鸿蒙内核源码分析(信号消费篇) | 谁让CPU连续四次换栈运行 | 百篇博客分析HarmonyOS源码 | v49.04

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百篇博客系列篇.本篇为:

• v49.xx 鸿蒙内核源码分析(信号消费篇) | 谁让CPU连续四次换栈运行 | 51 .c .h .o

信号消费

本篇为信号消费篇,读之前建议先阅读信号生产篇,信号部分姊妹篇如下:

• v48.xx (信号生产篇) | 年过半百,依然活力十足
• v49.xx (信号消费篇) | 谁让CPU连续四次换栈运行

本篇有相当的难度,涉及用户栈和内核栈的两轮切换,CPU四次换栈,寄存器改值,将围绕下图来说明.

解读

• 为本篇理解方便,把图做简化标签说明:
  • user:用户空间
  • kernel:内核空间
  • source(…):源函数
  • sighandle(…):信号处理函数,
  • syscall(…):系统调用,参数为系统调用号,如sigreturn,N(表任意)
  • user.source():表示在用户空间运行的源函数
• 系列篇已多次说过,用户态的任务有两个运行栈,一个是用户栈,一个是内核栈.栈空间分别来自用户空间和内核空间.两种空间是有严格的地址划分的,通过虚拟地址的大小就能判断出是用户空间还是内核空间.系统调用本质上是软中断,它使CPU执行指令的场地由用户栈变成内核栈.怎么变的并不复杂,就是改变(sp和cpsr寄存器的值).sp指向哪个栈就代表在哪个栈运行, 当cpu在用户栈运行时是不能访问内核空间的,但内核态任务可以访问整个空间,而且内核态任务没有用户栈.
• 理解了上面的说明,再来说下正常系统调用流程是这样的: user.source() -> kernel.syscall(N) - > user.source() ,想要回到user.source()继续运行,就必须保存用户栈现场各寄存器的值.这些值保存在内核栈中,恢复也是从内核栈恢复.
• 信号消费的过程的上图可简化表示为: user.source() -> kernel.syscall(N) ->user.sighandle() ->kernel.syscall(sigreturn) -> user.source() 在原本要回到user.source()的中间插入了信号处理函数的调用. 这正是本篇要通过代码来说清楚的核心问题.
• 顺着这个思路可以推到以下几点,实际也是这么做的:
  • kernel.syscall(N) 中必须要再次保存user.source()的上下文sig_switch_context,为何已经保存了一次还要再保存一次?
  • 因为第一次是保存在内核栈中,而内核栈这部分数据会因回到用户态user.sighandle()运行而被恢复现场出栈了.保存现场/恢复现场是成双出队的好基友,注意有些文章说会把整个内核栈清空,这是不对的.
  • 第二次保存在任务结构体中,任务来源于任务池,是内核全局变量,常驻内存的.两次保存的都是user.source()运行时现场信息,再回顾下相关的结构体.关键是sig_switch_context

typedef struct {
     
    // ...
    sig_cb  sig;//信号控制块，用于异步通信
} LosTaskCB;
typedef struct {
     //信号控制块(描述符)
    sigset_t sigFlag;		//不屏蔽的信号集
    sigset_t sigPendFlag;	//信号阻塞标签集,记录那些信号来过,任务依然阻塞的集合.即:这些信号不能唤醒任务
    sigset_t sigprocmask; /* Signals that are blocked            */	//任务屏蔽了哪些信号
    sq_queue_t sigactionq;	//信号捕捉队列					
    LOS_DL_LIST waitList;	//等待链表,上面挂的是等待信号到来的任务, 请查找 OsTaskWait(&sigcb->waitList, timeout, TRUE)	理解						
    sigset_t sigwaitmask; /* Waiting for pending signals         */	//任务在等待哪些信号的到来
    siginfo_t sigunbinfo; /* Signal info when task unblocked     */	//任务解锁时的信号信息
    sig_switch_context context;	//信号切换上下文, 用于保存切换现场, 比如发生系统调用时的返回,涉及同一个任务的两个栈进行切换			
} sig_cb;

