摘要：調度，Schedule也稱為Dispatch，是操作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。調度模塊需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。
本文分享自華為雲社區《LiteOS內核源碼分析系列六 -任務及調度（5）-任務LOS_Schedule》，原文作者：zhushy 。
本文我們來一起學習下LiteOS調度模塊的源代碼，文中所涉及的源代碼，均可以在LiteOS開源站點https://gitee.com/LiteOS/LiteOS 獲取。調度源代碼分布如下：
- 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類似。
- 調度模塊匯編實現代碼
調度模塊的匯編函數有OsStartToRun、OsTaskSchedule等，根據不同的CPU架構，分布在下述文件里： arch\arm\cortex_m\src\dispatch.S、arch\arm\cortex_a_r\src\dispatch.S、arch\arm64\src\dispatch.S。
本文以STM32F769IDISCOVERY為例，分析一下Cortex-M核的調度模塊的源代碼。我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。
1、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。
1.1 宏函數和枚舉
UINT32 g_taskScheduled是kernel\base\los_task.c定義的全局變量，標記內核是否開啟調度，每一位代表不同的CPU核的調度開啟狀態。
⑴處定義的宏函數OS_SCHEDULER_SET(cpuid)開啟cpuid核的調度。⑵處宏函數OS_SCHEDULER_CLR(cpuid)是前者的反向操作，關閉cpuid核的調度。⑶處宏判斷當前核是否開啟調度。⑷處的枚舉用於標記是否發起了請求調度。當需要調度，又暫不具備調度條件的時候，標記下狀態，等具備調度的條件時，再去調度。
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 內聯函數
有2個內聯函數用於檢查是否可以調度，即函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)和STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)。區別是，前者判斷是否可以搶占調度時，先關中斷，避免當前的任務遷移到其他核，返回錯誤的是否可以搶占調度狀態。
1.2.1 內聯函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptable(VOID)
我們看下BOOL OsPreemptable(VOID)函數的源碼。⑴、⑶屬於關閉、開啟中斷，保護檢查搶占狀態的操作。⑵處判斷是否可搶占調度，如果不能調度，則標記下是否需要調度標簽為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 內聯函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)
函數STATIC INLINE BOOL OsPreemptableInSched(VOID)檢查是否可以搶占調度，檢查的方式是判斷OsPercpuGet()->taskLockCnt的計數，見⑴、⑵處代碼。如果不能調度，則執行⑶標記下是否需要調度標簽為INT_PEND_RESCH。對於SMP多核，是否可以調度的檢查方式，稍有不同，因為調度持有自旋鎖，計數需要加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，如果系統正在處理中斷，標記下是否需要調度標簽為INT_PEND_RESCH，等待合適時機再調度。然后調用VOID OsSchedPreempt(VOID)函數，下午會分析該函數。二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(); }
2、調度模塊常用接口
這一小節，我們看看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。兩者的區別是，前者需要把當前任務放入就緒隊列內，再調用后者觸發調用。后者直接從就緒隊列里獲取下一個任務，然后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)，三者有調用關系STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)--->VOID OsSchedPreempt(VOID)--->VOID OsSchedResched(VOID)。
我們分析下這些調度接口的源代碼。
2.1 搶占調度函數VOID OsSchedResched(VOID)
搶占調度函數VOID OsSchedResched(VOID)，我們分析下源代碼。
⑴驗證需要持有任務模塊的自旋鎖。⑵處判斷是否支持調度，如果不具備調度的條件，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不能為空，並更改其狀態為非就緒狀態。⑷處判斷當前任務和下一個任務不能為同一個，否則返回。這種情況不會發生，當前任務肯定會從優先級隊列中移除的，二者不可能是同一個。⑸更改2個任務的運行狀態，當前任務設置為非運行狀態，下一個任務設置為運行狀態。⑹處如果支持多核，則更改任務的運行在哪個核。緊接着的一些代碼屬於調度維測信息，暫時不管。⑺處如果支持時間片調度，並且下一個新任務的時間片為0，設置為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為當前運行任務，會更新全局變量g_runTask。然后調用匯編函數OsTaskSchedule(newTask, runTask)執行調度，后文分析該匯編函數的實現代碼。
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 搶占調度函數VOID OsSchedPreempt(VOID)
