本內核開源免費，歡迎大家下載使用學習，目前內核基礎工作模塊工作正常，有bug可以反饋給我。
內核源碼下載鏈接：https://gitee.com/qidiyun/QDos
此例程是基於 STM32F407ZG 芯片的，STM32F103 的也差不多，自己移植，或者我有空了再放上來。
自制國產實時內核——vnRTOS 所有文檔：
問：當前市場上有ucOS、freeRTOS、RT-thread 等內核、還有開源的linux等，爲什麼我們還要自己在開發一套內核呢？
ucOS 是商業收費的，freeRTOS 是一個免費的開源的內核，非常好用。RT-thread也是一款國產的實時內核，非常好用，強烈推薦大家使用 RT-thread。至於爲什麼還要自己開發一套實時內核呢？
一個是源於技術的追求。vnRTOS 是我大學的畢業設計，當時就覺得寫內核是一件很 cool 的事情。接下來會有幾篇文章詳細講解如何自己寫內核，有興趣的同學可以關注一波。
另外一個是技術的儲備。我們寫這個 vnRTOS 不是爲了去取代 ucOS或者 FreeRTOS、RT-thread等。相反，我們覺得其它實時內核做得非常好，很值得我們去學習。而我們開發 vnRTOS 是爲了將來有一天，當我們被別人卡脖子的時候（參考 某爲 和 某米國的故事）。當我們沒有內核可用時，我們有自己的技術，我們有自己的儲備。
簡而言之。。。這個 vnRTOS 就是個備胎。。。（不過備胎雖備胎，但是目前我們用這個 vnRTOS做了個物聯網項目，目前還算穩定，比較適合一些微小型場合）
嵌入式系統是用來控制或者監視機器、裝置、工廠等大規模設備的系統。大多數嵌入式系統都是由單個程序實現整個控制邏輯，但也有些嵌入式系統還包含操作系統。
當前比較流行的嵌入式操作系統有：WinCE、嵌入式Linux、Vxwork、ucos II 等。但他們都有着各自的缺陷。WinCE、嵌入式Linux內核較爲龐大，不適應一些低端的、資源較少的場合，而Vxwork、ucos II雖然都具有微內核這個特點，但版權費較高。
本文試圖自己構建一個簡單微小內核，以便在一些低端的、對系統資源要求嚴格、且成本不高的場合中使用。
本文設計的 vn Kernel採用的是基於優先級的時間片的任務調度思想。而vn 即 John von Neumann。
John von Neumann是一位偉大的數學家。他設計的“馮·諾依曼架構”是計算機架構的一個經典。正是有了這個架構，纔有了今天的計算機，也纔會有了現今嵌入式系統中的核心——微控制器。
本人在此表示深深的敬意。
2.1內核定義：
內核是操作系統最基本的部分。它是爲衆多應用程序提供對計算機硬件的安全訪問的一部分軟件，這種訪問是有限的，並且內核決定一個程序在什麼時候對某部分硬件操作多長時間。內核的分類可分爲單內核和雙內核以及微內核。
顯然，一個微小的內核更適合嵌入式領域。因爲在嵌入式系統中，ROM、RAM等資源都特別寶貴，尤其是在一些低端的領域，ROM都只有一百多K，RAM不到一百K，無法運行Win CE、嵌入式Linux這類操作系統。
然而，採用單個程序控制的思路，則在一些對實時性要求特別高的場合下行不通，因而，一個簡單有效的微小內核對系統的性能、成本有着重要的影響。
2.2任務調度：
2.1優先級調度法：
Vn Kernel採用任務的思想，支持任意多個任務，這取決於系統的RAM等資源。同時，每個任務都有自身的優先級，總共有 64 個優先級可選。其中、最高優先級和最低兩個優先級是內核專有的，用戶可用到的優先級有 61 個。優先級數值越大，優先級越低。
實時內核的一個標準就是當前執行的任務是否可被搶佔。本文設計的Vn Kernel屬於可搶佔式內核，高優先級的任務會立即搶佔當前任務，獲得CPU的執行權。
時間片調度法是一個經典的任務調度策略，許多操作系統都採用該調度法，例如windows、linux等。
Vn kernel可選的優先級有64個，不同優先級的任務採用優先級高搶佔低優先級的調度方式，同時，允許有多個任務有着相同的優先級。
相同優先級的任務將會在內核中以雙向鏈表的形式存在，並採用時間片調度方式。時間片長度可設置，考慮到系統頻繁地切換任務會帶來更多的資源消耗，故而時間片長度一般爲10ms。
內核會爲每個任務創建一個任務塊以便描述該任務。在內核中，所有準備就緒的任務塊會以數組鏈表的形式存在。所謂數組鏈表，即在內核中，有一個指針數組，該數組的元素指向任務鏈表。所有任務將根據自身的優先級，添加到對應的鏈表中。其結構大致如下：
圖中第一行爲數組元素，A~G爲任務編號。內核會根據任務的優先，將任務添加到相應的鏈表中，並且，會根據數組的下標，使數組的元素指向相應的任務鏈表頭。
如此，內核便可以根據該指針數組訪問到所有準備就緒的任務。例如上圖有許多任務都準備就緒。內核會找到最高優先級的任務，即 2 所指向的任務 A。由於與任務A相同優先級的任務還有 B 和 C。所以內核將會採用時間片調度的方法，輪流執行這三個任務。
假設這個時候，系統創建了任務 X 該任務的優先級爲 1 。那麼此時，任務X將搶佔當前任務，獲得CPU執行權。此時內核只會執行任務X，除非有更高的優先級任務或者任務X放棄CPU執行權。
