本文将分析VxWorks的初始化，VxWorks的初始化可以分成两个部分：
- 具体处理器平台相关的硬件初始化：包括CPU内部寄存器、堆栈寄存器的初始化，外设初始化；
- VxWorks内核初始化：包括核心数据结构的初始化、初始任务的创建，启动多任务等等。
本文将以Pentium平台为例，来分析VxWorks的初始化过程。
6.1 处理器平台相关的初始化
这部分代码初始化CPU内部寄存器，是VxWorks在内存中的入口代码。其主要工作是关中断，初始化CPU内部寄存器，特别是栈寄存器，分配栈空间。为运行第一个C函数usrInit()建立环境。
具体代码如下：
sysInit:
_sysInit:
cli /* 关中断 */
movl $ BOOT_WARM_AUTOBOOT, %ebx /*设置启动类型 */
movl $ FUNC(sysInit), %esp /* 初始化栈寄存器 */
movl $0, %ebp /* 初始化栈幁寄存器 */
ARCH_REGS_INIT /*初始化DR[0-7] ,CR0, EFLAGS寄存器 */
#if (CPU == PENTIUM) || (CPU == PENTIUM2) || (CPU == PENTIUM3) || \
(CPU == PENTIUM4)
/* ARCH_CR4_INIT /@ initialize CR4 for P5,6,7 */
xorl % eax, %eax /* 清EAX寄存器 */
movl % eax, %cr4 /* 清CR4寄存器 */
#endif /* (CPU == PENTIUM) || (CPU == PENTIUM[234]) */
/*将全局描述符表拷贝到pSysGdt指向的内存空间处*/
movl $ FUNC(sysGdt), %esi /* set src addr (&sysGdt) */
movl FUNC(pSysGdt), %edi /* set dst addr (pSysGdt) */
movl % edi, %eax movl $ GDT_ENTRIES, %ecx /* number of GDT entries */
movl % ecx, %edx shll $1, %ecx /* set (nLongs of GDT) to copy */
cld rep movsl /* copy GDT from src to dst */
/*构造初始化gdtr寄存器的值*/
pushl % eax /* push the (GDT base addr) */
shll $3, %edx /* get (nBytes of GDT) */
decl % edx /* get (nBytes of GDT) - 1 */
shll $16, %edx /* move it to the upper 16 */
pushl % edx /* push the nBytes of GDT - 1 */
leal 2(%esp), %eax /* get the addr of (size:addr) */
pushl % eax /* push it as a parameter */
call FUNC(sysLoadGdt) /* load the brand new GDT in RAM */
/*构造一个中断返回的情景 */
pushl % ebx /* push the startType */
movl $ FUNC(usrInit), %eax movl $ FUNC(sysInit), %edx /* push return address */
pushl % edx /* for emulation for call */
pushl $0 /* push EFLAGS, 0 */
pushl $0x0008 /* a selector 0x08 is 2nd one */
pushl % eax /* push EIP, FUNC(usrInit) */
iret /* iret */
代码分析：
1. sysInit()初始化过程比较直观，但是由于这是一段汇编语句，需要考虑到汇编语言和C语言编程的一些细节。
BOOT_WARM_AUTOBOOT是一个宏，其值为0，将一个宏的值放入一个寄存器中时，采用的语句是：
movl $ BOOT_WARM_AUTOBOOT,%ebx
sysInit()是一个函数名字，其所在的地址为sysInit()的入口地址0x30800c：
0030800 c:30800 c:fa cli
30800 d:bb 00 00 00 00 mov $0x0, %ebx
308012:bc 0 c 80 30 00 mov $0x30800c, %esp
308017:bd 00 00 00 00 mov $0x0, %ebp
30801 c:31 c0 xor % eax, %eax
30801e: 0f 23 f8 mov % eax, %db7 308021:0f 23 f0 mov % eax, %db6
<……………….略…………………>
所以
movl $ FUNC(sysInit),%esp就是将sysInit所在的地址0x30800放入到寄存器ESP中。
由于：
#define FUNC(sym) sym
#define FUNC_LABEL(sym) sym:
movl $ FUNC(sysInit),%esp和movl $ sysInit,%esp是一致的。
由于sysInit是VxWorks的入口地址，把地址赋值给ESP，意味着将sysInit地址往下的地方作为临时栈空间。
2. ARCH_REGS_INIT宏分析
ARCH_REGS_INIT宏展开如下：
#define ARCH_REGS_INIT \
xorl % eax, %eax; /* zero EAX */
movl % eax, %dr7; /* initialize DR7 */
movl % eax, %dr6; /* initialize DR6 */
movl % eax, %dr3; /* initialize DR3 */
movl % eax, %dr2; /* initialize DR2 */
movl % eax, %dr1; /* initialize DR1 */
movl % eax, %dr0; /* initialize DR0 */
movl % cr0, %edx; /* get CR0 */
andl $0x7ffafff1, %edx; /* clear PG, AM, WP, TS, EM, MP */
movl % edx, %cr0; /* set CR0 */
pushl % eax; /* initialize EFLAGS */
popfl;
其用于初始化Pentium平台的调试寄存器，控制寄存器CRO，以及EFLAGS寄存器。
从控制寄存器CRO只保留的PE位，我们可以看出目前Pentium只启用了保护模式。
关键CR0寄存器更详细的解释参考Intel官方编程手册。
