摘要：调度，Schedule也称为Dispatch，是操作系统的一个重要模块，它负责抉择零碎要解决的下一个工作。调度模块须要协调处于就绪状态的工作对资源的竞争，按优先级策略从就绪队列中获取高优先级的工作，给予资源使用权。
本文分享自华为云社区《LiteOS内核源码剖析系列六 -工作及调度（5）-工作LOS_Schedule》，原文作者：zhushy 。
本文咱们来一起学习下LiteOS调度模块的源代码，文中所波及的源代码，均能够在LiteOS开源站点https://gitee.com/LiteOS/LiteOS 获取。调度源代码散布如下：
- LiteOS内核调度源代码
包含调度模块的公有头文件kernelbaseincludelos_sched_pri.h、C源代码文件kernelbaseschedsched_sqlos_sched.c，这个对应单链表就绪队列。还有个`调度源代码文件kernelbaseschedsched_mqlos_sched.c，对应多链表就绪队列。本文次要分析对应单链表就绪队列的调度文件代码，应用多链表就绪队列的调度代码相似。
- 调度模块汇编实现代码
调度模块的汇编函数有OsStartToRun、OsTaskSchedule等，依据不同的CPU架构，散布在下述文件里： archarmcortex_msrcdispatch.S、archarmcortex_a_rsrcdispatch.S、archarm64srcdispatch.S。
本文以STM32F769IDISCOVERY为例，剖析一下Cortex-M核的调度模块的源代码。咱们先看看调度头文件kernelbaseincludelos_sched_pri.h中定义的宏函数、枚举、和内联函数。
1、调度模块宏函数和内联函数
kernelbaseincludelos_sched_pri.h定义的宏函数、枚举、内联函数。
1.1 宏函数和枚举
UINT32 g_taskScheduled是kernelbaselos_task.c定义的全局变量，标记内核是否开启调度，每一位代表不同的CPU核的调度开启状态。
⑴处定义的宏函数OS_SCHEDULER_SET(cpuid)开启cpuid核的调度。⑵处宏函数OS_SCHEDULER_CLR(cpuid)是前者的反向操作，敞开cpuid核的调度。⑶处宏判断以后核是否开启调度。⑷处的枚举用于标记是否发动了申请调度。当须要调度，又暂不具备调度条件的时候，标记下状态，等具备调度的条件时，再去调度。
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 内联函数
有2个内联函数用于查看是否能够调度，即函数STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)和STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)。区别是，前者判断是否能够抢占调度时，先关中断，防止以后的工作迁徙到其余核，返回谬误的是否能够抢占调度状态。
1.2.1 内联函数STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)
咱们看下BOOL OsPreemptable(VOID)函数的源码。⑴、⑶属于敞开、开启中断，爱护查看抢占状态的操作。⑵处判断是否可抢占调度，如果不能调度，则标记下是否须要调度标签为INT_PEND_RESCH。
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 内联函数STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)
函数STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)查看是否能够抢占调度，查看的形式是判断OsPercpuGet()->taskLockCnt的计数，见⑴、⑵处代码。如果不能调度，则执行⑶标记下是否须要调度标签为INT_PEND_RESCH。对于SMP多核，是否能够调度的查看形式，稍有不同，因为调度持有自旋锁，计数须要加1，见代码。
STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID){ BOOL preemptable = FALSE;#ifdef LOSCFG_KERNEL_SMP⑴ preemptable = (OsPercpuGet()->taskLockCnt == 1);#else⑵ preemptable = (OsPercpuGet()->taskLockCnt == 0);#endif if (!preemptable) {⑶ OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH; } return preemptable;}1.2.3 内联函数STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)
函数STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)用于触发触发调度。⑴处代码示意，如果零碎正在解决中断，标记下是否须要调度标签为INT_PEND_RESCH，期待适合机会再调度。而后调用VOID OsSchedPreempt(VOID)函数，下午会剖析该函数。二者的区别就是多个查看，判断是否零碎是否正在解决中断。
STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID){ if (OS_INT_ACTIVE) {⑴ OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH; return; } OsSchedPreempt();}2、调度模块罕用接口
这一大节，咱们看看kernelbaseschedsched_sqlos_sched.c定义的调度接口，蕴含VOID OsSchedPreempt(VOID)、VOID OsSchedResched(VOID)两个次要的调度接口。两者的区别是，前者须要把当前任务放入就绪队列内，再调用后者触发调用。后者间接从就绪队列里获取下一个工作，而后触发调度去运行下一个工作。这2个接口都是外部接口，对外提供的调度接口是上一大节剖析过的STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)，三者有调用关系STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)--->VOID OsSchedPreempt(VOID)--->VOID OsSchedResched(VOID)。
咱们剖析下这些调度接口的源代码。
2.1 抢占调度函数VOID OsSchedResched(VOID)
抢占调度函数VOID OsSchedResched(VOID)，咱们剖析下源代码。
⑴验证须要持有工作模块的自旋锁。⑵处判断是否反对调度，如果不具备调度的条件，则暂不调度。⑶获取以后运行工作，从就绪队列中获取下一个高优先级的工作。验证下一个工作newTask不能为空，并更改其状态为非就绪状态。⑷处判断当前任务和下一个工作不能为同一个，否则返回。这种状况不会产生，当前任务必定会从优先级队列中移除的，二者不可能是同一个。⑸更改2个工作的运行状态，当前任务设置为非运行状态，下一个工作设置为运行状态。⑹处如果反对多核，则更改工作的运行在哪个核。紧接着的一些代码属于调度维测信息，临时不论。⑺处如果反对工夫片调度，并且下一个新工作的工夫片为0，设置为工夫片超时工夫的最大值LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE_TIMEOUT。⑻设置下一个工作newTask为以后运行工作，会更新全局变量g_runTask。而后调用汇编函数OsTaskSchedule(newTask, runTask)执行调度，后文剖析该汇编函数的实现代码。
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_SMP⑹ 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:%xn", 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; }#endif⑻ OsCurrTaskSet((VOID*)newTask); OsTaskSchedule(newTask, runTask);}2.2 抢占调度函数VOID OsSchedPreempt(VOID)
抢占调度函数VOID OsSchedPreempt(VOID)，把当前任务放入就绪队列，从队列中获取高优先级工作，而后尝试调度。当锁调度，或者没有更高优先级工作时，调度不会产生。⑴处判断是否反对调度，如果不具备调度的条件，则暂不调度。⑵获取当前任务，更改其状态为非就绪状态。
如果开启工夫片调度并且当前任务工夫片为0，则执行⑶把当前任务放入就绪队列的尾部，否则执行⑷把当前任务放入就绪队列的头部，等同优先级下能够更早的运行。⑸调用函数OsSchedResched()去调度。
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 {#endif⑷ OsPriQueueEnqueueHead(&runTask->pendList, runTask->priority);#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICE }#endif⑸ OsSchedResched(); SCHEDULER_UNLOCK(intSave);}2.3 工夫片查看函数VOID OsTimesliceCheck(VOID)
函数VOID OsTimesliceCheck(VOID)在反对工夫片调度时才失效，该函数在tick中断函数VOID OsTickHandler(VOID)里调用。如果以后运行函数的工夫片应用结束，则触发调度。⑴处获取以后运行工作，⑵判断runTask->timeSlice工夫片是否为0，不为0则减1。如果减1后为0，则执行⑶调用LOS_Schedule()触发调度。
