鸿蒙内核源码分析(调度队列篇) | 内核有多少个调度队列 | 百篇博客分析OpenHarmony源码

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v06.xx 鸿蒙内核源码分析(调度队列篇) | 内核有多少个调度队列 | 51 .c .h .o

任务管理相关篇为:

为何单独讲调度队列？

鸿蒙内核代码中有两个源文件是关于队列的，一个是用于调度的队列，另一个是用于线程间通讯的IPC队列。

IPC队列后续有专门的博文讲述，这两个队列的数据结构实现采用的都是双向循环链表，再说一遍LOS_DL_LIST实在是太重要了，是理解鸿蒙内核的关键，说是最重要的代码一点也不为过，源码出现在 sched_sq模块，说明是用于任务的调度的，sched_sq模块只有两个文件，另一个los_sched.c就是调度代码。

涉及函数

鸿蒙内核进程和线程各有32个就绪队列，进程队列用全局变量存放，创建进程时入队，任务队列放在进程的threadPriQueueList中。

映射张大爷的故事：就绪队列就是在外面排队的32个通道，按优先级0-31依次排好，张大爷的办公室有个牌子，类似打篮球的记分牌，一共32个，一字排开，队列里有人时对应的牌就是1，没有就是0 ，这样张大爷每次从0位开始看，看到的第一个1那就是最高优先级的那个人。办公室里的记分牌就是位图调度器。

位图调度器

//* 0x80000000U = 10000000000000000000000000000000(32位，1是用于移位的，设计之精妙，点赞)

#define PRIQUEUE_PRIOR0_BIT   0x80000000U

LITE_OS_SEC_BSS LOS_DL_LIST *g_priQueueList = NULL; //所有的队列 原始指针

LITE_OS_SEC_BSS UINT32 g_priQueueBitmap; // 位图调度

整个los_priqueue.c就只有两个全部变量，一个是 LOS_DL_LIST *g_priQueueList 是32个进程就绪队列的头指针，在就绪队列中会讲另一个UINT32 g_priQueueBitmap 估计很多人会陌生，是一个32位的变量，叫位图调度器。怎么理解它呢？

鸿蒙系统的调度是抢占式的，task分成32个优先级，如何快速的知道哪个队列是空的，哪个队列里有任务需要一个标识，而且要极高效的实现？答案是:位图调度器。

系列篇已有专门讲位图管理的文章，自行翻看.简单说就是一个变量的位来标记对应队列中是否有任务，在位图调度下，任务优先级的值越小则代表具有越高的优先级，每当需要进行调度时，从最低位向最高位查找出第一个置 1 的位的所在位置，即为当前最高优先级，然后从对应优先级就绪队列获得相应的任务控制块,整个调度器的实现复杂度是 O(1),即无论任务多少,其调度时间是固定的。

进程就绪队列机制

CPU执行速度是很快的，其运算速度和内存的读写速度是数量级的差异，与硬盘的读写更是指数级。鸿蒙内核默认一个时间片是 10ms, 资源很宝贵，它不断在众多任务中来回的切换，所以绝不能让CPU等待任务，CPU时间很宝贵，没准备好的任务不要放进来。这就是进程和线程就绪队列的机制，一共有32个任务就绪队列，因为线程的优先级是默认32个，每个队列中放同等优先级的task. 队列初始化做了哪些工作？详细看代码

#define OS_PRIORITY_QUEUE_NUM 32

//内部队列初始化

UINT32 OsPriQueueInit(VOID)

{

    UINT32 priority;

    /* system resident resource *///常驻内存

    g_priQueueList = (LOS_DL_LIST *)LOS_MemAlloc(m_aucSysMem0, (OS_PRIORITY_QUEUE_NUM * sizeof(LOS_DL_LIST)));//分配32个队列头节点

    if (g_priQueueList == NULL) {

        return LOS_NOK;

    }

    for (priority = 0; priority < OS_PRIORITY_QUEUE_NUM; ++priority) {

        LOS_ListInit(&g_priQueueList[priority]);//队列初始化,前后指针指向自己

    }

    return LOS_OK;

}

因TASK 有32个优先级，在初始化时内核一次性创建了32个双向循环链表，每种优先级都有一个队列来记录就绪状态的tasks的位置，g_priQueueList分配的是一个连续的内存块，存放了32个双向链表

几个常用函数

还是看入队和出队的源码吧，注意bitmap的变化！

从代码中可以知道，调用了LOS_ListTailInsert,注意是从循环链表的尾部插入的，也就是同等优先级的TASK被排在了最后一个执行，只要每次都是从尾部插入，就形成了一个按顺序执行的队列。鸿蒙内核的设计可谓非常巧妙，用极少的代码，极高的效率实现了队列功能。

VOID OsPriQueueEnqueue(LOS_DL_LIST *priQueueList, UINT32 *bitMap, LOS_DL_LIST *priqueueItem, UINT32 priority)

{

    /*

     * Task control blocks are inited as zero. And when task is deleted,

     * and at the same time would be deleted from priority queue or

     * other lists, task pend node will restored as zero.