3.将全局描述符表拷贝到pSysGdt指定的位置处
全局描述符表sysGdt[]定义如下：
FUNC_LABEL(sysGdt)
/* 0(selector=0x0000): Null descriptor */
.word 0x0000.word 0x0000.byte 0x00.byte 0x00.byte 0x00.byte 0x00
/* 1(selector=0x0008): Code descriptor, for the supervisor mode task */
.word 0xffff /* limit: xffff */
.word 0x0000 /* base : xxxx0000 */
.byte 0x00 /* base : xx00xxxx */
.byte 0x9a /* Code e/r, Present, DPL0 */
.byte 0xcf /* limit: fxxxx, Page Gra, 32bit */
.byte 0x00 /* base : 00xxxxxx */
/* 2(selector=0x0010): Data descriptor */
.word 0xffff /* limit: xffff */
.word 0x0000 /* base : xxxx0000 */
.byte 0x00 /* base : xx00xxxx */
.byte 0x92 /* Data r/w, Present, DPL0 */
.byte 0xcf /* limit: fxxxx, Page Gra, 32bit */
.byte 0x00 /* base : 00xxxxxx */
/* 3(selector=0x0018): Code descriptor, for the exception */
.word 0xffff /* limit: xffff */
.word 0x0000 /* base : xxxx0000 */
.byte 0x00 /* base : xx00xxxx */
.byte 0x9a /* Code e/r, Present, DPL0 */
.byte 0xcf /* limit: fxxxx, Page Gra, 32bit */
.byte 0x00 /* base : 00xxxxxx */
/* 4(selector=0x0020): Code descriptor, for the interrupt */
.word 0xffff /* limit: xffff */
.word 0x0000 /* base : xxxx0000 */
.byte 0x00 /* base : xx00xxxx */
.byte 0x9a /* Code e/r, Present, DPL0 */
.byte 0xcf /* limit: fxxxx, Page Gra, 32bit */
.byte 0x00 /* base : 00xxxxxx */
代码中：
movl $ FUNC(sysGdt),%esi是将sysGdt[]数组的首地址(即全局描述符表sysGdt[]所在内存块的基地址)放入到寄存器esi中，比如sysGdt[]数组所在的地址是0x30380，该条指令将0x30380放入esi寄存器中。
movl FUNC(pSysGdt),%edi将pSysGdt的值放入到寄存器edi中，这里需要注意的是pSysGdt是一个指针变量，在sysLib.c中定义如下：
GDT *pSysGdt = (GDT *) (LOCAL_MEM_LOCAL_ADRS + GDT_BASE_OFFSET);
其中
#define LOCAL_MEM_LOCAL_ADRS (0x00100000)
#define GDT_BASE_OFFSET 0x1000
所有指针变量pSysGdt的值为0x101000，加载pSysGdt所在的地址为0x339980：
00339980:
339980:00 10 add % dl, (%eax)
339982:10 00 adc % al, (%eax)
那么movl FUNC(pSysGdt),%edi指令值得效果是将0x101000的值放入edi寄存器中，如果误写成$movl FUNC(pSysGdt),%edi，将导致将0x339980写入edi寄存器中，从而引发错误。
4. 通过构造中断栈幁实现跳转
sysInit()函数的最后，通过中断返回指令iret，实现跳转到第一个C函数usrInit()中，跳转之前sysInit()已经初始化了CPU的栈寄存器ESP为sysInit的入口地址，这意味着将sysInit入口地址向下的地址空间作为usrInit()函数的临时站空间。
要想成功跳转到iret函数中，必须构造中断栈幁：
pushl % ebx /* push the startType */
movl $ FUNC(usrInit), %eax movl $ FUNC(sysInit), %edx /* push return address */
pushl % edx /* for emulation for call */
pushl $0 /* push EFLAGS, 0 */
pushl $0x0008 /* a selector 0x08 is 2nd one */
pushl % eax /* push EIP, FUNC(usrInit) */
构造的伪中断栈幁如图6.1所示。
图6.1 临时中断栈帧
当执行完iret指令后，将跳转到usrInit()函数中运行。
6.2 第一个C函数usrInit()执行
usrInit()是VxWorks启动之后执行的第一个C函数，由于在跳转到usrInit()函数之前，sysInit()已经进行了关中断操作，因此该函数是在关中断条件下，使用sysInit建立的临时栈空间执行相关硬件的初始化。
其主要完成的工作如下：
- 清BSS段，将VxWorks内核映像中所有为初始化的全局变量初始化为0
- 建立异常向量表
- 调用sysHwInit()初始化硬件，这里的sysHwInit()函数是vxWorks的板级支持包BSP的主调用函数
- 创建初始化任务taskRoot，由taskRoot任务的主函数usrRoot继续完成vxWorks核心的初始化
usrInit()的实现跟用户的配置相关，这里我们不考虑Cache的使用，由于我们侧重分析的VxWorks内核的初始化过程，cache的配置和工作机制不是我们研究的重点。
usrInit()实现代码如下：
void usrInit (int startType)
{
sysStart (startType); /* 清BSS段，同时设置中断向量表的基地址*/
excVecInit (); /*构建异常向量表 */
sysHwInit (); /*板级支持包BSP的入口函数，vxWorks的设备驱动在这里调用*/
usrKernelInit (); /* 构造初始化任务taskRoot的上下文，启动taskRoot */
}
分析：
