為什么學(xué)個東西要學(xué)那么多的概念？

鴻蒙的內(nèi)核中 Task和 線程在廣義上可以理解為是一個東西，但狹義上肯定會有區(qū)別，區(qū)別在于管理體系的不同，Task是調(diào)度層面的概念，線程是進(jìn)程層面概念。比如 main()函數(shù)中首個函數(shù) OsSetMainTask();就是設(shè)置啟動任務(wù)，但此時啥都還沒開始呢，Kprocess進(jìn)程都沒創(chuàng)建，怎么會有大家一般意義上所理解的線程呢。狹義上的后續(xù)有鴻蒙內(nèi)核源碼分析(啟動過程篇)來說明。不知道大家有沒有這種體會，學(xué)一個東西的過程中要接觸很多新概念，尤其像 Java/android 的生態(tài)，概念賊多，很多同學(xué)都被繞在概念中出不來，痛苦不堪。那問題是為什么需要這么多的概念呢？

舉個例子就明白了：

假如您去深圳參加一個面試?yán)习鍐柲隳睦锶?？你會說是江西人，湖南人...而不會說是張家村二組的張全蛋，這樣還誰敢要你。但如果你參加同鄉(xiāng)會別人問你同樣問題，你不會說是來自東北那旮沓的，卻反而要說張家村二組的張全蛋。明白了嗎？張全蛋還是那個張全蛋，但因?yàn)閳鼍白兞?，您的說法就得必須跟著變，否則沒法愉快的聊天。程序設(shè)計就是源于生活，歸于生活，大家對程序的理解就是要用生活中的場景去打比方，更好的理解概念。

那在內(nèi)核的調(diào)度層面，咱們只說task,task是內(nèi)核調(diào)度的單元，調(diào)度就是圍著它轉(zhuǎn)。

進(jìn)程和線程的狀態(tài)遷移圖

先看看task從哪些渠道產(chǎn)生：

渠道很多，可能是shell的一個命令，也可能由內(nèi)核創(chuàng)建，更多的是大家編寫應(yīng)用程序new出來的一個線程。

調(diào)度的內(nèi)容task已經(jīng)有了，那他們是如何被有序調(diào)度的呢？答案：是32個進(jìn)程和線程就緒隊列，各32個哈，為什么是32個，鴻蒙系統(tǒng)源碼分析(總目錄) 文章里有詳細(xì)說明，自行去翻。這張進(jìn)程狀態(tài)遷移示意圖一定要看明白.

注意:進(jìn)程和線程的隊列內(nèi)的內(nèi)容只針對就緒狀態(tài),其他狀態(tài)內(nèi)核并沒有用隊列去描述它，(線程的阻塞狀態(tài)用的是pendlist鏈表)，因?yàn)榫途w就意味著工作都準(zhǔn)備好了就等著被調(diào)度到CPU來執(zhí)行了。所以理解就緒隊列很關(guān)鍵，有三種情況會加入就緒隊列。

Init→Ready：

進(jìn)程創(chuàng)建或fork時，拿到該進(jìn)程控制塊后進(jìn)入Init狀態(tài)，處于進(jìn)程初始化階段，當(dāng)進(jìn)程初始化完成將進(jìn)程插入調(diào)度隊列，此時進(jìn)程進(jìn)入就緒狀態(tài)。

Pend→Ready / Pend→Running：

阻塞進(jìn)程內(nèi)的任意線程恢復(fù)就緒態(tài)時，進(jìn)程被加入到就緒隊列，同步轉(zhuǎn)為就緒態(tài)，若此時發(fā)生進(jìn)程切換，則進(jìn)程狀態(tài)由就緒態(tài)轉(zhuǎn)為運(yùn)行態(tài)。

Running→Ready：

進(jìn)程由運(yùn)行態(tài)轉(zhuǎn)為就緒態(tài)的情況有以下兩種：

有更高優(yōu)先級的進(jìn)程創(chuàng)建或者恢復(fù)后，會發(fā)生進(jìn)程調(diào)度，此刻就緒列表中最高優(yōu)先級進(jìn)程變?yōu)檫\(yùn)行態(tài)，那么原先運(yùn)行的進(jìn)程由運(yùn)行態(tài)變?yōu)榫途w態(tài)。

若進(jìn)程的調(diào)度策略為SCHED_RR，且存在同一優(yōu)先級的另一個進(jìn)程處于就緒態(tài)，則該進(jìn)程的時間片消耗光之后，該進(jìn)程由運(yùn)行態(tài)轉(zhuǎn)為就緒態(tài)，另一個同優(yōu)先級的進(jìn)程由就緒態(tài)轉(zhuǎn)為運(yùn)行態(tài)。