考慮到實際產品的升級問題，本文設計了一套基於STM32的bootloader。該bootloader支持啓動內核、系統升級、燒寫flash、參數設置、命令行等功能。對於STM32而言，復位後系統一般都會從0x8000000 處啓動。
故而、bootloader存放在0x8000000處，預留大小爲 10 K。參數存放地址爲0x8003000 ~ 0x8003800 ，大小爲 2 K。內核存在0x8003800處。
關於BootLoader的源碼見這篇文章：BootLoader 源碼鏈接
Bootlader實際演示結果如下圖：
/***************************************************************
定義一個task_tcb結構體，用於記錄任務的相關信息
***************************************************************/
typedef struct task_tcb *PT_task_tcb;
//#pragma pack(1)
typedef struct task_tcb{
INT32U *task_sp; //任務堆棧指針
/*
*以下兩個元素看似必須，實則不需要。
*那麼系統是怎麼根據TCB找到執行函數 和 參數指針的呢？
*實際上，當我們爲TCB初始化任務棧的時候，就已經將這兩個參數
*傳遞進入了。想想看， 任務棧是什麼？所有寄存器，也就是
*有 R0 （ARM架構函數的第一個參數存放在R0） PC
*現在知道爲什麼TCB沒有指明任務的執行函數，卻能找到該函數了吧。
*/
//void (*task_fun)(void *pd); //任務的執行函數
//void *pdata; //任務處理函數的參數指針
INT32U task_id; //任務的ID，由系統統一分配
#if TASK_IF_NAME
INT8U task_name[TASK_NAME_LEN]; //任務的名字，由用戶指定
#endif
INT8U task_prio; //任務優先級
INT8U task_state; //任務狀態
INT32U task_runtime; //任務的時間片長度
INT32U task_delaytime; //任務如果需要等待，那麼等待的時間長度
/* 以下這個元素，用於就緒表中優先級相同的情況下 */
PT_task_tcb task_rdy_next;
PT_task_tcb task_rdy_prev;
// PT_task_tcb task_waitlist;
/* 以下兩個僅用於構成雙向鏈表，實際中作用不大 */
PT_task_tcb task_prev; //指向上一個
PT_task_tcb task_next; //指向下一個
struct list_head list; //鏈表,用於任務等待
/* 每個任務都可以獲取資源，下面是任務已經申請到的資源
當任務被刪除時，要釋放資源
*/
struct os_resource *task_resource;
#if STACK_ADD
INT32U *pdata;
#else
//INT32U *pdata;
#endif
//
}T_task_tcb;
其中最重要的是任務堆棧指針。系統調用task_create 這個函數來創建一個任務，同時爲該任務分配一塊內存，用以存放任務塊、此外，還將額外多分配一塊內存，用以任務的堆棧。
當有一個更高優先級的任務發生時，內核將會觸發一次軟件中斷。Cortex-M3架構中，提供一個可懸起中斷——pendSV_handler。內核的實際任務切換工作是在該中斷完成的。
內核首先將當前所有寄存器壓棧。並找到最高優先級的任務的任務棧，並將裏面的數據出棧。
對於Cortex-M3架構，其經典的任務棧操作彙編代碼如下：
;********************************************************************
; *
; 第一次任務調度 *
; *
;********************************************************************
; 狀態分析：
; *
; 當系統第一次調度任務之前，很顯然，此時系統還不算存於多任務系統
; 可以看成裸機狀態，那麼此時系統是在運行那個任務呢？
; 顯然，沒有任務，可以理解爲 bootloader 階段。顯然，當我們進入到
; 多任務階段後，是不想系統再回到 之前的階段。
; 而且，最重要的是，第一次任務切換時，觸發 pendSV 中斷時，系統會
; 自動將 xPSR,PC,LR,R12,R0~R3 壓棧。
; 此時，系統進入中斷之前不是存於多任務系統狀態，那麼就不需要再
; 將 R8 ~ R11 入棧。
; 之後，系統存於多任務系統狀態，那麼就需要對 R8 ~ R11 入棧
;
;**********************************************************************
;
