鸿蒙内核源码分析:调度机制篇

鸿蒙内核源码分析:调度机制篇
2020年09月28日 15:30 CSDN

作者|深入研究鸿蒙,鸿蒙内核发烧友

出品 | CSDN(ID:CSDNnews)

头图 | CSDN 下载自东方 IC

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。

为什么要学这么多的相关概念?

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,咱们就说 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,那他们是如何有序的被调度?答案:是32个进程和线程就绪队列,各32个哈,为什么是32个,鸿蒙系统源码分析其他文章里有详细说明,自己去翻。这张进程状态迁移示意图一定要看明白,线程的状态迁移大家去官方文档看,不一一列出来,太多了占地方。

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();

OsTaskScan(); /* task timeout scan *///*kyf 任务扫描,发起调度

#if (LOSCFG_BASE_CORE_SWTMR == YES)

OsSwtmrScan();

#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();//*kyf 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 ! 这里抛个问题请大家思考,为何 创建进程用 copy ,创建线程用 new ?

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));//*kyf 调度过程要上锁

newTask = OsGetTopTask(); //*kyf 获取最高优先级任务

OsSchedSwitchProcess(runProcess, newProcess);//*kyf 切换运行的进程

(VOID)OsTaskSwitchCheck(runTask, newTask);

OsCurrTaskSet((VOID*)newTask);//*kyf 设置当前任务

if (OsProcessIsUserMode(newProcess)) {

OsCurrUserTaskSet(newTask->userArea);//*kyf 运行空间

}

/* do the task context switch */

OsTaskSchedule(newTask, runTask); //*kyf 切换任务上下文

}

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,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/线程 归属的那个进程为当前进程,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。

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

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,所以这些汇编代码不会出现在一个通用工程中。请留意后续鸿蒙内核源码分析(汇编指令篇)。

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_MINORLosTaskCB *OsGetTopTask(VOID)

{

UINT32priority, processPriority;

UINT32bitmap;

UINT32processBitmap;

LosTaskCB*newTask = NULL;

#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)

UINT32cpuid = 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

#endif

newTask->taskStatus&= ~OS_TASK_STATUS_READY;

OsPriQueueDequeue(processCB->threadPriQueueList,

&processCB->threadScheduleMap,

&newTask->pendList);

OsDequeEmptySchedMap(processCB);

gotoOUT;

#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)

}

#endif

}

bitmap&= ~(1U

}

}

processBitmap&= ~(1U

}

OUT:

returnnewTask;

}

#ifdef __cplusplus

#if __cplusplus

}

原文地址:https://blog.csdn.net/kuangyufei/article/details/108705968

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