- sysStart (startType)主要完成的工作是清BSS段、设置启动类型，并初始化CPU的中断向量表基地址寄存器。
- excVecInit()完成初始化构架异常向量表，并用构架的异常向量表的基地址初始化CPU的异常向量基地址寄存器；
- sysHwInit ()是vxWorks板级支持包BSP的入口完成，用于完成BSP定制的外设的初始化，主要包含以下几个部分：
- 初始化中断控制器和挂接中断的例程，比如Pentium平台：
sysIntInitPIC (); /*初始化可编程中断控制器 */
intEoiGet = sysIntEoiGet; /* 用于中断挂接的intConnect()的调用例程 */
- 遍历PCI总线，初始化总线上的网络设备
pciConfigForeachFunc (0, TRUE, (PCI_FOREACH_FUNC) sysNetPciInit, NULL);
- 遍历PCI总线，寻找USB设备，并添加USB设备映射空间
- 初始化串口设备
- 初始化电源管理设备
- 初始化硬盘设备
usrKernelInit()配置内核数据结构，并调用kernelInit()构造初始化任务taskRoot的上下文，启动taskRoot任务。我们单独分析usrKernelInit()函数。
6.3 usrKernelInit()函数分析
usrKernelInit()配置内核数据结构，调用kernelInit()构造初始化任务taskRoot的上下文，启动taskRoot任务,其具体代码实现如下：
void usrKernelInit(void)
{
classLibInit(); /* initialize class (must be first) */
taskLibInit(); /* initialize task object */
/* 配置内核就绪队列、活动队列、定时队列 */
#ifdef INCLUDE_CONSTANT_RDY_Q
qInit(&readyQHead, Q_PRI_BMAP, (int)&readyQBMap, 256); /* 固定优先级队列 */
#else
qInit(&readyQHead, Q_PRI_LIST); /* 简单优先级队列 */
#endif /* !INCLUDE_CONSTANT_RDY_Q */
qInit(&activeQHead, Q_FIFO); /* 先进先出的活动队列 */
qInit(&tickQHead, Q_PRI_LIST); /* 简单优先级队列 */
workQInit(); /* 内核延时工作队列 */
/*构架初始化任务taskRoot()上下文，启动taskRoot任务，其主流程为usrRoot */
kernelInit((FUNCPTR) usrRoot, ROOT_STACK_SIZE, MEM_POOL_START, sysMemTop(), ISR_STACK_SIZE, INT_LOCK_LEVEL);
}
分析：
在VxWorks中：
就绪队列由全局变量readyQHead指向其头部，该队列中链接的是有资格获取CPU使用权的任务；
定时队列由全局变量readyQHead指向其头部，该队列链接的是所有需要延时的任务；
活动队列由全局变量activeQHead指向其头部，该队列链接的是内核中创建的所有任务，包括就绪队列中的任务、定时队列中需要延时的任务、以及在信号量等待队列中的任务。
内核延时队列是一个大小为64的环形队列；
这四个队列构成了vxWorks内核最核心的资源。位于wind内核的内核态中，由内核全局变量kernelState进行保护。只有在windLib库中的内核态例程wind*开头的例程才可以访问。非内核态的例程只有进入内核态，才能调用wind*例程，访问并操作这三个内核队列、以及各种信号量等待队列。
下面我们依次分析者四种队列：
6.3.1 就绪队列
在VxWorks的wind内核中就绪队列可以由两种配置方式：
1. 按照优先级的从高低排序，形成一个优先级队列：
qInit (&readyQHead, Q_PRI_LIST); /* 简单优先级队列 */
这样的队列虽然比较简单。但是当存在任务就绪时，插入队列的时间跟优先级队列的长度相关，假如优先级队列的长度为n。则插入优先级队列的时间复杂度为O(n)。
2. 另外一种方式是采用才优先级位图形式的优先级队列。这样的话，优先级队列的入队时间只有优先级数相关，而与优先级队列的长度无关，插入优先级队列的时间复杂度为O(1)。
具体的机制如下：
readyQHead类型：
typedef struct { /* Q_HEAD */
Q_NODE *pFirstNode; /* first node in queue based on key */
UINT qPriv1; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv2; /* use is queue type dependent */
Q_CLASS *pQClass; /* pointer to queue class */
} Q_HEAD;
Q_NODE是16个字节的类型：
typedef struct { /* Q_NODE */
UINT qPriv1; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv2; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv3; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv4; /* use is queue type dependent */
} Q_NODE;
在readyQHead.pFirstNode指向的就绪队列中，每个节点代表一个WIND_TCB控制块，所以WIND_TCB控制块必须有一个成员为Q_NODE类型，
typedef struct windTcb { /* WIND_TCB - task control block */
Q_NODE qNode; /* 0x00: multiway q node: rdy/pend q */
Q_NODE tickNode; /* 0x10: multiway q node: tick q */
Q_NODE activeNode; /* 0x20: multiway q node: active q */
OBJ_CORE objCore; /* 0x30: object management */
……………. < 略>……………
} WIND_TCB;
readQHead头节点在
usrKernelInit()->qInit (&readyQHead, &qPriBMapClass, (int)&readyQBMap, 256)中初始化
将readQHead. pQClass初始化为& qPriBMapClass.
这样就可以通过readQHead. pQClass调用rqPriBMapClass .qPriBMapInit()初始化readyQHead.
