寝不尸，居不容。见齐衰者，虽狎，必变。见冕者与瞽者，虽亵，必以貌。凶服者式之。式负版者。有盛馔，必变色而作。迅雷风烈，必变 《论语》：乡党篇
百篇博客系列篇.本篇为:
v46.xx 鸿蒙内核源码分析(特殊进程篇) | 老鼠生儿会打洞
进程管理相关篇为:
- v02.06 鸿蒙内核源码分析(进程管理) | 谁在管理内核资源
- v24.03 鸿蒙内核源码分析(进程概念) | 进程在管理哪些资源
- v45.05 鸿蒙内核源码分析(Fork) | 一次调用，两次返回
- v46.05 鸿蒙内核源码分析(特殊进程) | 老鼠生儿会打洞
- v47.02 鸿蒙内核源码分析(进程回收) | 临终前如何向老祖宗托孤
- v48.05 鸿蒙内核源码分析(信号生产) | 年过半百，依然活力十足
- v49.03 鸿蒙内核源码分析(信号消费) | 谁让CPU连续四次换栈运行
- v71.03 鸿蒙内核源码分析(Shell编辑) | 两个任务，三个阶段
- v72.01 鸿蒙内核源码分析(Shell解析) | 应用窥伺内核的窗口
三个进程
鸿蒙有三个特殊的进程，创建顺序如下:
- 2号进程，
KProcess，为内核态根进程.启动过程中创建. - 0号进程，
KIdle为内核态第二个进程，它是通过KProcessfork 而来的.这有点难理解. - 1号进程，
init，为用户态根进程.由任务SystemInit创建.
发现没有在图中看不到0号进程，在看完本篇之后请想想为什么?
家族式管理
- 进程(process)是家族式管理，总体分为两大家族，用户态家族和内核态家族.
- 用户态的进程是平民阶层，屌丝矮矬穷，干着各行各业的活，权利有限，人数众多，活动范围有限(用户空间).有关单位肯定不能随便进出.这个阶层有个共同的老祖宗g_userInitProcess (1号进程).
c g_userInitProcess = 1; /* 1: The root process ID of the user-mode process is fixed at 1 *///用户态的根进程 //获取用户态进程的根进程，所有用户进程都是g_processCBArray[g_userInitProcess] fork来的 LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 OsGetUserInitProcessID(VOID) { return g_userInitProcess; } - 内核态的进程是贵族阶层，管理平民阶层的，维持平民生活秩序的，拥有超级权限，能访问整个空间和所有资源，人数不多.这个阶层老祖宗是 g_kernelInitProcess(2号进程).
c g_kernelInitProcess = 2; /* 2: The root process ID of the kernel-mode process is fixed at 2 *///内核态的根进程 //获取内核态进程的根进程，所有内核进程都是g_processCBArray[g_kernelInitProcess] fork来的，包括g_processCBArray[g_kernelIdleProcess]进程 LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 OsGetKernelInitProcessID(VOID) { return g_kernelInitProcess; } - 两位老祖宗都不是通过fork来的，而是内核强制规定进程ID号，强制写死基因创建的.
这两个阶层可以相互流动吗，有没有可能通过高考改变命运? 答案是: 绝对冇可能!!! 龙生龙，凤生凤，老鼠生儿会打洞.从老祖宗创建的那一刻起就被刻在基因里了，抹不掉了. 因为后续所有的进程都是由这两位老同志克隆(clone)来的，没得商量的继承这份基因.