#ifdef LOSCFG_BASE_CORE_TIMESLICELITE_OS_SEC_TEXT VOID OsTimesliceCheck(VOID){⑴ LosTaskCB *runTask = OsCurrTaskGet();⑵ if (runTask->timeSlice != 0) { runTask->timeSlice--; if (runTask->timeSlice == 0) {⑶ LOS_Schedule(); } }}#endif3、调度模块汇编函数
文件archarmcortex_msrcdispatch.S定义了调度的汇编函数，咱们剖析下这些调度接口的源代码。汇编文件中定义了如下几个宏，见正文。
.equ OS_NVIC_INT_CTRL, 0xE000ED04 ; Interrupt Control State Register，ICSR 中断管制状态寄存器.equ OS_NVIC_SYSPRI2, 0xE000ED20 ; System Handler Priority Register 零碎优先级寄存器.equ OS_NVIC_PENDSV_PRI, 0xF0F00000 ; PendSV异样优先级.equ OS_NVIC_PENDSVSET, 0x10000000 ; ICSR寄存器的PENDSVSET地位1时，会触发PendSV异样.equ OS_TASK_STATUS_RUNNING, 0x0010 ; los_task_pri.h中的同名宏定义，数值也一样，示意工作运行状态，3.1 OsStartToRun汇编函数
函数OsStartToRun在文件kernelinitlos_init.c中的运行函数VOID OsStart(VOID)启动零碎阶段调用，传入的参数为就绪队列中最高优良级的LosTaskCB *taskCB。咱们接下来剖析下该函数的汇编代码。
⑴处设置PendSV异样优先级为OS_NVIC_PENDSV_PRI，PendSV异样个别设置为最低。全局变量g_oldTask、g_runTask定义在archarmcortex_msrctask.c文件内，别离记录上一次运行的工作、和以后运行的工作。⑵处代码把函数OsStartToRun的入参LosTaskCB *taskCB赋值给这2个全局变量。
⑶处往管制寄存器CONTROL写入二进制的10，示意应用PSP栈，特权级的线程模式。UINT16 taskStatus是LosTaskCB构造体的第二个成员变量，⑷处[r0 , #4]获取工作状态，此时寄存器r7数值为0x4，即就绪状态OS_TASK_STATUS_READY。而后把工作状态改为运行状态OS_TASK_STATUS_RUNNING。
⑸处把[r0]的值即工作的栈指针taskCB->stackPointer加载到寄存器R12，当初R12指向工作栈的栈指针，工作栈当初保留的是上下文，对应定义在archarmcortex_mincludearchtask.h中的构造体TaskContext。往后2行代码把R12加36+64=100，共25个4字节长度，其中蕴含S16到S31共16个4字节，R4到R11及PriMask共9个4字节的长度，以后R12指向工作栈中上下文的UINT32 R0地位，如图。
⑹处代码把工作栈上下文中的UINT32 R0; UINT32 R1; UINT32 R2; UINT32 R3; UINT32 R12; UINT32 LR; UINT32 PC; UINT32 xPSR;的别离加载到寄存器R0-R7，其中R5对应UINT32 LR，R6对应UINT32 PC，此时寄存器R12指向工作栈上下文的UINT32 xPSR。执行⑺处指令，指针持续加18个4字节长度，即对应S0到S15及UINT32 FPSCR; UINT32 NO_NAME等上下文的18个成员。此时，寄存器R12指向工作栈的栈底，紧接着把寄存器R12写入寄存器psp。
最初，执行⑻处指令，把R5写入lr寄存器，开中断，而后跳转到R6对应的上下文的PC对应的函数VOID OsTaskEntry(UINT32 taskId)，去执行工作的入口函数。
.type OsStartToRun, %function.global OsStartToRunOsStartToRun: .fnstart .cantunwind⑴ 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]#else⑶ mov r1, #2 msr CONTROL, r1⑷ 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#endif⑹ 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#endif⑻ mov lr, r5 cpsie I bx r6 .fnend3.2 OsTaskSchedule汇编函数
汇编函数OsTaskSchedule实现新老工作的切换调度。从上文剖析抢占调度函数VOID OsSchedResched(VOID)时能够晓得，传入了2个参数，别离是新工作LosTaskCB newTask和以后运行的工作LosTaskCB runTask，对于Cortex-M核，这2个参数在该汇编函数中没有应用到。在执行汇编函数OsTaskSchedule前，全局变量g_runTask被赋值为要切换运行的新工作LosTaskCB *newTask。
