1.MTK手机是什么意思啊？
2.nucleus特点
3.如何学习 nucleus os
4.nucleus简介

MTK手机是什么意思啊？

       MTK手机中的MTK是指台湾联发科技多媒体芯片提供商的简称，现在大多数国产手机都为MTK平台手机，如塞班也是一种平台。

       1、MTK是联发科技股份有限公司的英文简称，英文全称叫MediaTek。小米开源框架 源码MTK手机系统是现在市场上所有国内手机设计、制造商使用的最多的一个完整的手机产品解决方案。在低端手机市场中占有巨大份额。

       2、MTK平台采用的是Nucleus OS，Nucleus是Accelerated Technology公司开发的嵌入式实时操作系统，使用标准C开发，其中Nucleus Plus提供源代码下载。

       3、Nucleus支持FAT、小红书脚本源码CD-ROM文件系统。

       4、Nucleus主要应用领域在：网络、路由、桥接、Hubs、数据通讯、顶置盒、数字摄像机、ISDN、调制器、数字绘图仪、GSM、蜂窝电话、PDA、一番赏 源码打印机、GPS、无线通讯、汽车、医疗仪器、RAID、适配卡、智能卡、安全保密、工业控制、扫描仪、煤气分析仪、游戏机、多媒体、手持产品、XT工具64位源码消费产品、局域网、广域网、导航设备、卫星通信、自动提款机、视频产品、条码机、过程控制等等。

       5、运行Nucleus的MTK平台手机在世界范围内已经赢得了Chinese Phone的别名。

nucleus特点

       NucleusPLUS凭借其独特的特点，为用户提供了深入理解和定制底层内核的机会。它提供了严格的C源级代码，允许用户深入剖析操作系统的爱伪装破解安装源码工作原理，根据需要进行定制或修改，这对于软件规范化管理和系统软件测试非常有利。特别是RTOS的源代码，不仅便于学习研究，而且在量产阶段无需支付许可费用，节省了成本。对于军方用户，源代码的开放性意味着他们可以完全掌控内核，无需担心异常任务导致系统不稳定。

       在性能和性价比方面，NucleusPLUS采用了微内核技术，展现出在任务优先级管理、调度和切换方面的高效性。全面支持C++语言，使其成为面向对象的实时操作系统内核，同时价格合理，深受研发机构青睐。

       学习和使用NucleusPLUS也非常便捷。它整合了Paradigm、SDS和ATI的多任务调试器，构建了强大的集成开发环境。配合编译器、动态链接库和各类驱动软件，使得RTOS开发和调试变得简单易行，特别是对于熟悉这些工具的开发者来说，学习曲线平缓。

       功能模块方面，NucleusPLUS不仅提供核心内核，还提供了众多扩展模块，如通信网络模块、图形化Windows模块、WEB产品模块、实时BIOS和性能分析工具等，用户可以根据自身应用需求选择合适的模块，极大地增加了灵活性和实用性。

扩展资料

       NucleusPLUS是为实时嵌入式应用而设计的一个抢先式多任务操作系统内核，其%的代码是用ANSIC写成的，因此非常便于移植并能够支持大多数类型的处理器。从实现角度来看，NucleusPLUS是一组C函数库，应用程序代码与核心函数库连接在一起，生成一个目标代码，下载到目标板的RAM中或直接烧录到目标板的ROM中执行。

如何学习 nucleus os

       å†…容：

       ä¸€ã€nucleus plus特点：

           1.内核采用微内核的设计，方便移植，资料写着更reliable，但是我不这么认为，与linux相比，以ARM平台为例，NU只用到了SVC mode，内核与用户任务都运行在同一个状态下，也就是说所有的task都拥有访问任何资源的权限，这样很reliable么？

           2.real-time OS，NU是一个软实时操作系统（VxWorks是硬实时），thread control component支持多任务以及任务的抢占，对于中断的处理定义了两种服务方式，LISR和HISR，这个与linux中的上、下半部机制类似，linux中的下半部是通过软中断来实现的，NU的HISR只是作为一种优先级总是高于task的任务出现。