誰來觸發(fā)調(diào)度工作？

就緒隊列讓task各就各位，在其生命周期內(nèi)不停的進(jìn)行狀態(tài)流轉(zhuǎn)，調(diào)度是讓task交給CPU處理，那又是什么讓調(diào)度去工作的呢？它是如何被觸發(fā)的？

筆者能想到的觸發(fā)方式是以下四個：

Tick(時鐘管理)，類似于JAVA的定時任務(wù)，時間到了就觸發(fā)。系統(tǒng)定時器是內(nèi)核時間機(jī)制中最重要的一部分，它提供了一種周期性觸發(fā)中斷機(jī)制，即系統(tǒng)定時器以HZ（時鐘節(jié)拍率）為頻率自行觸發(fā)時鐘中斷。當(dāng)時鐘中斷發(fā)生時，內(nèi)核就通過時鐘中斷處理程序OsTickHandler對其進(jìn)行處理。鴻蒙內(nèi)核默認(rèn)是10ms觸發(fā)一次，執(zhí)行以下中斷函數(shù)：

/*
 * Description : Tick interruption handler
 */
LITE_OS_SEC_TEXT VOID OsTickHandler(VOID)
{
    UINT32 intSave;

    TICK_LOCK(intSave);
    g_tickCount[ArchCurrCpuid()]++;
    TICK_UNLOCK(intSave);

#ifdef LOSCFG_KERNEL_VDSO
    OsUpdateVdsoTimeval();
#endif

#ifdef LOSCFG_KERNEL_TICKLESS
    OsTickIrqFlagSet(OsTicklessFlagGet());
#endif

#if (LOSCFG_BASE_CORE_TICK_HW_TIME == YES)
    HalClockIrqClear(); /* diff from every platform */
#endif

    OsTimesliceCheck();//時間片檢查

    OsTaskScan(); /* task timeout scan *///任務(wù)掃描，發(fā)起調(diào)度

#if (LOSCFG_BASE_CORE_SWTMR == YES)
    OsSwtmrScan();//軟時鐘掃描檢查
#endif
}

里面對任務(wù)進(jìn)行了掃描，時間片到了或就緒隊列有高或同級task,會執(zhí)行調(diào)度。

第二個是各種軟硬中斷，如何USB插拔，鍵盤，鼠標(biāo)這些外設(shè)引起的中斷，需要去執(zhí)行中斷處理函數(shù)。

第三個是程序主動中斷，比如運(yùn)行過程中需要申請其他資源，而主動讓出控制權(quán)，重新調(diào)度。

最后一個是創(chuàng)建一個新進(jìn)程或新任務(wù)后主動發(fā)起的搶占式調(diào)度，新進(jìn)程會默認(rèn)創(chuàng)建一個main task, task的首條指令(入口函數(shù))就是我們上層程序的main函數(shù)，它被放在代碼段的第一的位置。

哪些地方會申請調(diào)度？看一張圖。

這里提下圖中的OsCopyProcess(),這是fork進(jìn)程的主體函數(shù)，可以看出fork之后立即申請了一次調(diào)度。

LITE_OS_SEC_TEXT INT32 LOS_Fork(UINT32 flags, const CHAR *name, const TSK_ENTRY_FUNC entry, UINT32 stackSize)
{
    UINT32 cloneFlag = CLONE_PARENT | CLONE_THREAD | CLONE_VFORK | CLONE_FILES;

    if (flags & (~cloneFlag)) {
        PRINT_WARN("Clone dont support some flags!\n");
    }

    flags |= CLONE_FILES;
    return OsCopyProcess(cloneFlag & flags, name, (UINTPTR)entry, stackSize);
}

STATIC INT32 OsCopyProcess(UINT32 flags, const CHAR *name, UINTPTR sp, UINT32 size)
{
    UINT32 intSave, ret, processID;
    LosProcessCB *run = OsCurrProcessGet();

    LosProcessCB *child = OsGetFreePCB();
    if (child == NULL) {
        return -LOS_EAGAIN;
    }
    processID = child->processID;

    ret = OsForkInitPCB(flags, child, name, sp, size);
    if (ret != LOS_OK) {
        goto ERROR_INIT;
    }

    ret = OsCopyProcessResources(flags, child, run);
    if (ret != LOS_OK) {
        goto ERROR_TASK;
    }

    ret = OsChildSetProcessGroupAndSched(child, run);
    if (ret != LOS_OK) {
        goto ERROR_TASK;
    }

    LOS_MpSchedule(OS_MP_CPU_ALL);
    if (OS_SCHEDULER_ACTIVE) {
        LOS_Schedule();// 申請調(diào)度
    }

    return processID;

ERROR_TASK:
    SCHEDULER_LOCK(intSave);
    (VOID)OsTaskDeleteUnsafe(OS_TCB_FROM_TID(child->threadGroupID), OS_PRO_EXIT_OK, intSave);
ERROR_INIT:
    OsDeInitPCB(child);
    return -ret;
}