LosProcessCB有专门的标签来processMode区分这两个阶层.整个鸿蒙内核源码并没有提供改变命运机会的set函数.#define OS_KERNEL_MODE 0x0U //内核态 #define OS_USER_MODE 0x1U //用户态 STATIC INLINE BOOL OsProcessIsUserMode(const LosProcessCB *processCB)//用户模式进程 { return (processCB->processMode == OS_USER_MODE); } typedef struct ProcessCB { // ... UINT16 processMode; /**< Kernel Mode:0; User Mode:1; */ //0位内核态，1为用户态进程 } LosProcessCB;
2号进程 KProcess
2号进程为内核态的老祖宗，是内核创建的首个进程，源码过程如下，省略了不相干的代码.
bl main @带LR的子程序跳转， LR = pc - 4 ，执行C层main函数
/******************************************************************************
内核入口函数，由汇编调用，见于reset_vector_up.S 和 reset_vector_mp.S
up指单核CPU， mp指多核CPU bl main
******************************************************************************/
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT INT32 main(VOID)//由主CPU执行，默认0号CPU 为主CPU
{
// ... 省略
uwRet = OsMain();// 内核各模块初始化
}
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT INT32 OsMain(VOID)
{
// ...
ret = OsKernelInitProcess();// 创建内核态根进程
// ...
ret = OsSystemInit(); //中间创建了用户态根进程
}
//初始化 2号进程，即内核态进程的老祖宗
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT UINT32 OsKernelInitProcess(VOID)
{
LosProcessCB *processCB = NULL;
UINT32 ret;
ret = OsProcessInit();// 初始化进程模块全部变量，创建各循环双向链表
if (ret != LOS_OK) {
return ret;
}
processCB = OS_PCB_FROM_PID(g_kernelInitProcess);// 以PID方式得到一个进程
ret = OsProcessCreateInit(processCB， OS_KERNEL_MODE， "KProcess"， 0);// 初始化进程，最高优先级0，鸿蒙进程一共有32个优先级(0-31) 其中0-9级为内核进程，用户进程可配置的优先级有22个(10-31)
if (ret != LOS_OK) {
return ret;
}
processCB->processStatus &= ~OS_PROCESS_STATUS_INIT;// 进程初始化位 置1
g_processGroup = processCB->group;//全局进程组指向了KProcess所在的进程组
LOS_ListInit(&g_processGroup->groupList);// 进程组链表初始化
OsCurrProcessSet(processCB);// 设置为当前进程
return OsCreateIdleProcess();// 创建一个空闲状态的进程
}解读
- main函数在系列篇中会单独讲，请留意自行翻看，它是在开机之初在SVC模式下创建的.
- 内核态老祖宗的名字叫
KProcess，优先级为最高 0 级，KProcess进程是长期活跃的，很多重要的任务都会跑在其之下.例如:Swt_Taskoom_tasksystem_wqtcpip_threadSendToSerSendToTelneteth_irq_taskTouchEventHandlerUSB_GIANT_Task
此处不细讲这些任务，在其他篇幅有介绍，但光看名字也能猜个八九，请自行翻看.
- 紧接着
KProcess以CLONE_FILES的方式 fork了一个 名为KIdle的子进程(0号进程). - 内核态的所有进程都来自2号进程这位老同志，子子孙孙，代代相传，形成一颗家族树，和人类的传承所不同的是，它们往往是白发人送黑发人，子孙进程往往都是短命鬼，老祖宗最能活，子孙都死绝了它还在，有些收尸的工作要交给它干.
0 号进程 KIdle
0号进程是内核创建的第二个进程，在OsKernelInitProcess的末尾将KProcess设为当前进程后，紧接着就fork了0号进程.为什么一定要先设置当前进程，因为fork需要一个父进程，而此时系统处于启动阶段，并没有当前进程. 是的，您没有看错.进程是操作系统为方便管理资源而衍生出来的概念，系统并不是非要进程，任务才能运行的. 开机阶段就是啥都没有，默认跑在svc模式下，默认起始地址reset_vector都是由硬件上电后规定的. 进程，线程都是跑起来后慢慢赋予的意义.OsCurrProcessSet是从软件层面赋予了此为当前进程的这个概念.KProcess是内核设置的第一个当前进程.有了它，就可以fork， fork， fork !