           3.NU是以library的方式应用的，通过写自己的app task与裁剪后的NU内核及组件链接起来，NU并没有CLI

       äºŒã€ç»„件

       1.IN component

           初始化组件由三个部分组成，硬件在reset后首先进入INT_initialize()，进行板级的相关初始化，首先设置SVC mode，关中断，然后将内核从rom中拷贝至ram中，建立bss段，依次建立sys stack, irq stack和fiq stack，最后初始化timer，建立timer HISR的栈空间，看了一下平台的代码，一个tick大概是.8ms，完成板级的初始化后就进入了INC_initialize，初始化各个组件，其中包括Application initialize，create task和HISR，最后将控制权交给schedule，主要看了一下RAM中地址空间的安排

       |timer HISR stack = |

       |FIQ stack = |

       |IRQ stack = |

       |SVC stack = |

       |.bss|

       |.data|

       |.text|

       å…¶ä¸­SVC stack的大小与中断源的个数相关，nested irq发生时，irq_context保存在SVC stack中，IRQ的stack只是做了临时栈的作用。

       2.thread control component

           TC组件是NU内核的最重要组成部分，主要涵盖了调度、中断、任务的相关操作、锁、时钟几个方面，下面分别介绍。

       è°ƒåº¦ï¼ˆschedule）

           NU中的线程类型（在同一个地址空间内）有两种，HISR和task，HISR可以理解为一种优先级较高的task，但又不是task，HISR优先级高于task的实现方式就是schdule时，先去查看当前是否有active的HISR，再去查看task。task有suspend、ready、finished和terminated四种状态，而HISR只有executing和no-active这两种状态。

           每一个task都有一个线程控制的数据结构（TCB thread control block）,其中包括了task的优先级、状态、时间片、task栈、protect信息、signal操作的标志位和signal_handler等，task在创建时初始化这些信息，将task挂到一个create_list上，初始设定task为pure_suspend，如果设定auto start，调用resume_task（）唤醒task，这里有个细节，如果在application initialize中create_task()，则task不会自动运行，因为初始化还未完成，控制权还没有交给schedule，无法调度task。task被唤醒后状态改变为ready，并挂在一个TCD_Priority_List[]上，数组的每个元素是一个指向TCB环形双向链表的指针，根据task的tc_priority找到对应优先级的TCB head pointer。

                                  

           每一个HISR都有一个HISR控制的数据结构（HCB HISR control block）,其中只有优先级，HISR栈和HISR entry信息，因此HISR是不可以suspend，同时也没有time slice以及signal的相关操作，一般情况下当发生了中断后，HISR被activate，schedule就会调度HISR运行，期间如果不发生中断，HISR的执行是不会被打断的，HISR的优先级只有0、1、2，timer的HISR优先级为2，也就是说由外部中断激活的HISR很难被抢占的，只有更高优先级的中断HISR才可以。与task不同，被激活的HISR使用head_list和tail_list将HCB挂在一个单项的链表上，因为相同优先级的HISR不会抢占对方，因此不需要双向链表，使用两个指针目的是加快HISR执行的速度。

           一个实时操作系统的核心就是对于任务的调度，NU的调度策略是time slice和round robin的算法，

       è°ƒåº¦çš„部分主要有三个函数control_to_system()用于保存上下文，建立solicited stack，关中断，关system time slice，并重置task的time slice为预设值，将sp更新为system_stack_pointer，调用schedule()，调度的过程是非常简单的查询，就是查看两个全局的变量，TCD_Execute_HISR和TCD_Execute_Task，schedule部分的关键是打开了中断，不然如果当前没有ready的task或是被激活的HISR，则shedule死循环下去，查询到下一个应该执行的线程后跳转至control_to_thread(),在这里重新开启system time slice，然后将线程的tc_stack_ptr加入到sp中，切换至线程的栈中，依次pop出来，即完成了任务调度。

           任务的切换主要是上下文的切换，也就是task栈的切换，函数的调用会保存部分regs和返回地址，这些动作都是编译器来完成的，而OS中的任务切换是运行时（runtime）的一种状态变化，因此编译器也无能为力，所以对于上下文的保存需要代码来实现。

           任务的抢占是异步的因此必须要通过中断来实现，一般每次timer的中断决定当前的task的slice time是否expired，然后设置TCT_Set_Execute_Task为相同优先级的其他task或更高优先级的task；高优先级的task抢占低优先级的task，一般是外部中断触发，在HISR中resume_task()唤醒高优先级的task，然后schedule到高优先级的task中，因为timer的HISR是在系统初始化就已经注册的，只是执行timeout和time slice超时后的操作，并没有执行resume_task的动作。