• 还必须要改变原有PC/R0/R1寄存器的值.想要执行user.sighandle(),PC寄存器就必须指向它,而R0,R1就是它的参数.
• 信号处理完成后须回到内核态,怎么再次陷入内核态? 答案是:__NR_sigreturn,这也是个系统调用.回来后还原sig_switch_context,即还原user.source()被打断时SP/PC等寄存器的值,使其跳回到用户栈从user.source()的被打断处继续执行.
• 有了这三个推论,再理解下面的代码就是吹灰之力了,涉及三个关键函数 OsArmA32SyscallHandle,OsSaveSignalContext,OsRestorSignalContext本篇一一解读,彻底挖透.先看信号上下文结构体sig_switch_context.

sig_switch_context

//任务中断上下文
#define TASK_IRQ_CONTEXT \
        unsigned int R0;     \
        unsigned int R1;     \
        unsigned int R2;     \
        unsigned int R3;     \
        unsigned int R12;    \
        unsigned int USP;    \
        unsigned int ULR;    \
        unsigned int CPSR;   \
        unsigned int PC;

typedef struct {
     //信号切换上下文
    TASK_IRQ_CONTEXT
    unsigned int R7;	//存放系统调用的ID
    unsigned int count;	//记录是否保存了信号上下文
} sig_switch_context;

• 保存user.source()现场的结构体,USP,ULR代表用户栈指针和返回地址.
• CPSR寄存器用于设置CPU的工作模式,CPU有7种工作模式,具体可前往翻看
  v36.xx (工作模式篇) | cpu是韦小宝,有哪七个老婆?
  谈论的用户态(usr普通用户)和内核态(sys超级用户)对应的只是其中的两种.二者都共用相同的寄存器.还原它就是告诉CPU内核已切到普通用户模式运行.
• 其他寄存器没有保存的原因是系统调用不会用到它们,所以不需要保存.
• R7是在系统调用发生时用于记录系统调用号,在信号处理过程中,R0将获得信号编号,作为user.sighandle()的第一个参数.
• count记录是否保存了信号上下文

OsArmA32SyscallHandle 系统调用总入口

/* The SYSCALL ID is in R7 on entry.  Parameters follow in R0..R6 */
/******************************************************************
由汇编调用,见于 los_hw_exc.s    / BLX    OsArmA32SyscallHandle
SYSCALL是产生系统调用时触发的信号,R7寄存器存放具体的系统调用ID,也叫系统调用号
regs:参数就是所有寄存器
注意:本函数在用户态和内核态下都可能被调用到
//MOV     R0, SP @获取SP值,R0将作为OsArmA32SyscallHandle的参数
******************************************************************/
LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 *OsArmA32SyscallHandle(UINT32 *regs)
{
     
    UINT32 ret;
    UINT8 nArgs;
    UINTPTR handle;
    UINT32 cmd = regs[REG_R7];//C7寄存器记录了触发了具体哪个系统调用
	
    if (cmd >= SYS_CALL_NUM) {
     //系统调用的总数
        PRINT_ERR("Syscall ID: error %d !!!\n", cmd);
        return regs;
    }
	//用户进程信号处理函数完成后的系统调用 svc 119 #__NR_sigreturn
    if (cmd == __NR_sigreturn) {
     
        OsRestorSignalContext(regs);//恢复信号上下文,回到用户栈运行.
        return regs;
    }

    handle = g_syscallHandle[cmd];//拿到系统调用的注册函数,类似 SysRead 
    nArgs = g_syscallNArgs[cmd / NARG_PER_BYTE]; /* 4bit per nargs */
    nArgs = (cmd & 1) ? (nArgs >> NARG_BITS) : (nArgs & NARG_MASK);//获取参数个数
    if ((handle == 0) || (nArgs > ARG_NUM_7)) {
     //系统调用必须有参数且参数不能大于8个
        PRINT_ERR("Unsupport syscall ID: %d nArgs: %d\n", cmd, nArgs);
        regs[REG_R0] = -ENOSYS;
        return regs;
    }
	//regs[0-6] 记录系统调用的参数,这也是由R7寄存器保存系统调用号的原因
    switch (nArgs) {
     //参数的个数 
        case ARG_NUM_0:
        case ARG_NUM_1:
            ret = (*(SyscallFun1)handle)(regs[REG_R0]);//执行系统调用,类似 SysUnlink(pathname);
            break;
        case ARG_NUM_2://如何是两个参数的系统调用,这里传三个参数也没有问题,因被调用函数不会去取用R2值
        case ARG_NUM_3:
            ret = (*(SyscallFun3)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2]);//类似 SysExecve(fileName, argv, envp);
            break;
        case ARG_NUM_4:
        case ARG_NUM_5:
            ret = (*(SyscallFun5)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],
                                         regs[REG_R4]);
            break;
        default:	//7个参数的情况
            ret = (*(SyscallFun7)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],
                                         regs[REG_R4], regs[REG_R5], regs[REG_R6]);
    }

