子曰：“若圣与仁，则吾岂敢。抑为之不厌，诲人不倦，则可谓云尔已矣。” 《论语》：述而篇
百篇博客系列篇.本篇为:
v21.xx 鸿蒙内核源码分析(线程概念篇) | 是谁在不断的折腾CPU
任务管理相关篇为:
- v03.06 鸿蒙内核源码分析(时钟任务) | 触发调度谁的贡献最大
- v04.03 鸿蒙内核源码分析(任务调度) | 任务是内核调度的单元
- v05.05 鸿蒙内核源码分析(任务管理) | 任务池是如何管理的
- v06.03 鸿蒙内核源码分析(调度队列) | 内核有多少个调度队列
- v07.08 鸿蒙内核源码分析(调度机制) | 任务是如何被调度执行的
- v21.07 鸿蒙内核源码分析(线程概念) | 是谁在不断的折腾CPU
- v25.05 鸿蒙内核源码分析(并发并行) | 听过无数遍的两个概念
- v32.03 鸿蒙内核源码分析(CPU) | 整个内核就是一个死循环
- v37.06 鸿蒙内核源码分析(系统调用) | 开发者永远的口头禅
- v41.03 鸿蒙内核源码分析(任务切换) | 看汇编如何切换任务
本篇说清楚任务的问题
在鸿蒙内核线程(thread)就是任务(task)，也可以叫作业.线程是对外的说法，对内就叫任务.跟王二毛一样， 在公司叫你王董，回到家里还有领导，就叫二毛啊.这多亲切.在鸿蒙内核是大量的task，很少看到thread，只出现在posix层.当一个东西理解就行.
读本篇之前建议先阅读
- 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
进程线程部分.
鸿蒙内核源码分析定位为深挖内核地基，构筑底层网图.就要见真身，剖真人.任务(LosTaskCB)原始真身如下，本篇一一剖析它，看看它的五脏六腑里到底是个啥.
typedef struct {
VOID *stackPointer; /**< Task stack pointer */ //内核态栈指针，SP位置，切换任务时先保存上下文并指向TaskContext位置
UINT16 taskStatus; /**< Task status */ //各种状态标签，可以拥有多种标签，按位标识
UINT16 priority; /**< Task priority */ //任务优先级[0:31]，默认是31级
UINT16 policy; //任务的调度方式(三种 .. LOS_SCHED_RR )
UINT16 timeSlice; /**< Remaining time slice *///剩余时间片
UINT32 stackSize; /**< Task stack size */ //非用户模式下栈大小
UINTPTR topOfStack; /**< Task stack top */ //非用户模式下的栈顶 bottom = top + size
UINT32 taskID; /**< Task ID */ //任务ID，任务池本质是一个大数组，ID就是数组的索引，默认 < 128
TSK_ENTRY_FUNC taskEntry; /**< Task entrance function */ //任务执行入口函数
VOID *joinRetval; /**< pthread adaption */ //用来存储join线程的返回值
VOID *taskSem; /**< Task-held semaphore */ //task在等哪个信号量
VOID *taskMux; /**< Task-held mutex */ //task在等哪把锁
VOID *taskEvent; /**< Task-held event */ //task在等哪个事件
UINTPTR args[4]; /**< Parameter， of which the maximum number is 4 */ //入口函数的参数 例如 main (int argc，char *argv[])
CHAR taskName[OS_TCB_NAME_LEN]; /**< Task name */ //任务的名称
LOS_DL_LIST pendList; /**< Task pend node */ //如果任务阻塞时就通过它挂到各种阻塞情况的链表上，比如OsTaskWait时
LOS_DL_LIST threadList; /**< thread list */ //挂到所属进程的线程链表上
SortLinkList sortList; /**< Task sortlink node */ //挂到cpu core 的任务执行链表上
UINT32 eventMask; /**< Event mask */ //事件屏蔽
UINT32 eventMode; /**< Event mode */ //事件模式
UINT32 priBitMap; /**< BitMap for recording the change of task priority， //任务在执行过程中优先级会经常变化，这个变量用来记录所有曾经变化
the priority can not be greater than 31 */ //过的优先级，例如 ..01001011 曾经有过 0，1，3，6 优先级
INT32 errorNo; /**< Error Num */
UINT32 signal; /**< Task signal */ //任务信号类型，(SIGNAL_NONE，SIGNAL_KILL，SIGNAL_SUSPEND，SIGNAL_AFFI)
sig_cb sig; //信号控制块，这里用于进程间通讯的信号，类似于 linux singal模块
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
UINT16 currCpu; /**< CPU core number of this task is running on */ //正在运行此任务的CPU内核号