           NU中的stack有两种solicited stack和interrupt stack，solicited stack是一种minmum stack，而interrupt stack是对当前所有寄存器全部保存，TCB中的minimum stack size = 申请得到stack size - solicited stack（在arm mode下占字节，thumb mode下占字节），thumb标志用来记录上下文保存时的ARM的工作模式，c代码编译为thumb模式，这样可以减小code size，提高代码密度，assembly代码编译为arm模式提升代码的效率，NU中内核的代码不多，主要是assembly代码。stack的类型与其中PC指向的shell无关，interrupt stack保存的是task或是HISR在执行的过程中被中断时的现场，solicited stack建立的地方包括 control_to_system()、schedule_protect()和send_signals()发送给占有protect资源的task的情况，HISR_Shell()执行完后会建立solicited stack，再跳转至schedule。

       (Lower Address) Stack Top -> 1 (Interrupt stack type)

       CPSR Saved CPSR

       r0 Saved r0

       r1 Saved r1

       r2 Saved r2

       r3 Saved r3

       r4 Saved r4

       r5 Saved r5

       r6 Saved r6

       r7 Saved r7

       r8 Saved r8

       r9 Saved r9

       r Saved r

       r Saved r

       r Saved r

       sp Saved sp

       lr Saved lr

       (Higher Address) Stack Bottom-> pc Saved pc

       (Lower Address) Stack Top -> 0 (Solicited stack type)

       !!FOR THUMB ONLY!! 0/0x Saved state mask

       r4 Saved r4

       r5 Saved r5

       r6 Saved r6

       r7 Saved r7

       r8 Saved r8

       r9 Saved r9

       r Saved r

       r Saved r

       r Saved r

       (Higher Address) Stack Bottom-> pc Saved pc

       ä¸€ä¸ªç®€å•çš„例子说明stack的情况，首先是一个task在ready(executing)的状态下，而且time slice超时了，timer中断发生后，保存task上下文interrupt_contex_save()，在task的tc_stack_ptr指向的地方建立中断栈

       taskA    |interrupt stack|___tc_stack_ptr 栈顶端是pc=lr-4

       ARM对于中断的判定发生在当前指令完成execute时，同时pipeline的原因pc=pc+8，入栈时就把lr-4首先放在stack的最高端（high）。

       timer的LISR完成后激活了HISR，执行TCC_Time_slice()将当前task移到相同优先级的尾端，并且设置下一个要执行的task，HISR在栈顶端保存的是这个HISR_shell的入口地址，因为task的执行完就finished，HISR是可重入的

       HISR     |solicited stack|  æ ˆé¡¶ç«¯æ˜¯HISR_shell_entry

       ä¸­æ–­ï¼ˆinterrupt）

       å‰é¢å·²ç»æåŠäº†ä¸­æ–­çš„基本操作，这里就写一些代码路径的细节，中断的执行主要是两个部分LISR和HISR，分成两个部分的目的就是将关中断的时间最小化，并且在LISR中开中断允许中断的嵌套，以及建立中断优先级，都可以减少中断的延迟，保证OS的实时性。

       NU的中断模式是可重入的中断处理方式，也就是基于中断优先级和嵌套的模式，中断的嵌套在处理的过程中应对lr_irq_mode寄存器进行保存，因为高优先级的中断发生时会覆盖掉低优先级中断的r和spsr，因此要利用系统的栈来保存中断栈。

       NU对于中断上下文的保存具体操作如下：

       ï¼ˆ1）在中断发生后执行的入口函数INT_IRQ()中，将r0-r4保存至irq的栈中

       ï¼ˆ2）查找到对应的interrupt_shell()，clear中断源，更新全局的中断计数器，然后进行interrupt_contex_save

       ï¼ˆ3）首先利用r1,r2,r3保存irq模式下的sp,lr,spsr，这里sp是用来切换至系统栈后拷贝lr和spsr的,这里保存lr和spsr是目的是task被抢占后，当再次schedule时可以返回task之前的状态。

       ï¼ˆ4）切换至SVC模式，如果是非嵌套的中断则保存上下文至task stack中，将irq模式下的lr作为顶端PC的返回值入栈，将SVC模式下的r6-r入栈，将irq模式下的sp保存至r4中入栈，最后将保存在irq_stack中的r0-r4入栈

       ï¼ˆ5）如果是嵌套中断，中断的嵌套发生在LISR中，在执行LISR时已经切换至system stack，因此嵌套中断要将中断的上下文保存至system stack中，与task stack中interrupt stack相比只是少了栈顶用来标记嵌套的标志（1 not nested）

       ï¼ˆ6）有一个分支判断，就是如果当前线程是空，即TCD_Current_Thread == NULL，表明当前是schedule中，因为初始化线程是关中断的，这样就不为schedule线程建立栈帧，因为schedule不需要保存上下文，在restore中断上下文时直接跳转至schedule。