原來創(chuàng)建一個進(jìn)程這么簡單，真的就是在COPY！

源碼告訴你調(diào)度過程是怎樣的

以上是需要提前了解的信息，接下來直接上源碼看調(diào)度過程吧，文件就三個函數(shù)，主要就是這個了：

VOID OsSchedResched(VOID)
{
    LOS_ASSERT(LOS_SpinHeld(&g_taskSpin));//調(diào)度過程要上鎖
    newTask = OsGetTopTask(); //獲取最高優(yōu)先級任務(wù)
    OsSchedSwitchProcess(runProcess, newProcess);//切換進(jìn)程
    (VOID)OsTaskSwitchCheck(runTask, newTask);//任務(wù)檢查
    OsCurrTaskSet((VOID*)newTask);//*設(shè)置當(dāng)前任務(wù)
    if (OsProcessIsUserMode(newProcess)) {//判斷是否為用戶態(tài),使用用戶空間
        OsCurrUserTaskSet(newTask->userArea);//設(shè)置任務(wù)空間
    }
    /* do the task context switch */
    OsTaskSchedule(newTask, runTask); //切換CPU任務(wù)上下文,匯編代碼實(shí)現(xiàn)
}

函數(shù)有點(diǎn)長，筆者留了最重要的幾行，看這幾行就夠了，流程如下:

調(diào)度過程要自旋鎖，多核情況下只能被一個CPU core執(zhí)行. 不允許任何中斷發(fā)生， 沒錯，說的是任何事是不能去打斷它，否則后果太嚴(yán)重了，這可是內(nèi)核在切換進(jìn)程和線程的操作啊。

在就緒隊列里找個最高優(yōu)先級的task

切換進(jìn)程，就是task歸屬的那個進(jìn)程設(shè)為運(yùn)行進(jìn)程，這里要注意，老的task和老進(jìn)程只是讓出了CPU指令執(zhí)行權(quán)，其他都還在內(nèi)存,資源也都沒有釋放.

設(shè)置新任務(wù)為當(dāng)前任務(wù)

用戶模式下需要設(shè)置task運(yùn)行空間，因?yàn)槊總€task棧是不一樣的.空間部分具體在系列篇內(nèi)存中查看

是最重要的，切換任務(wù)上下文，參數(shù)是新老兩個任務(wù)，一個要保存現(xiàn)場，一個要恢復(fù)現(xiàn)場。

什么是任務(wù)上下文？鴻蒙內(nèi)核源碼分析(總目錄)任務(wù)切換篇已有詳細(xì)的描述,請自行翻看.

請讀懂OsGetTopTask()

讀懂OsGetTopTask(),就明白了就緒隊列是怎么回事了。這里提下goto語句，幾乎所有內(nèi)核代碼都會大量的使用goto語句，鴻蒙內(nèi)核有617個goto遠(yuǎn)大于264個break,還有人說要廢掉goto，你知道內(nèi)核開發(fā)者青睞goto的真正原因嗎？

LITE_OS_SEC_TEXT_MINOR LosTaskCB *OsGetTopTask(VOID)
{
    UINT32 priority, processPriority;
    UINT32 bitmap;
    UINT32 processBitmap;
    LosTaskCB *newTask = NULL;
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
    UINT32 cpuid = ArchCurrCpuid();
#endif
    LosProcessCB *processCB = NULL;
    processBitmap = g_priQueueBitmap;
    while (processBitmap) {
        processPriority = CLZ(processBitmap);
        LOS_DL_LIST_FOR_EACH_ENTRY(processCB, &g_priQueueList[processPriority], LosProcessCB, pendList) {
            bitmap = processCB->threadScheduleMap;
            while (bitmap) {
                priority = CLZ(bitmap);
                LOS_DL_LIST_FOR_EACH_ENTRY(newTask, &processCB->threadPriQueueList[priority], LosTaskCB, pendList) {
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
                    if (newTask->cpuAffiMask & (1U << cpuid)) {
#endif
                        newTask->taskStatus &= ~OS_TASK_STATUS_READY;
                        OsPriQueueDequeue(processCB->threadPriQueueList,
                                          &processCB->threadScheduleMap,
                                          &newTask->pendList);
                        OsDequeEmptySchedMap(processCB);
                        goto OUT;
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
                    }
#endif
                }
                bitmap &= ~(1U << (OS_PRIORITY_QUEUE_NUM - priority - 1));
            }
        }
        processBitmap &= ~(1U << (OS_PRIORITY_QUEUE_NUM - processPriority - 1));
    }

OUT:
    return newTask;
}

#ifdef __cplusplus
#if __cplusplus
}

編輯：hfy