摘要：調度，Schedule也稱爲Dispatch，是操做系統的一個重要模塊，它負責選擇系統要處理的下一個任務。調度模塊須要協調處於就緒狀態的任務對資源的競爭，按優先級策略從就緒隊列中獲取高優先級的任務，給予資源使用權。
本文分享自華爲雲社區《LiteOS內核源碼分析系列六 -任務及調度（5）-任務LOS_Schedule》，原文做者：zhushy 。git
本文咱們來一塊兒學習下LiteOS調度模塊的源代碼，文中所涉及的源代碼， 都可以在LiteOS開源站點https://gitee.com/LiteOS/LiteOS 獲取。 調度源代碼分佈以下：架構
- LiteOS內核調度源代碼
包括調度模塊的私有頭文件kernel\base\include\los_sched_pri.h、C源代碼文件kernel\base\sched\sched_sq\los_sched.c，這個對應單鏈表就緒隊列。還有個`調度源代碼文件kernel\base\sched\sched_mq\los_sched.c，對應多鏈表就緒隊列。本文主要剖析對應單鏈表就緒隊列的調度文件代碼，使用多鏈表就緒隊列的調度代碼相似。函數
- 調度模塊彙編實現代碼
調度模塊的彙編函數有OsStartToRun、OsTaskSchedule等，根據不一樣的CPU架構，分佈在下述文件裏： arch\arm\cortex_m\src\dispatch.S、arch\arm\cortex_a_r\src\dispatch.S、arch\arm64\src\dispatch.S。源碼分析
本文以STM32F769IDISCOVERY爲例，分析一下Cortex-M核的調度模塊的源代碼。咱們先看看調度頭文件kernel\base\include\los_sched_pri.h中定義的宏函數、枚舉、和內聯函數。學習
一、調度模塊宏函數和內聯函數
kernel\base\include\los_sched_pri.h定義的宏函數、枚舉、內聯函數。ui
1.1 宏函數和枚舉
UINT32 g_taskScheduled是kernel\base\los_task.c定義的全局變量，標記內核是否開啓調度，每一位表明不一樣的CPU核的調度開啓狀態。url
⑴處定義的宏函數OS_SCHEDULER_SET(cpuid)開啓cpuid核的調度。⑵處宏函數OS_SCHEDULER_CLR(cpuid)是前者的反向操做，關閉cpuid核的調度。⑶處宏判斷當前核是否開啓調度。⑷處的枚舉用於標記是否發起了請求調度。當須要調度，又暫不具有調度條件的時候，標記下狀態，等具有調度的條件時，再去調度。spa
⑴ #define OS_SCHEDULER_SET(cpuid) do { \
g_taskScheduled |= (1U << (cpuid)); \
} while (0);
⑵ #define OS_SCHEDULER_CLR(cpuid) do { \
g_taskScheduled &= ~(1U << (cpuid)); \
} while (0);
⑶ #define OS_SCHEDULER_ACTIVE (g_taskScheduled & (1U << ArchCurrCpuid()))
⑷ typedef enum {
INT_NO_RESCH = 0, /* no needs to schedule */
INT_PEND_RESCH, /* pending schedule flag */
} SchedFlag;
1.2 內聯函數
有2個內聯函數用於檢查是否能夠調度，即函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)和STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)。區別是，前者判斷是否能夠搶佔調度時，先關中斷，避免當前的任務遷移到其餘核，返回錯誤的是否能夠搶佔調度狀態。操作系統
1.2.1 內聯函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)
咱們看下BOOL OsPreemptable(VOID)函數的源碼。⑴、⑶屬於關閉、開啓中斷，保護檢查搶佔狀態的操做。⑵處判斷是否可搶佔調度，若是不能調度，則標記下是否須要調度標籤爲INT_PEND_RESCH。.net
STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)
{
⑴ UINT32 intSave = LOS_IntLock();
⑵ BOOL preemptable = (OsPercpuGet()->taskLockCnt == 0);
if (!preemptable) {
OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH;
}
⑶ LOS_IntRestore(intSave);
return preemptable;
}
1.2.2 內聯函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)
函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)檢查是否能夠搶佔調度，檢查的方式是判斷OsPercpuGet()->taskLockCnt的計數，見⑴、⑵處代碼。若是不能調度，則執行⑶標記下是否須要調度標籤爲INT_PEND_RESCH。對於SMP多核，是否能夠調度的檢查方式，稍有不一樣，由於調度持有自旋鎖，計數須要加1，見代碼。
STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)
{
BOOL preemptable = FALSE;
#ifdef LOSCFG_KERNEL_SMP