通过qPriBMapInit()申明部分：
STATUS qPriBMapInit
(
Q_PRI_BMAP_HEAD *pQPriBMapHead,
BMAP_LIST` *pBMapList,
UINT nPriority /* 1 priority to 256 priorities */
)
其中：
typedef struct { /* Q_PRI_BMAP_HEAD */
Q_PRI_NODE *highNode; /* highest priority node */
BMAP_LIST *pBMapList; /* pointer to mapped list */
UINT nPriority; /* priorities in queue (1,256) */
} Q_PRI_BMAP_HEAD;
typedef struct { /* Q_PRI_NODE */
DL_NODE node; /* 0: priority doubly linked node */
ULONG key; /* 8: insertion key (ie. priority) */
} Q_PRI_NODE;
typedef struct dlnode { /* Node of a linked list. */
struct dlnode *next; /* Points at the next node in the list */
struct dlnode *previous; /* Points at the previous node in the list */
} DL_NODE;
typedef struct { /* BMAP_LIST */
UINT32 metaBMap; /* lookup table for map */
UINT8 bMap[32]; /* lookup table for listArray */
DL_LIST listArray[256]; /* doubly linked list head */
} BMAP_LIST;
typedef struct { /* Header for a linked list. */
DL_NODE *head; /* header of list */
DL_NODE *tail; /* tail of list */
} DL_LIST;
readyQHead类型将由Q_HEAD类型强制装换为Q_PRI_BMAP_HEAD类型：
这样readyQHead. qPriv1将会初始为(int)&readyQBMap，eadQHead. qPriv2被初始化为类255.
readyQHead.pFirstNode被初始化为NULL。
初始化之后的示意图状态如图6.2所示。
图6.2 就绪队列状态示意图
备注：从图中我们可以看出readyQHead.pFirstNode成员是Q_NODE类型的指针变量(Q_NODE类型占据16个字节)，而pQPriBMapHead. highNode成员是Q_PRI_NODE类型的指针变量。
这意味着什么呢？
我们可以这样理解，readyQHead.pFirstNode原来是指向16个字节内存区域的指针，经过强制类型装换后，编程了指向12个字节内存区域的指针。
typedef struct { /* Q_PRI_NODE */
DL_NODE node; /* 0: priority doubly linked node */
ULONG key; /* 8: insertion key (ie. priority) */
} Q_PRI_NODE;
typedef struct dlnode { /* Node of a linked list. */
struct dlnode *next; /* Points at the next node in the list */
struct dlnode *previous; /* Points at the previous node in the list */
} DL_NODE;
备注：从Q_PRI_NODE的类型我们可以看出，当处理任务的代理人WIND_TCB是将IWND_TCB中的Q_NODE类型的成员变量转换为Q_PRI_NODE，这意味着下面图6.3所示映射关系。
图6.3 Q_NODE映射关系
从图中，我们可以看出，wind内核将WIND_TCB中的qNode域转换成Q_PRI_NODE节点，放到优先级队列中进行处理。由于qNode节点是WIND_TCB的第一个成员，该变量的首地址就是相应任务的WIND_TCB地址，却优先级队列中的Q_PRI_NODE需要转化为TCB节点时，只需要做类型转换即可。比如：
taskIdCurrent = (WIND_TCB *) Q_FIRST (&readyQHead)
其中Q_FIRST宏类型如下：
#define Q_FIRST(pQHead) \
((Q_NODE *)(((Q_HEAD *)(pQHead))->pFirstNode))
这样一切就清楚了。
vxWorks使用基于BIT位图的优先级队列，使用位图(bitmap)和元位图(meta-bitmap)、每个优先级对应一个FIFO队列，这种设计方案可以快速获取的Q_GET()、Q_PUT()操作方法，即Q_GET()、Q_PUT()操作的时间复杂度为0(1)。
其具体优先级位图状态如图6.4所示。
图6.4 优先级位图状态
备注：Task A，Task B, Task C的优先级为1，以对应的元位图的Bit31，二级位图Bit254.
例如当向位图队列中放入Task C时，是放入优先级为1处的FIFO队列的尾部。调整元位图和二级位图的C代码片段如下：
此时priority=1；
priority = 255 - priority;
pBMapList->metaBMap |= (1 << (priority >> 3));
pBMapList->bMap[priority >> 3] |= (1 << (priority & 0x7));
删除位图队列中的TASK F时，调度位图的C代码片段如下：
此时priority=255；
priority = 255 - priority;
pBMapList->bMap [priority >> 3] &= ~(1 << (priority & 0x7));
if (pBMapList->bMap [priority >> 3] == 0)
pBMapList->metaBMap &= ~(1 << (priority >> 3));
此时优先级位图队列的状态如图6.5所示。
图6.5 优先级位图队列状态
备注：注意元位图中的Bit0位，二级位图的中的Bit255位已经清0,255优先级对应的Task F任务已经从优先级位图队列中清除。
注意：这里需要指出的是元位图、以及二级位图中是以MSB Bit位来索引最高优先级的，这与我们在uC/OS-II中使用的以LSB Bit位来索引最高优先级的方式刚好相反。
6.3.2 定时队列设计
定时队列基于全局变量32位的无符号整数vxTicks，来判断定时器队列中的节点(每个节点代表一个WIND_TCB控制块)的定时时间是否到达。
定时队列在usrKernelInit()函数中北初始化：
qInit (&tickQHead, &qPriListClass); /* simple priority semaphore q*/
tickQHead也是Q_HEAD类型：
typedef struct { /* Q_HEAD */
Q_NODE *pFirstNode; /* first node in queue based on key */
UINT qPriv1; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv2; /* use is queue type dependent */
Q_CLASS *pQClass; /* pointer to queue class */
} Q_HEAD;
qInit()将tickQHead初始化为&qPriListClass，然后利用qPriListInit()初始化tickQHead的其余三个成员变量。
