八． uCOS II的初始化：
OSInit()建立空闲任务idle task，这个任务总是处于就绪态的。空闲任务OSTaskIdle（）的优先级总是设成最低。
这两个任务的任务控制块（OS_TCBs）是用双向链表链接在一起的。OSTCBList指向这个链表的起始处。当建立一个任务时，这个任务总是被放在这个链表的起始处。换句话说，OSTCBList总是指向最后建立的那个任务。链的终点指向空字符NULL(也就是零)。
因为这两个任务都处在就绪态，在就绪任务表OSRdyTbl[]中的相应位是设为1的。还有，因为这两个任务的相应位是在OSRdyTbl[]的同一行上，即属同一组，故OSRdyGrp中只有1位是设为1的。
uCOS II还初始化了4个空数据结构缓冲区，如图F3.8所示。每个缓冲区都是单向链表，允许uCOS II从缓冲区中迅速得到或释放一个缓冲区中的元素。控制块OS_TCB的数目也就自动确定了。当然，包括足够的任务控制块分配给统计任务和空闲任务。
附：调度机制
进程调度是计算机的灵魂。在实时系统里，要使重要紧急的进程一经唤醒使被优先调度运行，系统就必须有基于进程优先级的实时调度策略。通过深入考察和对比μC／OS-II对实时调度算法的实现，可以深刻理解实时操作系统。
如果说CPU是计算机系统的心脏，那么进程调度就是计算机系统的灵魂，因为它决定了如何使用CPU。例如，Linux是一个多任务操作系统，它的理想状况是保持CPU有效运行。如果某个正在运行的进程转入等待系统资源，操作系统就调度其他进程运行，从而保证CPU的最大利用率。如何使系统能够保证较短的响应时间和较高的吞吐量，使得多个进程竞争CPU时保持公平、高效，是通用操作系统所追求的目标。但对于实时操作系统而言，它的调度算法是基于POSIX规定的基于事件驱动优先级的调度算法，为了及时响应高优先级进程，它宁愿牺牲整体效率。 调度的实现可以分为2步来完成：
①何时启动调度，即解决调度启动时机的问题；
②怎么调度，按优先级调度就是要找到系统当前优先级最高的进程，然后进行上下文切换。
在实时系统中，只有当就绪进程集合发生变动时才有调度的需要，而就绪进程集合的变动只可能发生在几种情况下：
①运行中的进程受阻或自动放弃CPU；
②系统中新建了进程；
③运行中的进程“自杀”或“被杀”；
④运行中的进程唤醒了某个线程；
⑤中断服务子程序结束时唤醒了其他进程。
理想情况下，实时系统在有高优先级的进程转入就绪态时，就应该立即启动调度程序，响应高优先级进程。但实际上却存在着不可调度的时隙，称为不可调度窗口：
①正在进行进程切换，不能进行调度；
②中断响应期间，不能进行调度；
③进入临界区，不能进行调度；
④DMA期间CPU已被挂起，不可能进行调度。 在实时系统里，必须努力缩小不可调度窗口。在调度启动的时机上，所有的实时操作系统基本一致。 |