⑴ preemptable = (OsPercpuGet()->taskLockCnt == 1);
#else
⑵ preemptable = (OsPercpuGet()->taskLockCnt == 0);
#endif
if (!preemptable) {
⑶ OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH;
}
return preemptable;
}
1.2.3 內聯函數STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)
函數STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)用於觸發觸發調度。⑴處代碼表示，若是系統正在處理中斷，標記下是否須要調度標籤爲INT_PEND_RESCH，等待合適時機再調度。而後調用VOID OsSchedPreempt(VOID)函數，下午會分析該函數。兩者的區別就是多個檢查，判斷是否系統是否正在處理中斷。
STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)
{
if (OS_INT_ACTIVE) {
⑴ OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH;
return;
}
OsSchedPreempt();
}
二、調度模塊經常使用接口
這一小節，咱們看看kernel\base\sched\sched_sq\los_sched.c定義的調度接口，包含VOID OsSchedPreempt(VOID)、VOID OsSchedResched(VOID)兩個主要的調度接口。二者的區別是，前者須要把當前任務放入就緒隊列內，再調用後者觸發調用。後者直接從就緒隊列裏獲取下一個任務，而後觸發調度去運行下一個任務。這2個接口都是內部接口，對外提供的調度接口是上一小節分析過的STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)，三者有調用關係STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)--->VOID OsSchedPreempt(VOID)--->VOID OsSchedResched(VOID)。
咱們分析下這些調度接口的源代碼。
2.1 搶佔調度函數VOID OsSchedResched(VOID)
搶佔調度函數VOID OsSchedResched(VOID)，咱們分析下源代碼。
⑴驗證須要持有任務模塊的自旋鎖。⑵處判斷是否支持調度，若是不具有調度的條件，則暫不調度。⑶獲取當前運行任務，從就緒隊列中獲取下一個高優先級的任務。驗證下一個任務newTask不能爲空，並更改其狀態爲非就緒狀態。⑷處判斷當前任務和下一個任務不能爲同一個，不然返回。這種狀況不會發生，當前任務確定會從優先級隊列中移除的，兩者不多是同一個。⑸更改2個任務的運行狀態，當前任務設置爲非運行狀態，下一個任務設置爲運行狀態。⑹處若是支持多核，則更改任務的運行在哪一個核。緊接着的一些代碼屬於調度維測信息，暫時無論。⑺處若是支持時間片調度，而且下一個新任務的時間片爲0，設置爲時間片超時時間的最大值LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE_TIMEOUT。⑻設置下一個任務newTask爲當前運行任務，會更新全局變量g_runTask。而後調用匯編函數OsTaskSchedule(newTask, runTask)執行調度，後文分析該彙編函數的實現代碼。
VOID OsSchedResched(VOID)
{
LosTaskCB *runTask = NULL;
LosTaskCB *newTask = NULL;
⑴ LOS_ASSERT(LOS_SpinHeld(&g_taskSpin));
⑵ if (!OsPreemptableInSched()) {
return;
}
⑶ runTask = OsCurrTaskGet();
newTask = OsGetTopTask();
LOS_ASSERT(newTask != NULL);
newTask->taskStatus &= ~OS_TASK_STATUS_READY;
⑷ if (runTask == newTask) {
return;
}
⑸ runTask->taskStatus &= ~OS_TASK_STATUS_RUNNING;
newTask->taskStatus |= OS_TASK_STATUS_RUNNING;
#ifdef LOSCFG_KERNEL_SMP
⑹ runTask->currCpu = OS_TASK_INVALID_CPUID;
newTask->currCpu = ArchCurrCpuid();
#endif
OsTaskTimeUpdateHook(runTask->taskId, LOS_TickCountGet());
#ifdef LOSCFG_KERNEL_CPUP
OsTaskCycleEndStart(newTask);
#endif
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TSK_MONITOR
OsTaskSwitchCheck(runTask, newTask);
#endif
LOS_TRACE(TASK_SWITCH, newTask->taskId, runTask->priority, runTask->taskStatus, newTask->priority,
newTask->taskStatus);