STATUS qPriListInit(Q_PRI_HEAD * pQPriHead) {
dllInit(pQPriHead); /* initialize doubly linked list */
return (OK);
}
通过qPriListInit()函数的类型，我们可以看出，tickQHead将会被转化为Q_PRI_HEAD类型：
typedef DL_LIST Q_PRI_HEAD;
typedef struct { /* Header for a linked list. */
DL_NODE *head; /* header of list */
DL_NODE *tail; /* tail of list */
} DL_LIST;
其初始化后的定时器队列，在挂入了两个延时任务后的示意如图6.6所示。
图6.6 定时器队列示意图
备注：WIND_TCB块的Q_NODE域的四个成员，目前只是用了三个，没有用的是第四个成员域，定时器队列采用根据定时到期的时刻(该时间存放在qPriv3成员域中，也即key变量的值)的长短排序，到期时刻小的节点排在前面。
tickQHead指向的定时队列中，tickQHead中有两个域pFirstNode，qPriv1分别之前定时队列的头部和尾部。
定时队列的节点QPriNode的两个域在定时队列的第一个节点和最后一个节点，具有一个节点域为NULL。
即第一个节点previous为NULL，最后一个节点next为NULL
我们来分析一下入队操作：当一个任务需要延时时，将通过taskDelay()->windDelay()执行：
Q_PUT (&tickQHead, &taskIdCurrent->tickNode, timeout + vxTicks)实现。
其中vxTicks存放的是当前滴答数，timeout表现要定时的时长，那么timeout + vxTicks表示的是闹钟闹铃的时刻(这里以时钟滴答作为刻度数)，Q_PUT()是一个操作宏，即最终调用：
qPriListPut(&tickQHead, &taskIdCurrent->tickNode, timeout + vxTicks)。
由于定时器是按照定时时刻从前往后排序qPriListPut会将这个新的节点放置到第一个小于其时刻值的节点前面。
加入当前的定时队列的排序是：1,3,5,7,7,9
那么新来的6节点插入后的队列是：1,3,5,6,7,7,9
那么新来的7节点插入后的队列是：1,3,5,6,7,7,7,9
备注：如果插入的节点的定时刻和队列中已有节点的定时时刻相同，那么将其插入到相同定时时刻的节点后面。
为方便阅读，我贴出插入代码：
void qPriListPut(Q_PRI_HEAD * pQPriHead, Q_PRI_NODE * pQPriNode, ULONG key) {
FAST Q_PRI_NODE *pQNode = (Q_PRI_NODE *) DLL_FIRST(pQPriHead);
pQPriNode->key = key;
while (pQNode != NULL) {
if (key < pQNode->key) { /* it will be last of same priority */
dllInsert(pQPriHead, DLL_PREVIOUS(&pQNode->node), &pQPriNode->node);
return;
}
pQNode = (Q_PRI_NODE *) DLL_NEXT(&pQNode->node);
}
dllInsert(pQPriHead, (DL_NODE *) DLL_LAST(pQPriHead), &pQPriNode->node);
}
备注：由此看出将一个延时的任务插入定时队列的时间复杂度（这里指的是最坏时间复杂度）是跟延时队列的长度相关的，即时间复杂度为0(n)。为了保证RTOS的确定性，该插入操作在VxWorks后续版本(比如VxWorks6.8版本)中采用多级差分队列的算法，Linux-2.4之后的内核，uC/OS-III也采用了类似的算法。
出队操作比较简单,在VxWorks的时钟中断处理函数usrClock()->tickAnnounce()->windTickAnnounce()检查是否有任务的定时时间到，如果到的话，将会从定时队列中剔除，相关代码片段如下：
while ((pNode = (Q_NODE *) Q_GET_EXPIRED(&tickQHead)) != NULL) {
pTcb = (WIND_TCB *) ((int)pNode - OFFSET(WIND_TCB, tickNode));
... ... ... ... ... ... ... ... ... ... ... ... ...
}
Q_GET_EXPIRED (&tickQHead)即调用：qPriListGetExpired(&tickQHead)
该函数返回定义检查tickQHead队列的第一个节点是否定时时间到，如果到的话，返回第一个节点的地址，同时将第一个节点从定时队列中删除，让第二个节点成为顶一个节点。
Q_PRI_NODE *qPriListGetExpired(Q_PRI_HEAD * pQPriHead) {
FAST Q_PRI_NODE *pQPriNode = (Q_PRI_NODE *) DLL_FIRST(pQPriHead);
if ((pQPriNode != NULL) && (pQPriNode->key <= vxTicks))
return ((Q_PRI_NODE *) dllGet(pQPriHead)); //删除第一个节点，让其后续成为队列头部
else
return (NULL);
}
6.3.3 活动队列
活动队列链接了vxWorks内核中所有已经创建的任务，不论其是否为就绪态，都会在链入该队列中。vxWorks内核的提高的系统调用i()、以及shell中的i命令，均是遍历该活动队列来显示系统中的所有创建的任务。
在usrKernelInit()被初始化：
qInit(&activeQHead, &qFifoClass); /* FIFO queue for active q */
activeQHead类型：
typedef struct { /* Q_HEAD */
Q_NODE *pFirstNode; /* first node in queue based on key */
UINT qPriv1; /* use is queue type dependent */
UINT qPriv2; /* use is queue type dependent */
Q_CLASS *pQClass; /* pointer to queue class */
} Q_HEAD;
qInit ()将activeQHead. pQClass初始化为&qFifoClass，进而调用qFifoInit()初始化activeQHead的前两个域：
STATUS qFifoInit(Q_FIFO_HEAD * pQFifoHead) {
dllInit(pQFifoHead);
return (OK);
}
pQFifoHead类型：
typedef DL_LIST Q_FIFO_HEAD; /* Q_FIFO_HEAD */
typedef DL_NODE Q_FIFO_NODE; /* Q_FIFO_NODE */
typedef struct dlnode { /* Node of a linked list. */
struct dlnode *next; /* Points at the next node in the list */
struct dlnode *previous; /* Points at the previous node in the list */
} DL_NODE;
typedef struct { /* Header for a linked list. */
DL_NODE *head; /* header of list */
DL_NODE *tail; /* tail of list */
} DL_LIST;
