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建议先阅读
阅读之前建议先读本系列其他文章，以便对本文任务调度机制的理解。
为什么学一个东西要学那么多的概念？
鸿蒙的内核中 Task 和 线程 在广义上可以理解为是一个东西，但狭义上肯定会有区别，区别在于管理体系的不同，Task是调度层面的概念，线程是进程层面概念。比如 main() 函数中首个函数 OsSetMainTask(); 就是设置启动任务，但此时啥都还没开始呢，Kprocess 进程都没创建，怎么会有大家一般意义上所理解的线程呢。狭义上的后续有 鸿蒙内核源码分析(启动过程篇) 来说明。不知道大家有没有这种体会，学一个东西的过程中要接触很多新概念，尤其像 Java/android 的生态，概念贼多，很多同学都被绕在概念中出不来，痛苦不堪。那问题是为什么需要这么多的概念呢？
举个例子就明白了：
假如您去深圳参加一个面试老板问你哪里人？你会说是 江西人，湖南人... 而不会说是张家村二组的张全蛋，这样还谁敢要你。但如果你参加同乡会别人问你同样问题，你不会说是来自东北那旮沓的，却反而要说张家村二组的张全蛋。明白了吗？张全蛋还是那个张全蛋，但因为场景变了，您的说法就得必须跟着变，否则没法愉快的聊天。程序设计就是源于生活，归于生活，大家对程序的理解就是要用生活中的场景去打比方，更好的理解概念。
那在内核的调度层面，咱们只说task, task是内核调度的单元，调度就是围着它转。
进程和线程的状态迁移图
先看看task从哪些渠道产生：
![]()
渠道很多，可能是shell 的一个命令，也可能由内核创建，更多的是大家编写应用程序new出来的一个线程。
调度的内容task已经有了，那他们是如何被有序调度的呢？答案：是32个进程和线程就绪队列，各32个哈，为什么是32个，鸿蒙系统源码分析(总目录) 文章里有详细说明，自行去翻。这张进程状态迁移示意图一定要看明白.
注意:进程和线程的队列内的内容只针对就绪状态,其他状态内核并没有用队列去描述它，(线程的阻塞状态用的是pendlist链表)，因为就绪就意味着工作都准备好了就等着被调度到CPU来执行了。所以理解就绪队列很关键，有三种情况会加入就绪队列。
![]()
-
Init→Ready：
进程创建或fork时，拿到该进程控制块后进入Init状态，处于进程初始化阶段，当进程初始化完成将进程插入调度队列，此时进程进入就绪状态。
-
Pend→Ready / Pend→Running：
阻塞进程内的任意线程恢复就绪态时，进程被加入到就绪队列，同步转为就绪态，若此时发生进程切换，则进程状态由就绪态转为运行态。
-
Running→Ready：
进程由运行态转为就绪态的情况有以下两种：
-
有更高优先级的进程创建或者恢复后，会发生进程调度，此刻就绪列表中最高优先级进程变为运行态，那么原先运行的进程由运行态变为就绪态。
-
若进程的调度策略为SCHED_RR，且存在同一优先级的另一个进程处于就绪态，则该进程的时间片消耗光之后，该进程由运行态转为就绪态，另一个同优先级的进程由就绪态转为运行态。
谁来触发调度工作？
就绪队列让task各就各位，在其生命周期内不停的进行状态流转，调度是让task交给CPU处理，那又是什么让调度去工作的呢？它是如何被触发的？
笔者能想到的触发方式是以下四个：
- Tick(时钟管理)，类似于JAVA的定时任务，时间到了就触发。系统定时器是内核时间机制中最重要的一部分，它提供了一种周期性触发中断机制，即系统定时器以HZ（时钟节拍率）为频率自行触发时钟中断。当时钟中断发生时，内核就通过时钟中断处理程序OsTickHandler对其进行处理。鸿蒙内核默认是10ms触发一次，执行以下中断函数：
/*
* 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();//时间片检查
OsTaskScan(); /* task timeout scan *///任务扫描，发起调度
#if (LOSCFG_BASE_CORE_SWTMR == YES)
OsSwtmrScan();//软时钟扫描检查
#endif
}
里面对任务进行了扫描，时间片到了或就绪队列有高或同级task, 会执行调度。
- 第二个是各种软硬中断，如何USB插拔，键盘，鼠标这些外设引起的中断，需要去执行中断处理函数。
- 第三个是程序主动中断，比如运行过程中需要申请其他资源，而主动让出控制权，重新调度。
- 最后一个是创建一个新进程或新任务后主动发起的抢占式调度，新进程会默认创建一个main task, task的首条指令(入口函数)就是我们上层程序的main函数，它被放在代码段的第一的位置。
- 哪些地方会申请调度？看一张图。
![]()
这里提下图中的 OsCopyProcess(), 这是fork进程的主体函数，可以看出fork之后立即申请了一次调度。
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();// 申请调度
}
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;
}
原来创建一个进程这么简单，真的就是在COPY！
源码告诉你调度过程是怎样的
以上是需要提前了解的信息，接下来直接上源码看调度过程吧，文件就三个函数，主要就是这个了：
VOID OsSchedResched(VOID)
{
LOS_ASSERT(LOS_SpinHeld(&g_taskSpin));//调度过程要上锁
newTask = OsGetTopTask(); //获取最高优先级任务
OsSchedSwitchProcess(runProcess, newProcess);//切换进程
(VOID)OsTaskSwitchCheck(runTask, newTask);//任务检查
OsCurrTaskSet((VOID*)newTask);//*设置当前任务
if (OsProcessIsUserMode(newProcess)) {//判断是否为用户态,使用用户空间
OsCurrUserTaskSet(newTask->userArea);//设置任务空间
}
/* do the task context switch */
OsTaskSchedule(newTask, runTask); //切换CPU任务上下文,汇编代码实现
}
函数有点长，笔者留了最重要的几行，看这几行就够了，流程如下:
- 调度过程要自旋锁，多核情况下只能被一个CPU core 执行. 不允许任何中断发生， 没错，说的是任何事是不能去打断它，否则后果太严重了，这可是内核在切换进程和线程的操作啊。
- 在就绪队列里找个最高优先级的task
- 切换进程，就是task归属的那个进程设为运行进程，这里要注意，老的task和老进程只是让出了CPU指令执行权，其他都还在内存,资源也都没有释放.
- 设置新任务为当前任务
- 用户模式下需要设置task运行空间，因为每个task栈是不一样的.空间部分具体在系列篇内存中查看
- 是最重要的，切换任务上下文，参数是新老两个任务，一个要保存现场，一个要恢复现场。
什么是任务上下文？看鸿蒙系统源码分析(总目录)其他文章，有专门的介绍。这里要说明的是 在CPU的层面，它只认任务上下文！这里看不到任何代码了，因为这是跟CPU相关的，不同的CPU需要去适配不同的汇编代码.
请读懂内核最美函数 OsGetTopTask()
最后留个作业，读懂这个笔者认为的内核最美函数，就明白了就绪队列是怎么回事了。这里提下goto语句，几乎所有内核代码都会大量的使用goto语句，鸿蒙内核有617个goto远大于264个break,还有人说要废掉goto，你知道内核开发者青睐goto的真正原因吗？
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
}
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作者邮箱:weharmony@126.com
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