    regs[REG_R0] = ret;//R0保存系统调用返回值
    OsSaveSignalContext(regs);//如果有信号要处理,将改写pc,r0,r1寄存器,改变返回正常用户态路径,而先去执行信号处理程序.

    /* Return the last value of curent_regs.  This supports context switches on return from the exception.
     * That capability is only used with the SYS_context_switch system call.
     */
    return regs;//返回寄存器的值
}

解读

• 这是系统调用的总入口,所有的系统调用都要跑这里要统一处理.通过系统号(保存在R7),找到注册函数并回调.完成系统调用过程.
• 关于系统调用可查看
  v37.xx (系统调用篇) | 系统调用到底经历了什么
  本篇不详细说系统调用过程,只说跟信号相关的部分.
• OsArmA32SyscallHandle总体理解起来是被信号的保存和还原两个函数给包夹了.注意要在运行过程中去理解调用两个函数的过程,对于同一个任务来说,一定是先执行OsSaveSignalContext,第二次进入OsArmA32SyscallHandle后再执行OsRestorSignalContext.
• 看OsSaveSignalContext,由它负责保存user.source() 的上下文,其中改变了sp,r0/r1寄存器值,切到信号处理函数user.sighandle()运行.
• 在函数的开头,碰到系统调用号__NR_sigreturn,直接恢复信号上下文就退出了,因为这是要切回user.source()继续运行的操作.

//用户进程信号处理函数完成后的系统调用 svc 119 #__NR_sigreturn
if (cmd == __NR_sigreturn) {
     
    OsRestorSignalContext(regs);//恢复信号上下文,回到用户栈运行.
    return regs;
}

OsSaveSignalContext 保存信号上下文

有了上面的铺垫,就不难理解这个函数的作用.

/**********************************************
产生系统调用时,也就是软中断时,保存用户栈寄存器现场信息
改写PC寄存器的值
**********************************************/
void OsSaveSignalContext(unsigned int *sp)
{
     
    UINTPTR sigHandler;
    UINT32 intSave;
    LosTaskCB *task = NULL;
    LosProcessCB *process = NULL;
    sig_cb *sigcb = NULL;
    unsigned long cpsr;

    OS_RETURN_IF_VOID(sp == NULL);
    cpsr = OS_SYSCALL_GET_CPSR(sp);//获取系统调用时的 CPSR值
    OS_RETURN_IF_VOID(((cpsr & CPSR_MASK_MODE) != CPSR_USER_MODE));//必须工作在CPU的用户模式下,注意CPSR_USER_MODE(cpu层面)和OS_USER_MODE(系统层面)是两码事.
    SCHEDULER_LOCK(intSave);//如有不明白前往 https://my.oschina.net/weharmony 翻看工作模式/信号分发/信号处理篇
    task = OsCurrTaskGet();
    process = OsCurrProcessGet();
    sigcb = &task->sig;//获取任务的信号控制块
	//1.未保存任务上下文任务
	//2.任何的信号标签集不为空或者进程有信号要处理
    if ((sigcb->context.count == 0) && ((sigcb->sigFlag != 0) || (process->sigShare != 0))) {
     