其初始化后，加入了两个任务的队列如图6.7所示。
图6.7 活动队列示意图
从图中，我们可以看出活动队列比较简单。由于其是双向队列，可以将其插入到指定节点的任何位置。
例如当创建任务时：
taskSpawn()->taskCreate()->taskInit()->windSpawn()将新创建的任务掺入到活动队列的尾部，代码片段如下：
Q_PUT (&activeQHead, &pTcb->activeNode, FIFO_KEY_TAIL); /* in active q*/
Q_PUT()是一个宏，进而调用qFifoPut (&activeQHead, &pTcb->activeNode, FIFO_KEY_TAIL)
void qFifoPut(Q_FIFO_HEAD * pQFifoHead, Q_FIFO_NODE * pQFifoNode, ULONG key) {
if (key == FIFO_KEY_HEAD)
dllInsert(pQFifoHead, (DL_NODE *) NULL, pQFifoNode);
else
dllAdd(pQFifoHead, pQFifoNode);
}
将指定的任务从活动队列中删除：
taskDelete()->taskDestroy()->windDelete()
或者taskTerminate()->taskDestroy()->windDelete()
windDelete()中的关键代码如下：
Q_REMOVE (&activeQHead, &pTcb->activeNode); /* deactivate it */
进而调用：qFifoRemove()
STATUS qFifoRemove(&activeQHead, &pTcb->activeNode); /* deactivate it */
(
Q_FIFO_HEAD * pQFifoHead,
Q_FIFO_NODE * pQFifoNode
) {
dllRemove(pQFifoHead, pQFifoNode);
return (OK);
}
6.3.4 内核延时队列
由于wind内核态正在被其它程序访问，当前新的请求内核态例程服务的Job将被放置到内核队列中延时处理。内核工作队列是一个单读者/多写者的环形工作队列。读者总是第一个进入内核态的任务或者中断ISR，读者负责在离开wind内核前清空内核队列(通过执行内核Job)。由于内核写者主要来自于中断ISR(，还有一部分来自于任务)，因此在写操作内核队列期间，CPU必须关中断；但是在读操作期间不需要关中断。
内核队列通过一个大小为1K字节的环形缓冲队列实现，队列中的每一个元素称为Job，占16个字节大小，环形缓冲队列一共有64个Job。选择64个字节大小，是想利用刚好一个字节的数据的索引值可以遍历这个队列。这是因为每遍历一个元素，索引值都需要加4，如果用8个bit位(刚好一个字节大小)的索引值，其回卷到数值0时，刚对内核队列从头开始。不用单独考虑内核队列是否回卷，省去了条件判断的时间。
备注：有两个方面的局限，可能导致未来的wind内核版本中修改内核队列，这是因为64个大小的内核队列，每个队列16个字节是硬编码的，这很有可能不能适应未来的需求，但是就目前来说，这个规模是最有效的机制。
workQInit()完成内核队列的初始化，并将读写索引初始化为0，其代码如下：
void workQInit (void)
{
workQReadIx = workQWriteIx = 0; /* initialize the indexes */
workQIsEmpty = TRUE; /* the work queue is empty */
}
workQAdd0()添加无参数的Job到内核队列中，当内核被中断时，新的服务请求将会以Job的形式添加到内核队列中。内核队列可以被第一个进入内核的中断ISR或者任务清空，但不管是中断ISR还是任务，最终都以在调度器reschedule()的末尾清空内核队列。
由于内核队列采用单读者/多写者的模式，因此我们必须在写者在向内核队列添加Job的过程中关中断，由于读者从来不会中断写者，因此中断只在写者需要引导队列写索引的时候关闭。
其实现如下：
void workQAdd0( FUNCPTR func )
{
int level = intLock (); /* 关中断 */
FAST JOB *pJob = (JOB *) &pJobPool [workQWriteIx];
workQWriteIx += 4; /* 移到写索引 */
if (workQWriteIx == workQReadIx)
workQPanic (); /* 如果内核队列满，则在关中断的情况下退出内核 */
intUnlock (level); /* 开中断 */
workQIsEmpty = FALSE; /* 标识内核队列现在非空 */
pJob->function = func; /*构造Job*/
}
添加带一个参数的Job到内核队列中：
void workQAdd1 (FUNCPTR func, int arg1 )
{
int level = intLock (); /*关中断 */
FAST JOB *pJob = (JOB *) &pJobPool [workQWriteIx];
workQWriteIx += 4; /* 移到写索引*/
if (workQWriteIx == workQReadIx)
workQPanic (); /* leave interrupts locked */
intUnlock (level); /* 开中断 */
workQIsEmpty = FALSE; /* 标识内核队列非空 */
pJob->function = func; /*向Job中添加函数 */
pJob->arg1 = arg1; /* 向Job中添加函数参数 */
}
添加带两个参数的Job到内核队列中：
void workQAdd2(FUNCPTR func, int arg1, int arg2 )
{
int level = intLock (); /* 关中断 */
FAST JOB *pJob = (JOB *) &pJobPool [workQWriteIx];
workQWriteIx += 4; /* advance write index */
if (workQWriteIx == workQReadIx)
workQPanic (); /* leave interrupts locked */
intUnlock (level); /* 开中断 */
workQIsEmpty = FALSE; /* we put something in it */
pJob->function = func; /* 向Job中添加函数*/
pJob->arg1 = arg1; /* 向Job中添加参数*/
pJob->arg2 = arg2; /* 向Job中添加参数*/
}
清空内核队列：
void workQDoWork (void)
{
FAST JOB *pJob;
int oldErrno = errno; /* save errno */
while (workQReadIx != workQWriteIx)
{
pJob = (JOB *) &pJobPool [workQReadIx]; /* get job */
/* 在执行内核Job函数之前，增加读索引，因为Job函数有可能是时钟处理函数
* windTickAnnounce () ，它也是通过这个Job函数进行调用。
*/
workQReadIx += 4;
(FUNCPTR *)(pJob->function) (pJob->arg1, pJob->arg2);
workQIsEmpty = TRUE; /* 标识内核队列有空位置 */
}
errno = oldErrno; /* restore _errno */
}
Wind内核中的三个队列、在加上各种信号量上的等待队列构成了wind内核最核心的资源，位于wind内核的内核态中，由内核全局变量kernelState进行保护。只有在windLib库中的内核态例程wind*开头的例程才可以访问。非内核态的例程只有进入内核态，才能调用wind*例程，访问并操作这三个内核队列、以及各种信号量等待队列。