搶占調度函數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，然后嘗試調度。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，如果不具備調度的條件，則暫不調度。⑵獲取當前任務，更改其狀態為非就緒狀態。
如果開啟時間片調度並且當前任務時間片為0，則執行⑶把當前任務放入就緒隊列的尾部，否則執行⑷把當前任務放入就緒隊列的頭部，同等優先級下可以更早的運行。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)里調用。如果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時間片是否為0，不為0則減1。如果減1后為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
3、調度模塊匯編函數
文件arch\arm\cortex_m\src\dispatch.S定義了調度的匯編函數，我們分析下這些調度接口的源代碼。匯編文件中定義了如下幾個宏，見注釋。
.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，數值也一樣，表示任務運行狀態，
3.1 OsStartToRun匯編函數
函數OsStartToRun在文件kernel\init\los_init.c中的運行函數VOID OsStart(VOID)啟動系統階段調用，傳入的參數為就緒隊列中最高優秀級的LosTaskCB *taskCB。我們接下來分析下該函數的匯編代碼。
⑴處設置PendSV異常優先級為OS_NVIC_PENDSV_PRI，PendSV異常一般設置為最低。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數值為0x4，即就緒狀態OS_TASK_STATUS_READY。然后把任務狀態改為運行狀態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，現在R12指向任務棧的棧指針，任務棧現在保存的是上下文，對應定義在arch\arm\cortex_m\include\arch\task.h中的結構體TaskContext。往后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。
最后，執行⑻處指令，把R5寫入lr寄存器，開中斷，然后跳轉到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匯編函數
匯編函數OsTaskSchedule實現新老任務的切換調度。從上文分析搶占調度函數VOID OsSchedResched(VOID)時可以知道，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個參數在該匯編函數中沒有使用到。在執行匯編函數OsTaskSchedule前，全局變量g_runTask被賦值為要切換運行的新任務LosTaskCB *newTask。
我們看看這個匯編函數的源代碼，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，返回上層函數搶占調度函數VOID OsSchedResched(VOID)。PendSV異常的回調函數是osPendSV匯編函數，下文會分析此函數。匯編函數OsTaskSchedule如下：
.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匯編函數
接下來，我們分析下osPendSV匯編函數的源代碼。⑴處把寄存器PRIMASK數值寫入寄存器r12，備份中斷的開關狀態，然后執行指令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為任務棧指針。
⑸處指令把g_oldTask指針地址加載到r5寄存器，然后下一條指令把g_oldTask指針指向的內存地址值加載到寄存器r1，然后使用寄存器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，然后下一條指令把g_runTask指針指向的內存地址值加載到寄存器r0。此時，r5為上一個任務g_oldTask的指針地址，執行⑺處指令后，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寄存器為新任務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，繼續執行后續指令繼續加載數據到r4-r12寄存器，然后執行⑽處指令更新psp任務棧指針。⑾處指令恢復中斷狀態，然后執行跳轉指令，后續繼續執行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 開關中斷匯編函數
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)調用了匯編函數，這些匯編函數分別是本文要分析的ArchIntLock、ArchIntUnlock、ArchIntRestore。我們看下這些匯編代碼，PRIMASK寄存器是單一bit的寄存器，置為1后，就關掉所有可屏蔽異常，只剩下NMI和硬Fault異常可以響應。默認值是0，表示沒有關閉中斷。匯編指令cpsid I會設置PRIMASK=1，關閉中斷，指令cpsie I設置PRIMASK=0，開啟中斷。
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數值返回並開啟中斷。兩個函數的返回結果可以傳遞給⑶處ArchIntRestore函數，把寄存器狀態數值寫入寄存器PRIMASK，用於恢復之前的中斷狀態。不管是ArchIntLock還是ArchIntUnlock，都可以和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
本文帶領大家一起剖析了LiteOS調度模塊的源代碼，包含調用接口及底層的匯編函數實現。感謝閱讀，如有任何問題、建議，都可以留言給我們： https://gitee.com/LiteOS/LiteOS/issues 。