        sigHandler = OsGetSigHandler();//获取信号处理函数
        if (sigHandler == 0) {
     //信号没有注册
            sigcb->sigFlag = 0;
            process->sigShare = 0;
            SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
            PRINT_ERR("The signal processing function for the current process pid =%d is NULL!\n", task->processID);
            return;
        }
        /* One pthread do the share signal */ 
        sigcb->sigFlag |= process->sigShare;//扩展任务的信号标签集
        unsigned int signo = (unsigned int)FindFirstSetedBit(sigcb->sigFlag) + 1;
        OsProcessExitCodeSignalSet(process, signo);//设置进程退出信号
        sigcb->context.CPSR = cpsr;		//保存状态寄存器
        sigcb->context.PC = sp[REG_PC]; //获取被打断现场寄存器的值
        sigcb->context.USP = sp[REG_SP];//用户栈顶位置,以便能从内核栈切回用户栈
        sigcb->context.ULR = sp[REG_LR];//用户栈返回地址
        sigcb->context.R0 = sp[REG_R0];	//系统调用的返回值
        sigcb->context.R1 = sp[REG_R1];
        sigcb->context.R2 = sp[REG_R2];
        sigcb->context.R3 = sp[REG_R3]; 
        sigcb->context.R7 = sp[REG_R7];//为何参数不用传R7,是因为系统调用发生时 R7始终保存的是系统调用号.
        sigcb->context.R12 = sp[REG_R12];//详见 https://my.oschina.net/weharmony/blog/4967613
        sp[REG_PC] = sigHandler;//指定信号执行函数,注意此处改变保存任务上下文中PC寄存器的值,恢复上下文时将执行这个函数.
        sp[REG_R0] = signo;		//参数1,信号ID
        sp[REG_R1] = (unsigned int)(UINTPTR)(sigcb->sigunbinfo.si_value.sival_ptr); //参数2
        /* sig No bits 00000100 present sig No 3, but  1<< 3 = 00001000, so signo needs minus 1 */
        sigcb->sigFlag ^= 1ULL << (signo - 1);
        sigcb->context.count++;	//代表已保存
    }
    SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
}

解读

• 先是判断执行条件,确实是有信号需要处理,有处理函数.自定义处理函数是由用户进程安装进来的,所有进程旗下的任务都共用,参数就是信号signo,注意可不是系统调用号,有区别的.信号编号长这样.

#define SIGHUP    1	//终端挂起或者控制进程终止
#define SIGINT    2	//键盘中断（ctrl + c）
#define SIGQUIT   3	//键盘的退出键被按下
#define SIGILL    4	//非法指令
#define SIGTRAP   5	//跟踪陷阱（trace trap），启动进程，跟踪代码的执行
#define SIGABRT   6	//由abort(3)发出的退出指令
#define SIGIOT    SIGABRT //abort发出的信号
#define SIGBUS    7	//总线错误 
#define SIGFPE    8	//浮点异常
#define SIGKILL   9	//常用的命令 kill 9 123 | 不能被忽略、处理和阻塞

系统调用号长这样,是不是看到一些很熟悉的函数.

#define __NR_restart_syscall 0
#define __NR_exit 1
#define __NR_fork 2
#define __NR_read 3
#define __NR_write 4
#define __NR_open 5
#define __NR_close 6
#define __NR_waitpid 7
#define __NR_creat 8
#define __NR_link 9
#define __NR_unlink 10
#define __NR_execve 11
#define __NR_chdir 12
#define __NR_time 13
#define __NR_mknod 14
#define __NR_chmod 15
#define __NR_lchown 16
#define __NR_break 17

• 最后是最最最关键的代码,改变pc寄存器的值,此值一变,在_osExceptSwiHdl中恢复上下文后,cpu跳到用户空间的代码段 user.sighandle(R0,R1) 开始执行,即执行信号处理函数.

sp[REG_PC] = sigHandler;//指定信号执行函数,注意此处改变保存任务上下文中PC寄存器的值,恢复上下文时将执行这个函数.
sp[REG_R0] = signo;		//参数1,信号ID
sp[REG_R1] = (unsigned int)(UINTPTR)(sigcb->sigunbinfo.si_value.sival_ptr); //参数2

OsRestorSignalContext 恢复信号上下文

/****************************************************
恢复信号上下文,由系统调用之__NR_sigreturn产生,这是一个内部产生的系统调用.
为什么要恢复呢?
因为系统调用的执行由任务内核态完成,使用的栈也是内核栈,CPU相关寄存器记录的都是内核栈的内容,
而系统调用完成后,需返回任务的用户栈执行,这时需将CPU各寄存器回到用户态现场
所以函数的功能就变成了还原寄存器的值
****************************************************/
void OsRestorSignalContext(unsigned int *sp)
{
     
    LosTaskCB *task = NULL; /* Do not adjust this statement */
    LosProcessCB *process = NULL;
    sig_cb *sigcb = NULL;
    UINT32 intSave;