6.4 kernelInit()构造初始化任务taskRoot上下文
kernelInit()函数：
kernelInit ((FUNCPTR) usrRoot, ROOT_STACK_SIZE, MEM_POOL_START, sysMemTop (), ISR_STACK_SIZE, INT_LOCK_LEVEL);
其中：
#define ROOT_STACK_SIZE 10000 /* size of root's stack, in bytes */
#define INT_LOCK_LEVEL 0x0 /* 80x86 interrupt disable mask */
#define ISR_STACK_SIZE 1000 /* size of ISR stack, in bytes */
MEM_POOL_START标识内核映像在内存中的结束位置，通过链接脚本的end来标识。
kernelInit()代码实现如下，我们假设目标平台为Pentium，所有这里删除与Pentium平台无关代码，所有X86平台栈均向下增长。
void kernelInit(FUNCPTR rootRtn, /* 用户启动例程 */
unsigned rootMemSize, /*给 TCB 和初始任务栈分配的内存 */
char *pMemPoolStart, /* 内存池的起始地址 */
char *pMemPoolEnd, /* 内存池的结束地址 */
unsigned intStackSize, /* 中断栈大小 */
int lockOutLevel /* 关中断级别 (1-7) */
) {
union {
double align8; /* 8-byte alignment dummy */
WIND_TCB initTcb; /* context from which to activate root */
} tcbAligned; /*共用体的使用确保初始任务TCB八字节对齐 */
WIND_TCB *pTcb; /* pTcb初始任务TCB指针 */
unsigned rootStackSize; /* 初始任务的实际栈大小 */
unsigned memPoolSize; /* 初始内存池的实际大小 */
char *pRootStackBase; /* 初始任务栈基地址 */
/* 使得输入参数按照指定的字节(一般4字节对齐) */
rootMemNBytes = STACK_ROUND_UP(rootMemSize);
pMemPoolStart = (char *)STACK_ROUND_UP(pMemPoolStart);
pMemPoolEnd = (char *)STACK_ROUND_DOWN(pMemPoolEnd);
intStackSize = STACK_ROUND_UP(intStackSize);
/*初始化vxWorks中断级别 */
intLockLevelSet(lockOutLevel);
/* 时间片轮转调度模型默认禁止 */
roundRobinOn = FALSE;
/*时钟滴答初始化为0 */
vxTicks = 0; /* good morning */
#if (_STACK_DIR == _STACK_GROWS_DOWN)
vxIntStackBase = pMemPoolStart + intStackSize; //设置中断栈基地址
vxIntStackEnd = pMemPoolStart; //设置中断栈尾地址
bfill(vxIntStackEnd, (int)intStackSize, 0xee); //用0xee填充中断栈
windIntStackSet(vxIntStackBase); //设置wind内核的中断栈基地址指针vxIntStackPtr
pMemPoolStart = vxIntStackBase;
#else /* _STACK_DIR == _STACK_GROWS_UP */
<略>
#endif /* (_STACK_DIR == _STACK_GROWS_UP) */
/* Carve the root stack and tcb from the end of the memory pool. We have
* to leave room at the very top and bottom of the root task memory for
* the memory block headers that are put at the end and beginning of a
* free memory block by memLib's memAddToPool() routine. The root stack
* is added to the memory pool with memAddToPool as the root task's
* dieing breath.
*/
rootStackSize = rootMemNBytes - WIND_TCB_SIZE - MEM_TOT_BLOCK_SIZE;
pRootMemStart = pMemPoolEnd - rootMemNBytes;
#if (_STACK_DIR == _STACK_GROWS_DOWN)
pRootStackBase = pRootMemStart + rootStackSize + MEM_BASE_BLOCK_SIZE;
pTcb = (WIND_TCB *) pRootStackBase;
#else /* _STACK_GROWS_UP */
<略>
#endif /* _STACK_GROWS_UP */
//这里把taskIdCurrent初始化为0，是因为taskInit()会进入内核态，执行windSpawn()将当前
//初始任务放入活动队列(activceQueue)，然后调用windExit()退出内核态，在windExit()逻辑
//中会判断taskIdCurrent和就绪队列的头readyQHead是否相等，如果相等则说明当前任务
//是优先级最高的任务，不需要进行上下文切换,这我们的情景中taskIdCurrent为NULL，而
//此时内核队列也为空，即readyQHead也为NULL，则不需要进行上下文切换，又由于此时
//内核队列为空，所以windExit()直接放回，这正是我们想要的结果，windExit()判断逻辑如
//下图黄色部分所示。
taskIdCurrent = (WIND_TCB *) NULL; /* 初始化化taskIdCurrent为空 */
bfill((char *)&tcbAligned.initTcb, sizeof(WIND_TCB), 0);
memPoolSize = (unsigned)((int)pRootMemStart - (int)pMemPoolStart);
//初始化任务，并将初始化任务放入活动队列，此时任务保持挂起(SUSPEND)状态
//注意初始化任务的优先级为0
taskInit(pTcb, "tRootTask", 0, VX_UNBREAKABLE | VX_DEALLOC_STACK,
pRootStackBase, (int)rootStackSize, (FUNCPTR) rootRtn,
(int)pMemPoolStart, (int)memPoolSize, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0);
rootTaskId = (int)pTcb; /* fill in the root task ID */
/* Now taskIdCurrent needs to point at a context so when we switch into
* the root task, we have some place for windExit () to store the old
* context. We just use a local stack variable to save memory.