;*********************************************************************
; 特權級-用戶級 分析：
;
; 此外，當系統剛復位時，系統是處於 線程特權模式 請參考
; Cortex-M3 權威指南.pdf 25頁
; 此時，系統缺省值的 是 MSP ，主程序堆棧。但是，當我們運行任務
; 時，希望系統使用的是 PSP ，線程堆棧。
; 當系統進入異常時，處於 特權級handler 模式，使用的一定是 MSP
; 如何從 告訴系統要使用 psp 呢？
; 方法一：
; 在中斷退出時，修改LR
; ORR LR, LR, #0x04
; 方法二：
; 請參考 Cortex-M3 權威指南.pdf 40頁
;
;*********************************************************************
; 實現步驟
; 1. 設置 pendSV 中斷的優先級
; 2. 設置 PSP 爲 0 ，告訴系統，這是第一次調用
; 3. 觸發中斷
;********************************************************************
__cpu_start_shced
;設置 pendSV 中斷優先級
LDR R0, =NVIC_SYSPRI14 ;取中斷優先級寄存器地址
LDR R1, =NVIC_PENDSV_PRI ;去中斷優先級 0xff
STRB R1, [R0] ;將 R1 寫入到 [r0] 中
;需要注意的是 strb 是寫入一個字節
;也就是寫入 0xf 8位，因爲中斷優先級寄存器
;都是 8 位的。
;請參考 Cortex-M3 權威指南.pdf 404 頁
;設置 psp 爲 0 。是否記得前面說過， msp psp 的區別？
;那麼現在的問題是：當 stm32 執行到這裏的時候，stm32 處於何種狀態？
;顯然，前面說過復位後是 特權級線程模式 ，那麼可見的是 msp 。那是否意味着我們不能使用
; psp 呢？ 不是，所謂可見是對於 push pop 操作而言的，那麼復位後 psp 的值時多少呢？
;我不知道，沒去查，但由於一般的程序，復位後都沒有去更改stm的特權級，也沒去修改 sp 是哪個。
;所以就沒有用過 psp
;但是現在，我們希望系統第一次任務調度後，使用的是 psp 。而該 psp 指向當前任務的棧。爲何？
;因爲前面說過，當系統執行異常時，使用的一定是 msp 。這樣就能把 系統棧 跟 任務棧很好的分開了。
;設置 psp 爲0 ，告訴系統，這是第一次調度，之後再任務切換函數裏頭，會去修改 psp 使其指向任務棧
MOVS R0, #0
MSR PSP, R0 ;MSR 是特殊指令，用於操作特殊寄存器的
;系統剛啓動時，是不允許任務調度的， if_task_run 爲 0
LDR R0, =if_task_run ;將 if_task_run 的地址寫入到 R0 中，這是一個僞指令
MOVS R1, #1 ;
STRB R1, [R0] ;將 R1 的值寫入到地址爲 R0 的內存中
;觸發一次 pendSV 中斷，只要往中斷控制寄存器中的第 28 位寫入 1 ，即可觸發一次軟件中斷
LDR R0, =NVIC_INT_CTRL ;把 NVIC_INT_CTRT 展開，可以得到
; ldr r0, =0xE000ED04
;如果等於號後面是一個數值，則表示 r0 = 0xE000ED04
;如果等於號後面是一個變量名，或標號，則 取其地址
LDR R1, =NVIC_PENDSVSET
STR R1, [R0]
;當執行到指令時，系統已經觸發了 pendSV 中斷了，那麼系統應該跳到中斷處理函數哪裏了。
;理論上是如此，不過我們得保證中斷時允許的啊，可能前面禁了中斷後忘記打開了。
;開中斷 關中斷和開中斷可以分別由指令CPSID i和CPSIE i實現,
CPSIE I
;----------------------------------------------------------------------------------------------------
LDR R0, =task_shced_user
BLX R0
;接下來是一個死循環，防止系統跑飛。不過系統一般是不會到這裏的。
__cpu_err
B __cpu_err
;************************************************************************
; *
; 任務切換函數 __cpu_shced *
; *
;************************************************************************
; 前面已經說過了，只需簡單地觸發一次 pendSV 中斷即可，真正的任務
; 切換在 中斷處理函數 中完成
;********************************************************************