    SCHEDULER_LOCK(intSave);
    task = OsCurrTaskGet();
    sigcb = &task->sig;//获取当前任务信号控制块

    if (sigcb->context.count != 1) {
     //必须之前保存过,才能被恢复
        SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
        PRINT_ERR("sig error count : %d\n", sigcb->context.count);
        return;
    }

    process = OsCurrProcessGet();//获取当前进程
    sp[REG_PC] = sigcb->context.PC;//指令寄存器
    OS_SYSCALL_SET_CPSR(sp, sigcb->context.CPSR);//重置程序状态寄存器
    sp[REG_SP] = sigcb->context.USP;//用户栈堆栈指针, USP指的是 用户态的堆栈,即将回到用户栈继续运行
    sp[REG_LR] = sigcb->context.ULR;//返回用户栈代码执行位置
    sp[REG_R0] = sigcb->context.R0;
    sp[REG_R1] = sigcb->context.R1;
    sp[REG_R2] = sigcb->context.R2;
    sp[REG_R3] = sigcb->context.R3;
    sp[REG_R7] = sigcb->context.R7;
    sp[REG_R12] = sigcb->context.R12;
    sigcb->context.count--;	//信号上下文的数量回到减少
    process->sigShare = 0;	//回到用户态,信号共享清0
    OsProcessExitCodeSignalClear(process);//清空进程退出码
    SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
}

解读

• 在信号处理函数完成之后,内核会触发一个__NR_sigreturn的系统调用,又陷入内核态,回到了OsArmA32SyscallHandle.
• 恢复的过程很简单,把之前保存的信号上下文恢复到内核栈sp开始位置,数据在栈中的保存顺序可查看 用栈方式篇 ,最重要的看这几句.

sp[REG_PC] = sigcb->context.PC;//指令寄存器
sp[REG_SP] = sigcb->context.USP;//用户栈堆栈指针, USP指的是 用户态的堆栈,即将回到用户栈继续运行
sp[REG_LR] = sigcb->context.ULR;//返回用户栈代码执行位置

注意这里还不是真正的切换上下文,只是改变内核栈中现有的数据.这些数据将还原给寄存器.USP和ULR指向的是用户栈的位置.一旦PC,USP,ULR从栈中弹出赋给寄存器.才真正完成了内核栈到用户栈的切换.回到了user.source()继续运行.

• 真正的切换汇编代码如下,都已添加注释,在保存和恢复上下文中夹着OsArmA32SyscallHandle

@ Description: Software interrupt exception handler
_osExceptSwiHdl: @软中断异常处理,注意此时已在内核栈运行
@保存任务上下文(TaskContext) 开始... 一定要对照TaskContext来理解
SUB     SP, SP, #(4 * 16)	@先申请16个栈空间单元用于处理本次软中断
STMIA   SP, {
     R0-R12}		@TaskContext.R[GEN_REGS_NUM] STMIA从左到右执行,先放R0 .. R12
MRS     R3, SPSR			@读取本模式下的SPSR值
MOV     R4, LR				@保存回跳寄存器LR

AND     R1, R3, #CPSR_MASK_MODE                          @ Interrupted mode 获取中断模式
CMP     R1, #CPSR_USER_MODE                              @ User mode	是否为用户模式
BNE     OsKernelSVCHandler                               @ Branch if not user mode 非用户模式下跳转
@ 当为用户模式时,获取SP和LR寄出去值
@ we enter from user mode, we need get the values of  USER mode r13(sp) and r14(lr).
@ stmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list).
MOV     R0, SP											 @获取SP值,R0将作为OsArmA32SyscallHandle的参数
STMFD   SP!, {
     R3}                                        @ Save the CPSR 入栈保存CPSR值 => TaskContext.regPSR
ADD     R3, SP, #(4 * 17)                                @ Offset to pc/cpsr storage 跳到PC/CPSR存储位置
STMFD   R3!, {
     R4}                                        @ Save the CPSR and r15(pc) 保存LR寄存器 => TaskContext.PC
STMFD   R3, {
     R13, R14}^                                  @ Save user mode r13(sp) and r14(lr) 从右向左 保存 => TaskContext.LR和SP
SUB     SP, SP, #4										 @ => TaskContext.resved
PUSH_FPU_REGS R1	@保存中断模式(用户模式)											
@保存任务上下文(TaskContext) 结束
MOV     FP, #0                                           @ Init frame pointer
CPSIE   I	@开中断,表明在系统调用期间可响应中断
BLX     OsArmA32SyscallHandle	/*交给C语言处理系统调用,参数为R0,指向TaskContext的开始位置*/
CPSID   I	@执行后续指令前必须先关中断
@恢复任务上下文(TaskContext) 开始
POP_FPU_REGS R1											 @弹出FPU值给R1
ADD     SP, SP,#4										 @ 定位到保存旧SPSR值的位置
LDMFD   SP!, {
     R3}                                        @ Fetch the return SPSR 弹出旧SPSR值
MSR     SPSR_cxsf, R3                                    @ Set the return mode SPSR 恢复该模式下的SPSR值