//创建一个名叫"KIdle"的0号进程，给CPU空闲的时候使用
STATIC UINT32 OsCreateIdleProcess(VOID)
{
UINT32 ret;
CHAR *idleName = "Idle";
LosProcessCB *idleProcess = NULL;
Percpu *perCpu = OsPercpuGet();
UINT32 *idleTaskID = &perCpu->idleTaskID;//得到CPU的idle task
ret = OsCreateResourceFreeTask();// 创建一个资源回收任务，优先级为5 用于回收进程退出时的各种资源
if (ret != LOS_OK) {
return ret;
}
//创建一个名叫"KIdle"的进程，并创建一个idle task，CPU空闲的时候就待在 idle task中等待被唤醒
ret = LOS_Fork(CLONE_FILES， "KIdle"， (TSK_ENTRY_FUNC)OsIdleTask， LOSCFG_BASE_CORE_TSK_IDLE_STACK_SIZE);
if (ret < 0) {//内核进程的fork并不会一次调用，返回两次，此子进程执行的开始位置是参数OsIdleTask
return LOS_NOK;
}
g_kernelIdleProcess = (UINT32)ret;//返回 0号进程
idleProcess = OS_PCB_FROM_PID(g_kernelIdleProcess);//通过ID拿到进程实体
*idleTaskID = idleProcess->threadGroupID;//绑定CPU的IdleTask，或者说改变CPU现有的idle任务
OS_TCB_FROM_TID(*idleTaskID)->taskStatus |= OS_TASK_FLAG_SYSTEM_TASK;//设定Idle task 为一个系统任务
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
OS_TCB_FROM_TID(*idleTaskID)->cpuAffiMask = CPUID_TO_AFFI_MASK(ArchCurrCpuid());//多核CPU的任务指定，防止乱串了，注意多核才会有并行处理
#endif
(VOID)memset_s(OS_TCB_FROM_TID(*idleTaskID)->taskName， OS_TCB_NAME_LEN， 0， OS_TCB_NAME_LEN);//task 名字先清0
(VOID)memcpy_s(OS_TCB_FROM_TID(*idleTaskID)->taskName， OS_TCB_NAME_LEN， idleName， strlen(idleName));//task 名字叫 idle
return LOS_OK;
}解读
看过fork篇的可能发现了一个参数，
KIdle被创建的方式和通过系统调用创建的方式不一样，一个用的是CLONE_FILES，一个是CLONE_SIGHAND具体的创建方式如下:#define CLONE_VM 0x00000100 //子进程与父进程运行于相同的内存空间 #define CLONE_FS 0x00000200 //子进程与父进程共享相同的文件系统，包括root、当前目录、umask #define CLONE_FILES 0x00000400 //子进程与父进程共享相同的文件描述符（file descriptor）表 #define CLONE_SIGHAND 0x00000800 //子进程与父进程共享相同的信号处理（signal handler）表 #define CLONE_PTRACE 0x00002000 //若父进程被trace，子进程也被trace #define CLONE_VFORK 0x00004000 //父进程被挂起，直至子进程释放虚拟内存资源 #define CLONE_PARENT 0x00008000 //创建的子进程的父进程是调用者的父进程，新进程与创建它的进程成了“兄弟”而不是“父子” #define CLONE_THREAD 0x00010000 //Linux 2.4中增加以支持POSIX线程标准，子进程与父进程共享相同的线程群KIdle创建了一个名为Idle的任务，任务的入口函数为OsIdleTask，这是个空闲任务，啥也不干的.专门用来给cpu休息的，cpu空闲时就待在这个任务里等活干.LITE_OS_SEC_TEXT WEAK VOID OsIdleTask(VOID) { while (1) {//只有一个死循环 #ifdef LOSCFG_KERNEL_TICKLESS //低功耗模式开关， idle task 中关闭tick if (OsTickIrqFlagGet()) { OsTickIrqFlagSet(0); OsTicklessStart(); } #endif Wfi();//WFI指令:arm core 立即进入low-power standby state，进入休眠模式，等待中断. } }fork 内核态进程和fork用户态进程有个地方会不一样，就是SP寄存器的值.fork用户态的进程一次调用两次返回(父子进程各一次)，返回的位置一样(是因为拷贝了父进程陷入内核时的上下文).所以可以通过返回值来判断是父还是子返回.这个在fork篇中有详细的描述.请自行翻看. 但fork内核态进程虽也有两次返回，但是返回的位置却不一样，子进程的返回位置是由内核指定的，例如:
Idle任务的入口函数为OsIdleTask.详见代码://任务初始化时拷贝任务信息 STATIC VOID OsInitCopyTaskParam(LosProcessCB *childProcessCB， const CHAR *name， UINTPTR entry， UINT32 size， TSK_INIT_PARAM_S *childPara) { LosTaskCB *mainThread = NULL; UINT32 intSave; SCHEDULER_LOCK(intSave); mainThread = OsCurrTaskGet();//获取当前task，注意变量名从这里也可以看出 thread 和 task 是一个概念，只是内核常说task，上层应用说thread ，概念的映射. if (OsProcessIsUserMode(childProcessCB)) {//用户态进程 childPara->pfnTaskEntry = mainThread->taskEntry;//拷贝当前任务入口地址 childPara->uwStackSize = mainThread->stackSize; //栈空间大小 childPara->userParam.userArea = mainThread->userArea; //用户态栈区栈顶位置 childPara->userParam.userMapBase = mainThread->userMapBase; //用户态栈底 childPara->userParam.userMapSize = mainThread->userMapSize; //用户态栈大小 } else {//注意内核态进程创建任务的入口由外界指定，例如 OsCreateIdleProcess 指定了OsIdleTask childPara->pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)entry;//参数(sp)为内核态入口地址 childPara->uwStackSize = size;//参数(size)为内核态栈大小 } childPara->pcName = (CHAR *)name; //拷贝进程名字 childPara->policy = mainThread->policy; //拷贝调度模式 childPara->usTaskPrio = mainThread->priority; //拷贝优先级 childPara->processID = childProcessCB->processID; //拷贝进程ID if (mainThread->taskStatus & OS_TASK_FLAG_PTHREAD_JOIN) { childPara->uwResved = OS_TASK_FLAG_PTHREAD_JOIN; } else if (mainThread->taskStatus & OS_TASK_FLAG_DETACHED) { childPara->uwResved = OS_TASK_FLAG_DETACHED; } SCHEDULER_UNLOCK(intSave); }结论是创建0号进程中的
OsCreateIdleProcess调用LOS_Fork后只会有一次返回.而且返回值为0，因为g_freeProcess中0号进程还没有被分配.详见代码，注意看最后的注释://进程模块初始化，被编译放在代码段 .init 中 LITE_OS_SEC_TEXT_INIT UINT32 OsProcessInit(VOID) { UINT32 index; UINT32 size; g_processMaxNum = LOSCFG_BASE_CORE_PROCESS_LIMIT;//默认支持64个进程 size = g_processMaxNum * sizeof(LosProcessCB);//算出总大小 g_processCBArray = (LosProcessCB *)LOS_MemAlloc(m_aucSysMem1， size);// 进程池，占用内核堆，内存池分配 if (g_processCBArray == NULL) { return LOS_NOK; } (VOID)memset_s(g_processCBArray， size， 0， size);//安全方式重置清0 LOS_ListInit(&g_freeProcess);//进程空闲链表初始化，创建一个进程时从g_freeProcess中申请一个进程描述符使用 LOS_ListInit(&g_processRecyleList);//进程回收链表初始化，回收完成后进入g_freeProcess等待再次被申请使用 for (index = 0; index < g_processMaxNum; index++) {//进程池循环创建 g_processCBArray[index].processID = index;//进程ID[0-g_processMaxNum-1]赋值 g_processCBArray[index].processStatus = OS_PROCESS_FLAG_UNUSED;// 默认都是白纸一张，贴上未使用标签 LOS_ListTailInsert(&g_freeProcess， &g_processCBArray[index].pendList);//注意g_freeProcess挂的是pendList节点，所以使用要通过OS_PCB_FROM_PENDLIST找到进程实体. } g_userInitProcess = 1; /* 1: The root process ID of the user-mode process is fixed at 1 *///用户态的根进程 LOS_ListDelete(&g_processCBArray[g_userInitProcess].pendList);// 将1号进程从空闲链表上摘出去 g_kernelInitProcess = 2; /* 2: The root process ID of the kernel-mode process is fixed at 2 *///内核态的根进程 LOS_ListDelete(&g_processCBArray[g_kernelInitProcess].pendList);// 将2号进程从空闲链表上摘出去 //注意:这波骚操作之后，g_freeProcess链表上还有，0，3，4，...g_processMaxNum-1号进程.创建进程是从g_freeProcess上申请 //即下次申请到的将是0号进程，而 OsCreateIdleProcess 将占有0号进程. return LOS_OK; }1号进程 init
1号进程为用户态的老祖宗.创建过程如下， 省略了不相干的代码.
