开源鸿蒙内核源码分析系列 | 进程管理 | 家家有本难念的经（转载）

原文来自鸿蒙研究站：http://weharmonyos.com/blog/05.html

鸿蒙研究站网址：http://weharmonyos.com 

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KProcess fork 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)。

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)。

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。整个开源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，开源鸿蒙进程一共有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_Task
  • oom_task
  • system_wq
  • tcpip_thread
  • SendToSer
  • SendToTelnet
  • eth_irq_task
  • TouchEventHandler
  • USB_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。 

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， &param);// 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:

百文说内核 | 抓住主脉络

子曰：“诗三百，一言以蔽之，曰‘思无邪’。”——《论语》：为政篇。

百文相当于摸出内核的肌肉和器官系统，让人开始丰满有立体感，因是直接从注释源码起步，在开源鸿蒙内核源码加注释过程中，每每有心得处就整理，慢慢形成了以下文章。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。
百万汉字注解内核目的是要看清楚其毛细血管，细胞结构，等于在拿放大镜看内核。内核并不神秘，带着问题去源码中找答案是很容易上瘾的，你会发现很多文章对一些问题的解读是错误的，或者说不深刻难以自圆其说，你会慢慢形成自己新的解读，而新的解读又会碰到新的问题，如此层层递进，滚滚向前，拿着放大镜根本不愿意放手。

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。百篇博客系列思维导图结构如下：

根据上图的思维导图，我们未来将要和大家一一分享以上大部分关键技术点的博客文章。

百万汉字注解.精读内核源码

如果大家觉得看文章不过瘾，想直接撸代码的话，可以去下面四大码仓围观同步注释内核源码：

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github仓 ：

https://github.com/kuangyufei/kernel_liteos_a_note

codechina仓：

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写在最后

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