       ä¸­æ–­ä¸Šä¸‹æ–‡çš„恢复

       å…¨å±€çš„中断计数器INT_Count是否为0来判定当前出栈的信息，如果是嵌套则返回LISR中，否则切换至system stack执行schedule

       timer

       timer与中断紧密相关，其实timer也是中断的一种，只是发生中断的频率较高，且作用重大，一个实时操作系统，时间是非常重要的一部分，NU中的timer主要有四个作用：

       ï¼ˆ1）维护系统时钟 TMD_system_clock

       ï¼ˆ2）task的time slice

       ï¼ˆ3）task的suspend timeout timer

       ï¼ˆ4）application timer

       å…¶ä¸­ï¼ˆ3）（4）共用一种机制，一个全局的时间轴TMD_timer，timeout timer和app timer都建立在一个TM_TCB的数据结构上，通过tm_remaining_time来表征当前timer的剩余时间，例如当前有timer_list上有三个TM_TCB，依次是Ta = 5，Tb = 7, Tc = ,那么建立的链表上剩余时间依次是5，2，8，如果现在要加入一个新的timer根据timer值插入至合适的位置，如果插入的timer为，则安排在Tb后面，剩余时间为1，后面的8改为7，当发生了timer expired，则触发timer_HISR，如果是app timer则执行timer callback，如果是task timeout timer，则执行TCC_Task_Timeout唤醒task。

       ï¼ˆ2）的实现也是依赖于全局的time slice时间轴，每一个task在执行时都会将自己的时间片信息更新至全局的时间轴上，当一个task的time slice执行完在timer HISR中调用TCC_task_Timeout将当前的task放在相同优先级list的最尾端，并设置下一个最高优先级的任务。task在执行的过程中只有被中断后time slice会保存下来，其他让出处理器的情况都会将time slice更新为预设值。

       protect

       protect与linux的锁机制类似，互斥访问，利用开关中断来实现，并且拥有protect的task是不可以suspend的，必须要将protect释放后才可以挂起，当一个优先级较低的task占有protect资源，如果被抢占，一个高优先级的task或HISR在请求protect资源时会执行TCC_schedule_protect()让出处理器给低优先级的task执行，直到低优先级的task执行unprotect()为止，此时task或HISR建立的是solicited stack，同时在control_to_thread前开关中断一次，这样可以减少一次上下文的切换。NU中常用到的是system_protect，它就是一把大锁，保护内核中所有全局数据结构的顺序访问，粒度很大。

       LISR中不可以请求protect资源，因为LISR是中断task后执行，如果task占有protect资源，这时LISR又去请求protect资源，会发生死锁，因为LISR让出处理器后，schedule没办法再次调度到LISR执行，则发生死锁错误，因此在LISR中除了activate_HISR（）以外不可以使用system call，例如resume_task等等，这写系统调用都会请求protect资源。

       å¯¹äºŽprotect的请求按照一定的顺序可以防止死锁，NU的源码中一般将system_protect资源的请求放在后面，其他如DM_protect先请求。

nucleus简介

       NucleusPLUS，作为一款备受青睐的嵌入式操作系统，以其出色的性能著称。在标准应用环境中，其核心代码的大小通常控制在K字节以内，这体现了其高效且精简的特性。NucleusPLUS的设计策略是采用软件组件的方法，每个组件都有明确且单一的功能，由C和汇编语言模块组成，它们对外界提供清晰的接口，组件之间的交互通过这些接口进行。为了保持组件的封装和独立性，一般不允许从外部直接访问组件内部的全局变量，这使得组件的替换和复用变得极为方便。

       NucleusPLUS的组件涵盖了操作系统的关键功能，包括任务的管理和控制，如任务的启动、暂停和调度；内存管理，保证系统的资源有效利用；任务间的通信，确保不同任务之间的协调和数据交换；同步与互斥，确保多任务执行的有序性和数据一致性；中断管理，处理系统内外的中断事件；定时器功能，实现定时任务的执行；以及I/O驱动，支持与外部设备的交互，如传感器、执行器等。

       总的来说，NucleusPLUS凭借其模块化的组件设计和高效性，为嵌入式系统开发提供了强大的基础，使得系统设计和维护变得更加灵活和高效。

扩展资料

       NucleusPLUS是为实时嵌入式应用而设计的一个抢先式多任务操作系统内核，其%的代码是用ANSIC写成的，因此非常便于移植并能够支持大多数类型的处理器。从实现角度来看，NucleusPLUS是一组C函数库，应用程序代码与核心函数库连接在一起，生成一个目标代码，下载到目标板的RAM中或直接烧录到目标板的ROM中执行。