```c
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT INT32 OsMain(VOID)
{
// ...
ret = OsKernelInitProcess();// 创建内核态根进程
// ...
ret = OsSystemInit(); //中间创建了用户态根进程
}
UINT32 OsSystemInit(VOID)
{
//..
ret = OsSystemInitTaskCreate();//创建了一个系统任务，
}
STATIC UINT32 OsSystemInitTaskCreate(VOID)
{
UINT32 taskID;
TSK_INIT_PARAM_S sysTask;
(VOID)memset_s(&sysTask， sizeof(TSK_INIT_PARAM_S)， 0， sizeof(TSK_INIT_PARAM_S));
sysTask.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)SystemInit;//任务的入口函数，这个函数实现由外部提供
sysTask.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE;//16K
sysTask.pcName = "SystemInit";//任务的名称
sysTask.usTaskPrio = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_PRIO;// 内核默认优先级为10
sysTask.uwResved = LOS_TASK_STATUS_DETACHED;//任务分离模式if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
sysTask.usCpuAffiMask = CPUID_TO_AFFI_MASK(ArchCurrCpuid());//cpu 亲和性设置，记录执行过任务的CPU，尽量确保由同一个CPU完成任务周期endif
return LOS_TaskCreate(&taskID， &sysTask);//创建任务并加入就绪队列，并立即参与调度}
//SystemInit的实现由由外部提供 比如..\vendor\hi3516dv300\module_init\src\system_init.c
void SystemInit(void)
{
// ...
if (OsUserInitProcess()) {//创建用户态进程的老祖宗
PRINT_ERR("Create user init process faialed!\n");
return;
}
}
//用户态根进程的创建过程
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT UINT32 OsUserInitProcess(VOID)
{
INT32 ret;
UINT32 size;
TSK_INIT_PARAM_S param = { 0 };
VOID stack = NULL;
VOID userText = NULL;
CHAR userInitTextStart = (CHAR )&__user_init_entry;//代码区开始位置 ，对应 LITE_USER_SEC_ENTRY
CHAR userInitBssStart = (CHAR )&__user_init_bss;// 未初始化数据区（BSS）。在运行时改变其值 对应 LITE_USER_SEC_BSS
CHAR userInitEnd = (CHAR )&__user_init_end;// 结束地址
UINT32 initBssSize = userInitEnd - userInitBssStart;
UINT32 initSize = userInitEnd - userInitTextStart;
LosProcessCB *processCB = OS_PCB_FROM_PID(g_userInitProcess);//"Init进程的优先级是 28"
ret = OsProcessCreateInit(processCB， OS_USER_MODE， "Init"， OS_PROCESS_USERINIT_PRIORITY);// 初始化用户进程，它将是所有应用程序的父进程
if (ret != LOS_OK) {
return ret;
}
userText = LOS_PhysPagesAllocContiguous(initSize >> PAGE_SHIFT);// 分配连续的物理页
if (userText == NULL) {
ret = LOS_NOK;
goto ERROR;
}
(VOID)memcpy_s(userText， initSize， (VOID *)&__user_init_load_addr， initSize);// 安全copy 经加载器load的结果 __user_init_load_addr -> userText