__cpu_shced
LDR R0, =NVIC_INT_CTRL
LDR R1, =NVIC_PENDSVSET
STR R1, [R0]
BX LR
;************************************************************************
; *
; 中斷退出調度函數 __cpu_int_shced *
; *
;************************************************************************
; 當一箇中斷退出時， os_int_exit 要調用這個函數，確認是否需要從新調度
__cpu_int_shced
LDR R0, =NVIC_INT_CTRL
LDR R1, =NVIC_PENDSVSET
STR R1, [R0]
BX LR
;************************************************************************
; *
; pensSV 中斷處理函數 __cpu_pendSV_handler *
; *
;************************************************************************
; 真正的任務切換函數
; 由於 CM3 在中斷時會有一般的寄存器自動保存到任務堆棧裏頭、所以
; OS_CPU_PendSVHandler 只需要保存 R4-R11 並調節堆棧指針即可
__cpu_pendSV_handler
CPSID I ;任務切換需要關中斷
MRS R0, PSP ;讀取 psp 的值
;如果 psp 爲 0 說明是第一次任務調度，則跳過下面的步驟
CBZ R0, __cpu_pendSV_handler_nosave
;if enable the FPU
SUBS R0, R0, #0X40
VSTM R0, {S16-S31}
;如果不是 0 ，那麼保存 R4 ~ R11 到任務棧
;爲什麼要減去 0x20呢？ 0x20 是32，也就是 8 個寄存器（一個寄存器4個字節）因爲還要入棧
;數數看， R4 ~ R11 是不是 8 個寄存器
SUBS R0, R0, #0X20 ;後綴 S 是要求更新 APSR 中的相關標誌
STM R0, {R4-R11} ;將 {R4-R11} 壓入到 地址爲 R0 的內存中，注意不是壓棧操作
;所以要先把 R0 - 0x32 ，之後低地址是 r4 高地址是 r11
;那麼 R0 是多少呢？ 顯然，前面已經令其爲 psp 了
;第一次任務調度時，是不會執行這段的，但是當任務開始
;調度後，psp 不再是0 ，而是當前任務的 任務棧
;修改任務的 TCB 的棧指針，請注意，TCB 結構體得第一個元素就是該任務棧的指針
;task_tcb_cur->task_ps = r0 (r0 是 psp 偏移後的值)
LDR R1, =task_tcb_cur ;當前任務 tcb 的地址
LDR R1, [R1] ;從地址中讀出值
;讀出來的值時什麼呢？ 就是 tcb 的第一個元素
;這是一個指針，任務棧指針
STR R0, [R1] ;將 R0 寫入到 地址爲 R1 的內存中
;這一段比較難理解，我們可以轉換成 C 語言來看
;首先， task_tcb_cur 是一個指針，指向當前 任務 TCB 的內存地址
;上面 3 句等價與下面 3 句
; 1. r1 = &tcb
; 2. r1 = *(&tcb) = tcb
; 3. *(r1) = r0
;將 2 代入到 3 式中
; 4. **(&tcb) = r0
;也就是 *tcb = r0
;前面已經所過了， tcb 是執行當前任務塊得指針 假設當前任務塊 是 TCB
;那麼：代入到 4 中
; 5. *(&TCB) = r0 也就是：
; TCB = r0 (這樣寫不恰當，應該是 TCB 的第一個元素)
;也就是 tcb->sp = r0 = psp
__cpu_pendSV_handler_nosave
;調用用戶的函數，不過一般都置空
PUSH {R14}
LDR R0, =task_shced_user
BLX R0
POP {R14}
;修改 task_tcb_cur
; task_tcb_cur = task_tcb_high
LDR R0, =task_tcb_cur ; r0 = &task_tcb_cur
LDR R1, =task_tcb_high ; r1 = &task_tcb_high
LDR R2, [R1] ; r2 = *(&task_tcb_high)
STR R2, [R0] ; *(&task_tcb_cur) = *(&task_tcb_high)
; 約掉 * 和 & 得到
; task_tcb_cur = task_tcb_high
;接下來要出之前壓入的 r4 ~ r11
;當對於第一次調度而言，之前根本就沒有壓入過 r4 ~ r11 啊
;請參考 os_cpu.c 中的 task_init_ptop 任務棧初始化函數