#ifdef LOSCFG_DEBUG_SCHED_STATISTICS
OsSchedStatistics(runTask, newTask);
#endif
PRINT_TRACE("cpu%u (%s) status: %x -> (%s) status:%x\n", ArchCurrCpuid(),
runTask->taskName, runTask->taskStatus,
newTask->taskName, newTask->taskStatus);
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE
if (newTask->timeSlice == 0) {
⑺ newTask->timeSlice = LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE_TIMEOUT;
}
#endif
⑻ OsCurrTaskSet((VOID*)newTask);
OsTaskSchedule(newTask, runTask);
}
2.2 搶佔調度函數VOID OsSchedPreempt(VOID)
搶佔調度函數VOID OsSchedPreempt(VOID)，把當前任務放入就緒隊列，從隊列中獲取高優先級任務，而後嘗試調度。當鎖調度，或者沒有更高優先級任務時，調度不會發生。⑴處判斷是否支持調度，若是不具有調度的條件，則暫不調度。⑵獲取當前任務，更改其狀態爲非就緒狀態。
若是開啓時間片調度而且當前任務時間片爲0，則執行⑶把當前任務放入就緒隊列的尾部，不然執行⑷把當前任務放入就緒隊列的頭部，同等優先級下能夠更早的運行。⑸調用函數OsSchedResched()去調度。
VOID OsSchedPreempt(VOID)
{
LosTaskCB *runTask = NULL;
UINT32 intSave;
⑴ if (!OsPreemptable()) {
return;
}
SCHEDULER_LOCK(intSave);
⑵ runTask = OsCurrTaskGet();
runTask->taskStatus |= OS_TASK_STATUS_READY;
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE
if (runTask->timeSlice == 0) {
⑶ OsPriQueueEnqueue(&runTask->pendList, runTask->priority);
} else {
#endif
⑷ OsPriQueueEnqueueHead(&runTask->pendList, runTask->priority);
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE
}
#endif
⑸ OsSchedResched();
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
}
2.3 時間片檢查函數VOID OsTimesliceCheck(VOID)
函數VOID OsTimesliceCheck(VOID)在支持時間片調度時才生效，該函數在tick中斷函數VOID OsTickHandler(VOID)裏調用。若是當前運行函數的時間片使用完畢，則觸發調度。⑴處獲取當前運行任務，⑵判斷runTask->timeSlice時間片是否爲0，不爲0則減1。若是減1後爲0，則執行⑶調用LOS_Schedule()觸發調度。
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE
LITE_OS_SEC_TEXT VOID OsTimesliceCheck(VOID)
{
⑴ LosTaskCB *runTask = OsCurrTaskGet();
⑵ if (runTask->timeSlice != 0) {
runTask->timeSlice--;
if (runTask->timeSlice == 0) {
⑶ LOS_Schedule();
}
}
}
#endif
三、調度模塊彙編函數
文件arch\arm\cortex_m\src\dispatch.S定義了調度的彙編函數，咱們分析下這些調度接口的源代碼。彙編文件中定義了以下幾個宏，見註釋。
.equ OS_NVIC_INT_CTRL, 0xE000ED04 ; Interrupt Control State Register，ICSR 中斷控制狀態寄存器 .equ OS_NVIC_SYSPRI2, 0xE000ED20 ; System Handler Priority Register 系統優先級寄存器 .equ OS_NVIC_PENDSV_PRI, 0xF0F00000 ; PendSV異常優先級 .equ OS_NVIC_PENDSVSET, 0x10000000 ; ICSR寄存器的PENDSVSET位置1時，會觸發PendSV異常 .equ OS_TASK_STATUS_RUNNING, 0x0010 ; los_task_pri.h中的同名宏定義，數值也同樣，表示任務運行狀態，
3.1 OsStartToRun彙編函數
函數OsStartToRun在文件kernel\init\los_init.c中的運行函數VOID OsStart(VOID)啓動系統階段調用，傳入的參數爲就緒隊列中最高優秀級的LosTaskCB *taskCB。咱們接下來分析下該函數的彙編代碼。
⑴處設置PendSV異常優先級爲OS_NVIC_PENDSV_PRI，PendSV異常通常設置爲最低。全局變量g_oldTask、g_runTask定義在arch\arm\cortex_m\src\task.c文件內，分別記錄上一次運行的任務、和當前運行的任務。⑵處代碼把函數OsStartToRun的入參LosTaskCB *taskCB賦值給這2個全局變量。