ret = LOS_VaddrToPaddrMmap(processCB->vmSpace， (VADDR_T)(UINTPTR)userInitTextStart， LOS_PaddrQuery(userText)，
initSize， VM_MAP_REGION_FLAG_PERM_READ | VM_MAP_REGION_FLAG_PERM_WRITE |
VM_MAP_REGION_FLAG_PERM_EXECUTE | VM_MAP_REGION_FLAG_PERM_USER);// 虚拟地址与物理地址的映射
if (ret < 0) {
goto ERROR;
}
(VOID)memset_s((VOID *)((UINTPTR)userText + userInitBssStart - userInitTextStart)， initBssSize， 0， initBssSize);// 除了代码段，其余都清0
stack = OsUserInitStackAlloc(g_userInitProcess， &size);//分配任务在用户态下的运行栈，大小为1M
if (stack == NULL) {
PRINTK("user init process malloc user stack failed!\n");
ret = LOS_NOK;
goto ERROR;
}
param.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)userInitTextStart;// 从代码区开始执行，也就是应用程序main 函数的位置
param.userParam.userSP = (UINTPTR)stack + size;// 用户态栈底
param.userParam.userMapBase = (UINTPTR)stack;// 用户态栈顶
param.userParam.userMapSize = size;// 用户态栈大小
param.uwResved = OS_TASK_FLAG_PTHREAD_JOIN;// 可结合的（joinable）能够被其他线程收回其资源和杀死
ret = OsUserInitProcessStart(g_userInitProcess， ¶m);// 创建一个任务，来运行main函数
if (ret != LOS_OK) {
(VOID)OsUnMMap(processCB->vmSpace， param.userParam.userMapBase， param.userParam.userMapSize);
goto ERROR;
}
return LOS_OK;ERROR:
(VOID)LOS_PhysPagesFreeContiguous(userText， initSize >> PAGE_SHIFT);//释放物理内存块
OsDeInitPCB(processCB);//删除PCB块
return ret;
}
``**解读** * 从代码中可以看出用户态的老祖宗创建过程有点意思，首先它的源头和内核态老祖宗一样都在OsMain. * 通过创建一个分离模式，优先级为10的系统任务SystemInit，来完成.任务的入口函数SystemInit()的实现由平台集成商来指定. 本篇采用了hi3516dv300的实现.也就是说用户态祖宗的创建是在sysTask.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE;//16K栈中完成的.这个任务归属于内核进程KProcess. * 用户态老祖宗的名字叫Init，优先级为28级. * 用户态的每个进程有独立的虚拟进程空间vmSpace，拥有独立的内存映射表(L1，L2表)，申请的内存需要重新映射，映射过程在内存系列篇中有详细的说明. *init创建了一个任务，任务的入口地址为__user_init_entry`，由编译器指定.
- 用户态进程是指应有程序运行的进程，通过动态加载ELF文件的方式启动.具体加载流程系列篇有讲解，不细说.用户态进程运行在用户空间，但通过系统调用可陷入内核空间.具体看这张图:
百篇博客分析.深挖内核地基
- 给鸿蒙内核源码加注释过程中，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，请多包涵，但会反复修正，持续更新，v**.xx 代表文章序号和修改的次数，精雕细琢，言简意赅，力求打造精品内容。
按功能模块:
| 基础工具 | 加载运行 | 进程管理 | 编译构建 |
|---|---|---|---|
| 双向链表 位图管理 用栈方式 定时器 原子操作 时间管理 |
ELF格式 ELF解析 静态链接 重定位 进程映像 |
进程管理 进程概念 Fork 特殊进程 进程回收 信号生产 信号消费 Shell编辑 Shell解析 |
编译环境 编译过程 环境脚本 构建工具 gn应用 忍者ninja |
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