UINT16 lastCpu; /**< CPU core number of this task is running on last time */ //上次运行此任务的CPU内核号
UINT16 cpuAffiMask; /**< CPU affinity mask， support up to 16 cores */ //CPU亲和力掩码，最多支持16核，亲和力很重要，多核情况下尽量一个任务在一个CPU核上运行，提高效率
UINT32 timerCpu; /**< CPU core number of this task is delayed or pended */ //此任务的CPU内核号被延迟或挂起
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP_TASK_SYNC == YES)
UINT32 syncSignal; /**< Synchronization for signal handling */ //用于CPU之间 同步信号
#endif
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP_LOCKDEP == YES) //死锁检测开关
LockDep lockDep;
#endif
#if (LOSCFG_KERNEL_SCHED_STATISTICS == YES) //调度统计开关，显然打开这个开关性能会受到影响，鸿蒙默认是关闭的
SchedStat schedStat; /**< Schedule statistics */ //调度统计
#endif
#endif
UINTPTR userArea; //使用区域，由运行时划定，根据运行态不同而不同
UINTPTR userMapBase; //用户模式下的栈底位置
UINT32 userMapSize; /**< user thread stack size ，real size : userMapSize + USER_STACK_MIN_SIZE */
UINT32 processID; /**< Which belong process *///所属进程ID
FutexNode futex; //实现快锁功能
LOS_DL_LIST joinList; /**< join list */ //联结链表，允许任务之间相互释放彼此
LOS_DL_LIST lockList; /**< Hold the lock list */ //拿到了哪些锁链表
UINT32 waitID; /**< Wait for the PID or GID of the child process */ //等待孩子的PID或GID进程
UINT16 waitFlag; /**< The type of child process that is waiting， belonging to a group or parent，
a specific child process， or any child process */
#if (LOSCFG_KERNEL_LITEIPC == YES)
UINT32 ipcStatus; //IPC状态
LOS_DL_LIST msgListHead; //消息队列头结点，上面挂的都是任务要读的消息
BOOL accessMap[LOSCFG_BASE_CORE_TSK_LIMIT];//访问图，指的是task之间是否能访问的标识，LOSCFG_BASE_CORE_TSK_LIMIT 为任务池总数
#endif
} LosTaskCB;结构体还是比较复杂，虽一一都做了注解，但还是不够清晰，没有模块化.这里把它分解成以下六大块逐一分析:
第一大块:多核CPU相关块
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES) //多CPU核支持
UINT16 currCpu; /**< CPU core number of this task is running on */ //正在运行此任务的CPU内核号
UINT16 lastCpu; /**< CPU core number of this task is running on last time */ //上次运行此任务的CPU内核号
UINT16 cpuAffiMask; /**< CPU affinity mask， support up to 16 cores */ //CPU亲和力掩码，最多支持16核，亲和力很重要，多核情况下尽量一个任务在一个CPU核上运行，提高效率
UINT32 timerCpu; /**< CPU core number of this task is delayed or pended */ //此任务的CPU内核号被延迟或挂起
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP_TASK_SYNC == YES)
UINT32 syncSignal; /**< Synchronization for signal handling */ //用于CPU之间 同步信号
#endif
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP_LOCKDEP == YES) //死锁检测开关
LockDep lockDep;
#endif
#if (LOSCFG_KERNEL_SCHED_STATISTICS == YES) //调度统计开关，显然打开这个开关性能会受到影响，鸿蒙默认是关闭的
SchedStat schedStat; /**< Schedule statistics */ //调度统计
#endif
#endif鸿蒙内核支持多CPU，谁都知道多CPU当然好，效率高，快嘛，但凡事有两面性，在享受一个东西带来好处的同时，也得承担伴随它一起带来的麻烦和风险.多核有哪些的好处和麻烦，这里不展开说，后续有专门的文章和视频说明.任务可叫线程，或叫作业.CPU就是做作业的，多个CPU就是有多个能做作业的，一个作业能一鼓作气做完吗?