;在任務第一次創建時，就已經初始化棧了，r4 ~ r11 被手工放入，所以要先出手工放入的值
LDR R0, [R2] ; R0 = *(*(&task_tcb_high))
; 這句相當於 r0 = task_tcb_high 指向的 TCB 的第一個元素
; 也就是 r0 = task_tcb_high->task_sp
LDM R0, {R4-R11} ; 從地址爲 R0 的內存中讀出內容
ADDS R0, R0, #0X20 ; 知道爲什麼要加 20 不？棧是從高往低增長的
; 我們出了 r4-r11 這 0x20 個字節後，要從新調整棧指針
;if enable FPU
VLDM R0, {S16-S31}
ADDS R0, R0, #0X40
MSR PSP, R0 ; psp = r0
ORR LR, LR, #0X04
;打開中斷
CPSIE I
BX LR
END
內核會將相同優先級的任務放到同一個鏈表中。其雙向鏈表的操作函數如下：
void add_tcb_list(struct task_tcb *head, struct task_tcb *ptcb)
{
head->task_rdy_prev->task_rdy_next = ptcb;
ptcb->task_rdy_next = head;
ptcb->task_rdy_prev = head->task_rdy_prev;
head->task_rdy_prev = ptcb;
}
void del_tcb_list(struct task_tcb *ptcb)
{
ptcb->task_rdy_next->task_rdy_prev = ptcb->task_rdy_prev;
ptcb->task_rdy_prev->task_rdy_next = ptcb->task_rdy_next;
}
Cortex-M3內核提供一個系統時基定時器——Tick定時器。可以作爲10ms定時功能。當發生中斷時，內核會找到當前正在運行的任務，將其時間片長度減並判斷其值，如果爲0，在當前任務的鏈表中中找到下一個任務塊，並執行任務切換，其代碼如下：
if(task_tcb_cur->task_state == TASK_STATE_RUNING)
{
task_tcb_cur->task_runtime --; //時間片長度--
if(task_tcb_cur->task_runtime == 0)
{
task_tcb_cur->task_runtime = TASK_RUNTIME;
//task_tab[task_tcb_cur->task_prio] = task_tcb_cur->task_rdy_next;
flag = 1;
}
}
任務除了上面說的就緒態和運行態，任務有時候還需要休眠，讓出CPU執行權，內核中的休眠函數的源碼如下：
/*******************************************************************************
任務休眠
*******************************************************************************/
void task_sleep(INT32U ms)
{
INT32U cpu_sr;
sys_interrupt_disable();
tcb_tab_del(task_tcb_cur,task_tcb_cur->task_prio); //刪除
task_tcb_cur->task_delaytime = ms; //休眠時間
list_add((struct list_head *)&task_tcb_cur->list,&sleep_list); //添加到休眠鏈表
task_shced(); //任務調度
/* 在這裏更改狀態 */
task_tcb_cur->task_state = TASK_STATE_SLEEP; //更改狀態
sys_interrupt_enable();
}
休眠的任務將會從就緒鏈表中刪除，並加入到一個休眠鏈表中——sleep_list 。定時器週期產生中斷，並對休眠鏈表中的所有任務進行休眠時間查詢。如果該任務的休眠時間到了，則將任務從休眠鏈表中刪除，並加入到就緒鏈表中，再做一次任務調度。
/* 休眠鏈表 */
list_for_each_entry_safe_reverse(pos,n,&sleep_list,list,struct task_tcb)
{
pos->task_delaytime --;
if(pos->task_delaytime == 0)
{
pos->task_state = TASK_STATE_READY;
list_del((struct list_head *)&pos->list); //從休眠鏈表中刪除
task_tab_add(pos,pos->task_prio); //加入到就緒鏈表中
flag = 1;
}
}
if(flag == 1)
{
__task_shced_timer();
//不相等時纔要做切換.