     */

    LOS_ASSERT(priqueueItem->pstNext == NULL);

    if (LOS_ListEmpty(&priQueueList[priority])) {

        *bitMap |= PRIQUEUE_PRIOR0_BIT >> priority;//对应优先级位 置1

    }

    LOS_ListTailInsert(&priQueueList[priority], priqueueItem);

}

VOID OsPriQueueEnqueueHead(LOS_DL_LIST *priQueueList, UINT32 *bitMap, LOS_DL_LIST *priqueueItem, UINT32 priority)

{

    /*

     * Task control blocks are inited as zero. And when task is deleted,

     * and at the same time would be deleted from priority queue or

     * other lists, task pend node will restored as zero.

     */

    LOS_ASSERT(priqueueItem->pstNext == NULL);

    if (LOS_ListEmpty(&priQueueList[priority])) {

        *bitMap |= PRIQUEUE_PRIOR0_BIT >> priority;//对应优先级位 置1

    }

    LOS_ListHeadInsert(&priQueueList[priority], priqueueItem);

}

VOID OsPriQueueDequeue(LOS_DL_LIST *priQueueList, UINT32 *bitMap, LOS_DL_LIST *priqueueItem)

{

    LosTaskCB *task = NULL;

    LOS_ListDelete(priqueueItem);

    task = LOS_DL_LIST_ENTRY(priqueueItem, LosTaskCB, pendList);

    if (LOS_ListEmpty(&priQueueList[task->priority])) {

        *bitMap &= ~(PRIQUEUE_PRIOR0_BIT >> task->priority);//队列空了，对应优先级位 置0

    }

}

同一个进程下的线程的优先级可以不一样吗？

请先想一下这个问题。

进程和线程是一对多的父子关系，内核调度的单元是任务(线程)，鸿蒙内核中任务和线程是一个东西，只是不同的身份。一个进程可以有多个线程，线程又有各自独立的状态，那进程状态该怎么界定？例如：ProcessA 有 TaskA(阻塞状态) ，TaskB(就绪状态) 两个线程，ProcessA是属于阻塞状态还是就绪状态呢？

先看官方文档的说明后再看源码。

进程状态迁移说明：

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。
Ready→Running：

进程创建后进入就绪态，发生进程切换时，就绪列表中最高优先级的进程被执行，从而进入运行态。若此时该进程中已无其它线程处于就绪态，则该进程从就绪列表删除，只处于运行态；若此时该进程中还有其它线程处于就绪态，则该进程依旧在就绪队列，此时进程的就绪态和运行态共存。
Running→Pend：

进程内所有的线程均处于阻塞态时，进程在最后一个线程转为阻塞态时，同步进入阻塞态，然后发生进程切换。
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。
Ready→Pend：

进程内的最后一个就绪态线程处于阻塞态时，进程从就绪列表中删除，进程由就绪态转为阻塞态。
Running→Ready：

进程由运行态转为就绪态的情况有以下两种：
1. 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。
2. 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。
Running→Zombies：

当进程的主线程或所有线程运行结束后，进程由运行态转为僵尸态，等待父进程回收资源。

从文档中可知，一个进程是可以两种状态共存的.

    UINT16               processStatus;                /**< [15:4] process Status; [3:0] The number of threads currently

                                                            running in the process */

    processCB->processStatus &= ~(status | OS_PROCESS_STATUS_PEND);//取反后的与位运算

    processCB->processStatus |= OS_PROCESS_STATUS_READY;//或位运算

一个变量存两种状态，怎么做到的？答案还是按位保存啊。还记得上面的位图调度 g_priQueueBitmap吗，那可是存了32种状态的。其实这在任何一个系统的内核源码中都很常见，类似的还有左移 <<，右移 >>等等

继续说进程和线程的关系，线程的优先级必须和进程一样吗？他们可以不一样吗？答案是：当然不一样，否则怎么会有设置task优先级的函数。其实task有专门的bitmap来记录它曾经有过的优先级记录, 比如在调度过程中如果遇到阻塞,内核往往会提高持有锁的task的优先级,让它能以最大概率被下一轮调度选中而快速释放锁资源.

task调度器

真正让CPU工作的是task，进程只是个装task的容器，task有任务栈空间，进程结构体LosProcessCB 有一个这样的定义。看名字就知道了，那是跟调度相关的。

    UINT32               threadScheduleMap;            /**< The scheduling bitmap table for the thread group of the

                                                            process */

    LOS_DL_LIST          threadPriQueueList[OS_PRIORITY_QUEUE_NUM]; /**< The process's thread group schedules the

                                                                         priority hash table */

咋一看怎么进程的结构体里也有32个队列，其实这就是task的就绪状态队列。threadScheduleMap就是进程自己的位图调度器。具体看进程入队和出队的源码。调度过程是先去进程就绪队列里找最高优先级的进程，然后去该进程找最高优先级的线程来调度。具体看笔者认为的内核最美函数OsGetTopTask，能欣赏到他的美就读懂了就绪队列是怎么管理的。

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;

}