCD_ShowxNum(0,160,SystemCoreClock/1000/1000*120,8,16,0x80); //显示任务执行次数
LCD_ShowxNum(0,180,SysTick->VAL,8,16,0x80); //显示任务执行次数
osDelay(1000);
}
/* USER CODE END StartTask02 */
}
在条件不满足的时候，这个任务就是一个普通任务，但是当条件满足时，这个任务执行了一个操作，就是把另外一个任务删除了。
这种代码风格，是不推荐使用，更好的方式是，专门设置一个管理者任务，由这个管理者任务担当杀手任务的角色。
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