if(task_tcb_high != task_tcb_cur)
{
__cpu_int_shced();
}
}
五、Cortex-M3處理器：
任何內核，都是要在具體的CPU上運行纔有意義。本文設計的 vn kernel 是基於STM32F103ZET6這款芯片。
而該芯片採用的ARM公司的Cortex-M3內核架構。
Cortex－M3處理器採用ARMv7-M架構，它包括所有的16位Thumb指令集和基本的32位Thumb-2指令集架構，Cortex-M3處理器不能執行ARM指令集。
Cortex-M3處理器支持2種工作模式：線程模式和處理模式。當處理器復位時，處理器處於 “特權級線程模式”，而發生異常時，處理將會進入“特權級handle”模式，異常返回時回到“特權級線程模式”。
然而，不管是“handle”還是“線程”模式，只要處理器處於“特權級”，那麼處理器將使用的程序主堆棧——MSP。
除此之外，處理器還支持“用戶線程級模式”，在該模式下，處理器將使用線程堆棧——PSP。顯然，我們希望任務時處於“線程級模式”，內核是處於“特權級模式”。
本文編寫了一個簡單的測代碼。基於 STM32F407 內核工程文件如下：
Main函數如下：
一開始時處理器相關的一些初始化工作，之後調用 core_init() ，對內核進行初始化。Debug_1() 則是創建兩個任務 led1 led2 。分別控制兩個LED燈閃爍。 core_start() 則是開始啓動內核。
兩個任務的代碼大致相同，如下所示：
int main(void)
{
find_stack_direction();
SystemInit();
LED_Init(); //初始化LED端口
/* 重定義向量表 */
NVIC_SetVectorTable(NVIC_VectTab_FLASH, 0x0000);
core_init();
debug_1();
core_start();
/*-------------------------------------------------------------------*/
// led1_task((void *)0);
while(1)
{
u8 t;
t++;
}
}
debug1函數內如下：
void debug_1(void)
{
led1_id = task_create(led1_task, (void *)0, 50, 24, "led1");
led2_id = task_create(led2_task, (void *)0, 50, 25, "led2");
res_id1 = task_create(debug_resource1, (void *)0, 50, 26, "debug1");
res_id2 = task_create(debug_resource2, (void *)0, 50, 27, "debug2");
// res_id3 = task_create(debug_resource3, (void *)0, 5, 24, "debug3");
}
void led1_task(void *p)
{
volatile INT32U i;
LED_Init();
for(;;)
{
//task_change_prio(TASK_SELF, 25);
for(i = 0; i < 2; i++)
{
res_id5 = task_create(debug_resource1, (void *)0, 50, 26, "debug1");
res_id6 = task_create(debug_resource2, (void *)0, 50, 27, "debug2");
GPIO_WriteBit(GPIOE, GPIO_Pin_3, Bit_SET);
task_sleep(100); //delay(1000); //task_sleep(100);
GPIO_WriteBit(GPIOE, GPIO_Pin_3, Bit_RESET);
task_sleep(200); //task_sleep(100);
task_delete(res_id5);
task_delete(res_id6);
}
}
}
void led2_task(void *p)
{
int i;
LED_Init();
for(;;)
{
//task_change_prio(TASK_SELF, 20);
for(i = 0; i < 2; i++)
{
res_id3 = task_create(debug_resource1, (void *)0, 50, 26, "debug1");
res_id4 = task_create(debug_resource2, (void *)0, 50, 27, "debug2");
GPIO_WriteBit(GPIOE, GPIO_Pin_4, Bit_SET);
task_sleep(300); //task_sleep(100); //
GPIO_WriteBit(GPIOE, GPIO_Pin_4, Bit_RESET);
task_sleep(200); //delay(1000); //
task_delete(res_id3);
task_delete(res_id4);
}
}
}