⑶處往控制寄存器CONTROL寫入二進制的10，表示使用PSP棧，特權級的線程模式。UINT16 taskStatus是LosTaskCB結構體的第二個成員變量，⑷處[r0 , #4]獲取任務狀態，此時寄存器r7數值爲0x4，即就緒狀態OS_TASK_STATUS_READY。而後把任務狀態改成運行狀態OS_TASK_STATUS_RUNNING。
⑸處把[r0]的值即任務的棧指針taskCB->stackPointer加載到寄存器R12，如今R12指向任務棧的棧指針，任務棧如今保存的是上下文，對應定義在arch\arm\cortex_m\include\arch\task.h中的結構體TaskContext。日後2行代碼把R12加36+64=100，共25個4字節長度，其中包含S16到S31共16個4字節，R4到R11及PriMask共9個4字節的長度，當前R12指向任務棧中上下文的UINT32 R0位置，如圖。
⑹處代碼把任務棧上下文中的UINT32 R0; UINT32 R1; UINT32 R2; UINT32 R3; UINT32 R12; UINT32 LR; UINT32 PC; UINT32 xPSR;的分別加載到寄存器R0-R7，其中R5對應UINT32 LR，R6對應UINT32 PC，此時寄存器R12指向任務棧上下文的UINT32 xPSR。執行⑺處指令，指針繼續加18個4字節長度，即對應S0到S15及UINT32 FPSCR; UINT32 NO_NAME等上下文的18個成員。此時，寄存器R12指向任務棧的棧底，緊接着把寄存器R12寫入寄存器psp。
最後，執行⑻處指令，把R5寫入lr寄存器，開中斷，而後跳轉到R6對應的上下文的PC對應的函數VOID OsTaskEntry(UINT32 taskId)，去執行任務的入口函數。
.type OsStartToRun, %function
.global OsStartToRun
OsStartToRun:
.fnstart
.cantunwind
⑴ ldr r4, =OS_NVIC_SYSPRI2
ldr r5, =OS_NVIC_PENDSV_PRI
str r5, [r4]
⑵ ldr r1, =g_oldTask
str r0, [r1]
ldr r1, =g_runTask
str r0, [r1]
#if defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M0)
movs r1, #2
msr CONTROL, r1
ldrh r7, [r0 , #4]
movs r6, #OS_TASK_STATUS_RUNNING
strh r6, [r0 , #4]
ldr r3, [r0]
adds r3, r3, #36
ldmfd r3!, {r0-r2}
adds r3, r3, #4
ldmfd r3!, {R4-R7}
msr psp, r3
subs r3, r3, #20
ldr r3, [r3]
#else
⑶ mov r1, #2
msr CONTROL, r1
⑷ ldrh r7, [r0 , #4]
mov r8, #OS_TASK_STATUS_RUNNING
strh r8, [r0 , #4]
⑸ ldr r12, [r0]
ADD r12, r12, #36
#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3)
ADD r12, r12, #64
#endif
⑹ ldmfd r12!, {R0-R7}
#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3)
⑺ add r12, r12, #72
#endif
msr psp, r12
#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3)
vpush {s0};
vpop {s0};
#endif
#endif
⑻ mov lr, r5
cpsie I
bx r6
.fnend
3.2 OsTaskSchedule彙編函數
彙編函數OsTaskSchedule實現新老任務的切換調度。從上文分析搶佔調度函數VOID OsSchedResched(VOID)時能夠知道，傳入了2個參數，分別是新任務LosTaskCB *newTask和當前運行的任務LosTaskCB *runTask，對於Cortex-M核，這2個參數在該彙編函數中沒有使用到。在執行彙編函數OsTaskSchedule前，全局變量g_runTask被賦值爲要切換運行的新任務LosTaskCB *newTask。
咱們看看這個彙編函數的源代碼，首先往中斷控制狀態寄存器OS_NVIC_INT_CTRL中的OS_NVIC_PENDSVSET位置1，觸發PendSV異常。執行完畢osTaskSchedule函數，返回上層函數搶佔調度函數VOID OsSchedResched(VOID)。PendSV異常的回調函數是osPendSV彙編函數，下文會分析此函數。彙編函數OsTaskSchedule以下：
.type OsTaskSchedule, %function
.global OsTaskSchedule
OsTaskSchedule:
.fnstart
.cantunwind
ldr r2, =OS_NVIC_INT_CTRL
ldr r3, =OS_NVIC_PENDSVSET
str r3, [r2]
bx lr
.fnend
3.3 osPendSV彙編函數