答案是:往往不行，因为现实不允许，作业可以有N多，而CPU数量非常有限，所以经常做着A作业被老板打断让去做B作业.这老板就是调度算法.A作业被打断回来接着做的还会是原来那个CPU吗?
答案是:不一定. 变量cpuAffiMask叫CPU亲和力，它的作用是可以指定A的作业始终是同一个CPU来完成， 也可以随便，交给调度算法，分到谁就谁来，这方面可以不挑.
第二大块:栈空间
VOID *stackPointer; /**< Task stack pointer */ //内核态栈指针，SP位置，切换任务时先保存上下文并指向TaskContext位置.
UINT32 stackSize; /**< Task stack size */ //内核态栈大小
UINTPTR topOfStack; /**< Task stack top */ //内核态栈顶 bottom = top + size
UINTPTR userArea; //使用区域，由运行时划定，根据运行态不同而不同
UINTPTR userMapBase; //用户态下的栈底位置
UINT32 userMapSize; /**< user thread stack size ，real size : userMapSize + USER_STACK_MIN_SIZE */进程分内核态进程和用户态进程，这个区别表现在线程(任务)层面上就是
内核态进程下创建的任务只有内核态的栈空间，
OsTaskStackAlloc负责内核态栈空间的分配.OsTaskStackInit负责对内核态栈的初始化.//任务栈初始化，非常重要的函数，返回任务上下文 LITE_OS_SEC_TEXT_INIT VOID *OsTaskStackInit(UINT32 taskID， UINT32 stackSize， VOID *topStack， BOOL initFlag) { UINT32 index = 1; TaskContext *taskContext = NULL; if (initFlag == TRUE) { OsStackInit(topStack， stackSize); } taskContext = (TaskContext *)(((UINTPTR)topStack + stackSize) - sizeof(TaskContext));//上下文存放在栈的底部 /* initialize the task context */ //初始化任务上下文 #ifdef LOSCFG_GDB taskContext->PC = (UINTPTR)OsTaskEntrySetupLoopFrame; #else taskContext->PC = (UINTPTR)OsTaskEntry;//程序计数器，CPU首次执行task时跑的第一条指令位置 #endif taskContext->LR = (UINTPTR)OsTaskExit; /* LR should be kept， to distinguish it's THUMB or ARM instruction */ taskContext->resved = 0x0; taskContext->R[0] = taskID; /* R0 */ taskContext->R[index++] = 0x01010101; /* R1， 0x01010101 : reg initialed magic word */ //0x55 for (; index < GEN_REGS_NUM; index++) {//R2 - R12的初始化很有意思，为什么要这么做？ taskContext->R[index] = taskContext->R[index - 1] + taskContext->R[1]; /* R2 - R12 */ }//R[2]=R[2]<<1=0xAA #ifdef LOSCFG_INTERWORK_THUMB // 16位模式 taskContext->regPSR = PSR_MODE_SVC_THUMB; /* CPSR (Enable IRQ and FIQ interrupts， THUMNB-mode) */ #else //用于设置CPSR寄存器 taskContext->regPSR = PSR_MODE_SVC_ARM; /* CPSR (Enable IRQ and FIQ interrupts， ARM-mode) */ #endif #if !defined(LOSCFG_ARCH_FPU_DISABLE) /* 0xAAA0000000000000LL : float reg initialed magic word */ for (index = 0; index < FP_REGS_NUM; index++) { taskContext->D[index] = 0xAAA0000000000000LL + index; /* D0 - D31 */ } taskContext->regFPSCR = 0; taskContext->regFPEXC = FP_EN; #endif return (VOID *)taskContext; }可以看到，初始化了任务上下文(TaskContext)，并将任务上下文放在了栈底，初始化任务上下文目的是为了在运行阶段先初始化R0~R15，CPSR寄存器的值.