*/
//现在将taskIdCurrent初始化为一个临时的的TCB控制块，taskActive()进入内核态，调用
//windResume()将初始任务taskRoot放入就绪队列，此时readyQHead指向就绪队列中唯一
//的任务taskRoot初始任务，当taskActive()条用windExit()退出内核态时，由于readyQHead
//和taskIdCurrent不等，windExit()将调用调度器恢复readyQHead指向的队首任务的上下文，
//即恢复taskRoot的上下文。由于windExit()在调用调度器恢复taskRoot任务上下文之前，
//保持当前任务taskIdCurrent的上下文当当前任务的TCB控制块中，所里这里才定义了一
//个临时的上下文空间tcbAligned.initTcb，由于这个临时空间在临时栈中分配，当taskRoot
//任务起来后，临时栈即被舍弃了，因此不需要再回收了。这个情景中windExit()的执行逻
//辑，如下图红色部分所示。
taskIdCurrent = &tcbAligned.initTcb; /* update taskIdCurrent */
taskActivate((int)pTcb); /* activate root task */
}
分析：windExit()的执行流程如图6.8所示。
图6.8 windExit()执行流程
我们在前面的博文VxWorks内核解读-3已经分析了windExit()的执行流程，这里不再赘述。
备注：这是有一点需要注意，taskActivate()调用windExit()恢复taskRoot的上下文后，启动的任务并不是usrRoot()，而是void vxTaskEntry ()函数，由vxTaskEntry()来调用usrRoot()函数。
vxTaskEntry()代码如下：
FUNC_LABEL(vxTaskEntry)
xorl %ebp,%ebp /* make sure frame pointer is 0 */
movl FUNC(taskIdCurrent),%eax /* get current task id */
movl WIND_TCB_ENTRY(%eax),%eax /* entry point for task is in tcb */
call *%eax /* call main routine */
addl $40,%esp /* pop args to main routine */
pushl %eax /* pass result to exit */
call FUNC(exit) /* gone for good */
这样做的目的有三个：
- 任务的真正入口函数保存在任务控制块中，很容易通过taskRestart()重新启动
- vxTaskEntry()函数的引入，使得任务的主函数体相对于vxTaskEntry()来说是一个普通的函数调用，其任务栈可以被编译器自动清理，也便于调试栈回溯工具处理主函数例程的调用
- 从vxTaskEntry()的代码我们可以看出，任务的主函数执行完毕后，将会调用exit()函数回收该任务的资源，这样就编译对删除的任务回收期资源
现在我们接着分析初始任务taskRoot的主函数例程usrRoot()
6.5 初始化任务taskRoot的执行
usrRoot()属于用户自定义的例程，主要完成VxWorks内核的初始化，比如初始化I/O系统，安装驱动，创建设备，建立协议栈等待，这是都是可以通过用户来配置，它也可以创建系统符号表。
我们现在不考虑其他外围组件，只考虑Wind内核的执行，其usrRoot的实现如下：
void usrRoot(char *pMemPoolStart, unsigned memPoolSize)
{
usrKernelCoreInit(); /* vxWorks核心的初始化 */
//vxWorks的核心初始化化包括事件模块、二值信号量模块、互斥信号量模块、计数信
//号量模块、消息队列、看门狗、以及任务创建、删除、上下文切换钩子模块的初始化
memInit(pMemPoolStart, memPoolSize); /* 初始化内存分配器 */
memPartLibInit(pMemPoolStart, memPoolSize); /* 初始化核心内存管理单元 */
// memInit()以及保护了memPartLibInit()的调用，因此再次显示调试memPartLibInit()其
//实是没有必要的,还好memPartLibInit()用了一个全局变量memPartLibInstalled，借以验
//证memPartLibInit()是否已经被调用过.
sysClkInit(); /* 挂接时钟中断，并初始化时钟 */
usrMmuInit(); /*建立一一对应的MMU映射 */
usrAppInit(); /* 调用用户自定义例程 */
}
分析：
由于我们目前仅仅分析vxWorks的wind内核的工作机制，所有vxWorks的其它组件，比如I/O模块，文件系统，shell等等暂不考虑。
至此，到VxWorks运行到usrAppInit()时，vxWorks的wind内核的多任务运行环境，已经运行起来，我们可以在usrAppInit()函数中，创建我们的应用调用vxWorks提供的服务来执行。
比如：
/*
* usrAppInit - initialize the users application
*/
#include "vxWorks.h"
#define DEMO_PRI 149
extern void windDemo(int iteration);
void usrAppInit(void)
{
#ifdef USER_APPL_INIT
USER_APPL_INIT; /* for backwards compatibility */
#endif
printk("hello vxWorks\n");
//创建一个demoTask任务来运行
taskSpawn("demoTask", DEMO_PRI, 0x0001, 4000, (FUNCPTR) windDemo, 20, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0);
/* add application specific code here */
}