@ we are leaving to user mode, we need to restore the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).
@ ldmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list)

LDMFD   SP!, {
     R0-R12}									 @恢复R0-R12寄存器
LDMFD   SP, {
     R13, R14}^                                  @ Restore user mode R13/R14 恢复用户模式的R13/R14寄存器
ADD     SP, SP, #(2 * 4)								 @定位到保存旧PC值的位置
LDMFD   SP!, {
     PC}^                                       @ Return to user 切回用户模式运行
@恢复任务上下文(TaskContext) 结束

具体也可看这两篇:

v42.xx (中断切换篇) | 系统因中断活力四射

v41.xx (任务切换篇) | 看汇编如何切换任务

百篇博客.往期回顾

在加注过程中,整理出以下文章.内容立足源码,常以生活场景打比方尽可能多的将内核知识点置入某种场景,具有画面感,容易理解记忆.说别人能听得懂的话很重要! 百篇博客绝不是百度教条式的在说一堆诘屈聱牙的概念,那没什么意思.更希望让内核变得栩栩如生,倍感亲切.确实有难度,自不量力,但已经出发,回头已是不可能的了.
与代码有bug需不断debug一样,文章和注解内容会存在不少错漏之处,但会反复修正,持续更新,.xx代表修改的次数,精雕细琢,言简意赅,力求打造精品内容.

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• v46.xx 鸿蒙内核源码分析(特殊进程篇) | 龙生龙凤生凤老鼠生儿会打洞 | 51 .c .h .o