接下來，咱們分析下osPendSV彙編函數的源代碼。⑴處把寄存器PRIMASK數值寫入寄存器r12，備份中斷的開關狀態，而後執行指令cpsid I屏蔽全局中斷。⑵處把當前任務棧的棧指針加載到寄存器r0。⑶處把寄存器r4-r12的數值壓入當前任務棧，執行⑷把寄存器d8-d15的數值壓入當前任務棧，r0爲任務棧指針。
⑸處指令把g_oldTask指針地址加載到r5寄存器，而後下一條指令把g_oldTask指針指向的內存地址值加載到寄存器r1，而後使用寄存器r0數值更新g_oldTask任務的棧指針。
⑹處指令把g_runTask指針地址加載到r0寄存器，而後下一條指令把g_runTask指針指向的內存地址值加載到寄存器r0。此時，r5爲上一個任務g_oldTask的指針地址，執行⑺處指令後，g_oldTask、g_runTask都指向新任務。
執行⑻處指令把g_runTask指針指向的內存地址值加載到寄存器r1，此時r1寄存器爲新任務g_runTask的棧指針。⑼處指令把新任務棧中的數據加載到寄存器d8-d15寄存器，繼續執行後續指令繼續加載數據到r4-r12寄存器，而後執行⑽處指令更新psp任務棧指針。⑾處指令恢復中斷狀態，而後執行跳轉指令，後續繼續執行C代碼VOID OsTaskEntry(UINT32 taskId)進入任務執行入口函數。
.type osPendSV, %function
.global osPendSV
osPendSV:
.fnstart
.cantunwind
⑴ mrs r12, PRIMASK
cpsid I
TaskSwitch:
⑵ mrs r0, psp
#if defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M0)
subs r0, #36
stmia r0!, {r4-r7}
mov r3, r8
mov r4, r9
mov r5, r10
mov r6, r11
mov r7, r12
stmia r0!, {r3 - r7}
subs r0, #36
#else
⑶ stmfd r0!, {r4-r12}
#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3)
⑷ vstmdb r0!, {d8-d15}
#endif
#endif
⑸ ldr r5, =g_oldTask
ldr r1, [r5]
str r0, [r1]
⑹ ldr r0, =g_runTask
ldr r0, [r0]
/* g_oldTask = g_runTask */
⑺ str r0, [r5]
⑻ ldr r1, [r0]
#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3) && !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M0)
⑼ vldmia r1!, {d8-d15}
#endif
#if defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M0)
adds r1, #16
ldmfd r1!, {r3-r7}
mov r8, r3
mov r9, r4
mov r10, r5
mov r11, r6
mov r12, r7
subs r1, #36
ldmfd r1!, {r4-r7}
adds r1, #20
#else
ldmfd r1!, {r4-r12}
#endif
⑽ msr psp, r1
⑾ msr PRIMASK, r12
bx lr
.fnend
3.4 開關中斷彙編函數
分析中斷源代碼的時候，提到過開關中斷函數UINT32 LOS_IntLock(VOID)、UINT32 LOS_IntUnLock(VOID)、VOID LOS_IntRestore(UINT32 intSave)調用了彙編函數，這些彙編函數分別是本文要分析的ArchIntLock、ArchIntUnlock、ArchIntRestore。咱們看下這些彙編代碼，PRIMASK寄存器是單一bit的寄存器，置爲1後，就關掉全部可屏蔽異常，只剩下NMI和硬Fault異常能夠響應。默認值是0，表示沒有關閉中斷。彙編指令cpsid I會設置PRIMASK=1，關閉中斷，指令cpsie I設置PRIMASK=0，開啓中斷。
⑴處ArchIntLock函數把寄存器PRIMASK數值返回並關閉中斷。⑵處ArchIntUnlock函數把寄存器PRIMASK數值返回並開啓中斷。兩個函數的返回結果能夠傳遞給⑶處ArchIntRestore函數，把寄存器狀態數值寫入寄存器PRIMASK，用於恢復以前的中斷狀態。不論是ArchIntLock仍是ArchIntUnlock，均可以和ArchIntRestore配對使用。
.type ArchIntLock, %function
.global ArchIntLock
⑴ ArchIntLock:
.fnstart
.cantunwind
mrs r0, PRIMASK
cpsid I
bx lr
.fnend
.type ArchIntUnlock, %function
.global ArchIntUnlock
⑵ ArchIntUnlock:
.fnstart
.cantunwind
mrs r0, PRIMASK
cpsie I
bx lr
.fnend
.type ArchIntRestore, %function
.global ArchIntRestore
⑶ ArchIntRestore:
.fnstart
.cantunwind
msr PRIMASK, r0
bx lr
.fnend
小結
本文帶領你們一塊兒剖析了LiteOS調度模塊的源代碼，包含調用接口及底層的彙編函數實現。感謝閱讀，若有任何問題、建議， 均可以留言給咱們： https://gitee.com/LiteOS/LiteOS/issues 。