保存上下文和恢复上下文都是针对寄存器值而言的.这个工作是在内核态的栈中完成的，也就是说一个任务的上下文就是保存在任务的内核态栈中.
OsTaskStackInit的返回值将赋给stackPointer，即寄存器SP用户态进程下创建的任务除了有内核态的栈空间外，还有用户态栈空间.
//用户任务使用栈初始化 LITE_OS_SEC_TEXT_INIT VOID OsUserTaskStackInit(TaskContext *context， TSK_ENTRY_FUNC taskEntry， UINTPTR stack) { LOS_ASSERT(context != NULL); #ifdef LOSCFG_INTERWORK_THUMB context->regPSR = PSR_MODE_USR_THUMB; #else context->regPSR = PSR_MODE_USR_ARM;//工作模式:用户模式 + 工作状态:arm #endif context->R[0] = stack;//栈指针给r0寄存器 context->SP = TRUNCATE(stack， LOSCFG_STACK_POINT_ALIGN_SIZE);//异常模式所专用的堆栈 segment fault 输出回溯信息 context->LR = 0;//保存子程序返回地址 例如 a call b ，在b中保存 a地址 context->PC = (UINTPTR)taskEntry;//入口函数 }注意看里面的内容用户栈的初始化时修改了任务的上下文内容，任务的上下文内容是始终保存在内核栈中，注意这个不要搞混了.
OsUserTaskStackInit只是修改上下文地址中的内容.
context->SP的值被修改了，这个修改意味着任务被调度后首先是恢复上下文，即要重置SP寄存器的值，SP的值将被变成context->SP，由此就指向了用户栈空间运行
context->PC也被改变了，这意味着入口地址(代码段位置)也改变了.
context->LR默认是为0，不跳转到任务地方.
在后续每次调度上下文切换过程中，context的内容将不断的变化.
第三大块:资源竞争/同步
VOID *taskSem; /**< Task-held semaphore */ //task在等哪个信号量
VOID *taskMux; /**< Task-held mutex */ //task在等哪把锁
VOID *taskEvent; /**< Task-held event */ //task在等哪个事件
UINT32 eventMask; /**< Event mask */ //事件屏蔽
UINT32 eventMode; /**< Event mode */ //事件模式
FutexNode futex; //实现快锁功能
LOS_DL_LIST joinList; /**< join list */ //联结链表，允许任务之间相互释放彼此
LOS_DL_LIST lockList; /**< Hold the lock list */ //拿到了哪些锁链表
UINT32 signal; /**< Task signal */ //任务信号类型，(SIGNAL_NONE，SIGNAL_KILL，SIGNAL_SUSPEND，SIGNAL_AFFI)
sig_cb sig;公司的资源是有限的，CPU自己也是公司的资源，除了它还有其他的设备，比如做作业用的黑板，用户A，B，C都可能用到，狼多肉少，咋搞?
互斥量(taskMux，futex)能解决这个问题，办事前先拿锁，拿到了锁的爽了，没有拿到的就需要排队，在lockList上排队，注意lockList是个双向链表，它是内核最重要的结构体，开篇就提过，没印象的看 (双向链表篇)，上面挂都是等锁进房间的西门大官人.这是互斥量的原理，解决任务间资源紧张的竞争性问题.