• v45.xx 鸿蒙内核源码分析(Fork篇) | 一次调用,两次返回 | 51 .c .h .o

• v44.xx 鸿蒙内核源码分析(中断管理篇) | 江湖从此不再怕中断 | 51 .c .h .o

• v43.xx 鸿蒙内核源码分析(中断概念篇) | 海公公的日常工作 | 51 .c .h .o

• v42.xx 鸿蒙内核源码分析(中断切换篇) | 系统因中断活力四射 | 51 .c .h .o

• v41.xx 鸿蒙内核源码分析(任务切换篇) | 看汇编如何切换任务 | 51 .c .h .o

• v40.xx 鸿蒙内核源码分析(汇编汇总篇) | 汇编可爱如邻家女孩 | 51 .c .h .o

• v39.xx 鸿蒙内核源码分析(异常接管篇) | 社会很单纯,复杂的是人 | 51 .c .h .o

• v38.xx 鸿蒙内核源码分析(寄存器篇) | 小强乃宇宙最忙存储器 | 51 .c .h .o

• v37.xx 鸿蒙内核源码分析(系统调用篇) | 开发者永远的口头禅 | 51 .c .h .o

• v36.xx 鸿蒙内核源码分析(工作模式篇) | CPU是韦小宝,七个老婆 | 51 .c .h .o

• v35.xx 鸿蒙内核源码分析(时间管理篇) | 谁是内核基本时间单位 | 51 .c .h .o

• v34.xx 鸿蒙内核源码分析(原子操作篇) | 谁在为原子操作保驾护航 | 51 .c .h .o

• v33.xx 鸿蒙内核源码分析(消息队列篇) | 进程间如何异步传递大数据 | 51 .c .h .o

• v32.xx 鸿蒙内核源码分析(CPU篇) | 整个内核就是一个死循环 | 51 .c .h .o

• v31.xx 鸿蒙内核源码分析(定时器篇) | 哪个任务的优先级最高 | 51 .c .h .o

• v30.xx 鸿蒙内核源码分析(事件控制篇) | 任务间多对多的同步方案 | 51 .c .h .o

• v29.xx 鸿蒙内核源码分析(信号量篇) | 谁在负责解决任务的同步 | 51 .c .h .o

• v28.xx 鸿蒙内核源码分析(进程通讯篇) | 九种进程间通讯方式速揽 | 51 .c .h .o

• v27.xx 鸿蒙内核源码分析(互斥锁篇) | 比自旋锁丰满的互斥锁 | 51 .c .h .o

• v26.xx 鸿蒙内核源码分析(自旋锁篇) | 自旋锁当立贞节牌坊 | 51 .c .h .o

• v25.xx 鸿蒙内核源码分析(并发并行篇) | 听过无数遍的两个概念 | 51 .c .h .o

• v24.xx 鸿蒙内核源码分析(进程概念篇) | 进程在管理哪些资源 | 51 .c .h .o

• v23.xx 鸿蒙内核源码分析(汇编传参篇) | 如何传递复杂的参数 | 51 .c .h .o

• v22.xx 鸿蒙内核源码分析(汇编基础篇) | CPU在哪里打卡上班 | 51 .c .h .o

• v21.xx 鸿蒙内核源码分析(线程概念篇) | 是谁在不断的折腾CPU | 51 .c .h .o

• v20.xx 鸿蒙内核源码分析(用栈方式篇) | 程序运行场地由谁提供 | 51 .c .h .o

• v19.xx 鸿蒙内核源码分析(位图管理篇) | 谁能一分钱分两半花 | 51 .c .h .o

• v18.xx 鸿蒙内核源码分析(源码结构篇) | 内核每个文件的含义 | 51 .c .h .o

• v17.xx 鸿蒙内核源码分析(物理内存篇) | 怎么管理物理内存 | 51 .c .h .o

• v16.xx 鸿蒙内核源码分析(内存规则篇) | 内存管理到底在管什么 | 51 .c .h .o

• v15.xx 鸿蒙内核源码分析(内存映射篇) | 虚拟内存虚在哪里 | 51 .c .h .o

• v14.xx 鸿蒙内核源码分析(内存汇编篇) | 谁是虚拟内存实现的基础 | 51 .c .h .o

• v13.xx 鸿蒙内核源码分析(源码注释篇) | 鸿蒙必定成功,也必然成功 | 51 .c .h .o

• v12.xx 鸿蒙内核源码分析(内存管理篇) | 虚拟内存全景图是怎样的 | 51 .c .h .o

• v11.xx 鸿蒙内核源码分析(内存分配篇) | 内存有哪些分配方式 | 51 .c .h .o

• v10.xx 鸿蒙内核源码分析(内存主奴篇) | 皇上和奴才如何相处 | 51 .c .h .o

• v09.xx 鸿蒙内核源码分析(调度故事篇) | 用故事说内核调度过程 | 51 .c .h .o

• v08.xx 鸿蒙内核源码分析(总目录) | 百万汉字注解 百篇博客分析 | 51 .c .h .o

• v07.xx 鸿蒙内核源码分析(调度机制篇) | 任务是如何被调度执行的 | 51 .c .h .o

• 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

• v05.xx 鸿蒙内核源码分析(任务管理篇) | 任务池是如何管理的 | 51 .c .h .o

• v04.xx 鸿蒙内核源码分析(任务调度篇) | 任务是内核调度的单元 | 51 .c .h .o

• v03.xx 鸿蒙内核源码分析(时钟任务篇) | 触发调度谁的贡献最大 | 51 .c .h .o

• v02.xx 鸿蒙内核源码分析(进程管理篇) | 谁在管理内核资源 | 51 .c .h .o

• v01.xx 鸿蒙内核源码分析(双向链表篇) | 谁是内核最重要结构体 | 51 .c .h .o

关于 51 .c .h .o

看系列篇文章会常看到 51 .c .h .o,希望这对大家阅读不会造成影响.
分别对应以下四个站点的首个字符,感谢这些站点一直以来对系列篇的支持和推荐,尤其是 oschina gitee ,很喜欢它的界面风格,简洁大方,让人感觉到开源的伟大!

• 51cto
• csdn
• harmony
• oschina

而巧合的是.c .h .o是C语言的头/源/目标文件,这就很有意思了,冥冥之中似有天数,将这四个宝贝以这种方式融合在一起. 51 .c .h .o , 我要CHO ,嗯嗯,hin 顺口 : )

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