咱们看看这个汇编函数的源代码，首先往中断管制状态寄存器OS_NVIC_INT_CTRL中的OS_NVIC_PENDSVSET地位1，触发PendSV异样。执行结束osTaskSchedule函数，返回下层函数抢占调度函数VOID OsSchedResched(VOID)。PendSV异样的回调函数是osPendSV汇编函数，下文会剖析此函数。汇编函数OsTaskSchedule如下：
.type OsTaskSchedule, %function.global OsTaskScheduleOsTaskSchedule: .fnstart .cantunwind ldr r2, =OS_NVIC_INT_CTRL ldr r3, =OS_NVIC_PENDSVSET str r3, [r2] bx lr .fnend3.3 osPendSV汇编函数
接下来，咱们剖析下osPendSV汇编函数的源代码。⑴处把寄存器PRIMASK数值写入寄存器r12，备份中断的开关状态，而后执行指令cpsid I屏蔽全局中断。⑵处把当前任务栈的栈指针加载到寄存器r0。⑶处把寄存器r4-r12的数值压入当前任务栈，执行⑷把寄存器d8-d15的数值压入当前任务栈，r0为工作栈指针。
⑸处指令把g_oldTask指针地址加载到r5寄存器，而后下一条指令把g_oldTask指针指向的内存地址值加载到寄存器r1，而后应用寄存器r0数值更新g_oldTask工作的栈指针。
⑹处指令把g_runTask指针地址加载到r0寄存器，而后下一条指令把g_runTask指针指向的内存地址值加载到寄存器r0。此时，r5为上一个工作g_oldTask的指针地址，执行⑺处指令后，g_oldTask、g_runTask都指向新工作。
执行⑻处指令把g_runTask指针指向的内存地址值加载到寄存器r1，此时r1寄存器为新工作g_runTask的栈指针。⑼处指令把新工作栈中的数据加载到寄存器d8-d15寄存器，继续执行后续指令持续加载数据到r4-r12寄存器，而后执行⑽处指令更新psp工作栈指针。⑾处指令复原中断状态，而后执行跳转指令，后续继续执行C代码VOID OsTaskEntry(UINT32 taskId)进入工作执行入口函数。
.type osPendSV, %function.global osPendSVosPendSV: .fnstart .cantunwind⑴ mrs r12, PRIMASK cpsid ITaskSwitch: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#else⑶ stmfd r0!, {r4-r12}#if !defined(LOSCFG_ARCH_CORTEX_M3)⑷ vstmdb r0!, {d8-d15}#endif#endif⑸ 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}#endif⑽ msr psp, r1⑾ msr PRIMASK, r12 bx lr .fnend3.4 开关中断汇编函数
剖析中断源代码的时候，提到过开关中断函数UINT32 LOS_IntLock(VOID)、UINT32 LOS_IntUnLock(VOID)、VOID LOS_IntRestore(UINT32 intSave)调用了汇编函数，这些汇编函数别离是本文要剖析的ArchIntLock、ArchIntUnlock、ArchIntRestore。咱们看下这些汇编代码，PRIMASK寄存器是繁多bit的寄存器，置为1后，就关掉所有可屏蔽异样，只剩下NMI和硬Fault异样能够响应。默认值是0，示意没有敞开中断。汇编指令cpsid I会设置PRIMASK=1，敞开中断，指令cpsie I设置PRIMASK=0，开启中断。
⑴处ArchIntLock函数把寄存器PRIMASK数值返回并敞开中断。⑵处ArchIntUnlock函数把寄存器PRIMASK数值返回并开启中断。两个函数的返回后果能够传递给⑶处ArchIntRestore函数，把寄存器状态数值写入寄存器PRIMASK，用于复原之前的中断状态。不论是ArchIntLock还是ArchIntUnlock，都能够和ArchIntRestore配对应用。
.type ArchIntLock, %function .global ArchIntLock⑴ ArchIntLock: .fnstart .cantunwind mrs r0, PRIMASK cpsid I bx lr .fnend .type ArchIntUnlock, %function .global ArchIntUnlock⑵ ArchIntUnlock: .fnstart .cantunwind mrs r0, PRIMASK cpsie I bx lr .fnend .type ArchIntRestore, %function .global ArchIntRestore⑶ ArchIntRestore: .fnstart .cantunwind msr PRIMASK, r0 bx lr .fnend小结
本文率领大家一起分析了LiteOS调度模块的源代码，蕴含调用接口及底层的汇编函数实现。感激浏览，如有任何问题、倡议，都能够留言给咱们： https://gitee.com/LiteOS/Lite... 。
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