另外一个是用于任务的同步的信号量(sig_cb)，任务和任务之间是会有关联的，现实生活中公司的A，B用户之间本身有业务往来的正常，CPU在帮B做作业的时候发现前置条件是需要A完成某项作业才能进行，这时B就需要主动让出CPU先办完A的事.这就是信号量的原理，解决的是任务间的同步问题.
第四大块:任务调度
前面说过了作业N多，做作业的只有几个人，单核CPU等于只有一个人干活.那要怎么分配CPU，就需要调度算法.
UINT16 taskStatus; /**< Task status */ //各种状态标签，可以拥有多种标签，按位标识
UINT16 priority; /**< Task priority */ //任务优先级[0:31]，默认是31级
UINT16 policy; //任务的调度方式(三种 .. LOS_SCHED_RR )
UINT16 timeSlice; /**< Remaining time slice *///剩余时间片
CHAR taskName[OS_TCB_NAME_LEN]; /**< Task name */ //任务的名称
LOS_DL_LIST pendList; /**< Task pend node */ //如果任务阻塞时就通过它挂到各种阻塞情况的链表上，比如OsTaskWait时
LOS_DL_LIST threadList; /**< thread list */ //挂到所属进程的线程链表上
SortLinkList sortList; /**< Task sortlink node */ //挂到cpu core 的任务执行链表上 是简单的先来后到(FIFO)吗? 当然也支持这个方式.鸿蒙内核用的是抢占式调度(policy)，就是可以插队，比优先级(priority)大小，[0，31]级，数字越大的优先级越低，跟考试一样，排第一才是最牛的.
鸿蒙排0的最牛! 想也想得到内核的任务优先级都是很高的，比如资源回收任务排第5，定时器任务排第0.够牛了吧.普通老百姓排多少呢?默认28级，惨!!!
另外任务有时间限制timeSlice，叫时间片，默认20ms，用完了会给你重置，发起重新调度，找出优先级高的执行，阻塞的任务(比如没拿到锁的，等信号量同步的，等读写消息队列的)都挂到pendList上，方便管理.
第五大块:任务间通讯
#if (LOSCFG_KERNEL_LITEIPC == YES)
UINT32 ipcStatus; //IPC状态
LOS_DL_LIST msgListHead; //消息队列头结点，上面挂的都是任务要读的消息
BOOL accessMap[LOSCFG_BASE_CORE_TSK_LIMIT];//访问图，指的是task之间是否能访问的标识，LOSCFG_BASE_CORE_TSK_LIMIT 为任务池总数
#endif这个很重要，解决任务间通讯问题，要知道进程负责的是资源的管理功能，什么意思?就是它不并负责内容的生产和消费，它只负责管理确保你的内容到达率和完整性.生产者和消费者始终是任务.进程管了哪些东西系列篇有专门的文章，请自行翻看.
liteipc是鸿蒙专有的通讯消息队列实现.简单说它是基于文件的，而传统的ipc消息队列是基于内存的.有什么区别也不在这里讨论，已有专门的文章分析.
第六大块:辅助工具
要知道任务对内核来说太重要了，是任务让CPU忙里忙外的，那中间出差错了怎么办，怎么诊断你问题出哪里了，就需要一些工具，比如死锁检测，比如占用CPU，内存监控 如下:
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP_LOCKDEP == YES) //死锁检测开关
LockDep lockDep;
#endif
#if (LOSCFG_KERNEL_SCHED_STATISTICS == YES) //调度统计开关，显然打开这个开关性能会受到影响，鸿蒙默认是关闭的
SchedStat schedStat; /**< Schedule statistics */ //调度统计
#endif以上就是任务的五脏六腑，看清楚它鸿蒙内核的影像会清晰很多!
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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