指令是穩定的，但指令序列是變化的，只有這樣計算機才能夠實現用計算來解決一切問題這個目標。計算是穩定的，但計算的數據是多變的，多態的，地址是數據，控制信號也是數據.指令集本身也是數據(固定的數據).只有這樣才能夠讓計算機不必修改基礎架構卻可以適應不斷發展變化的技術革命。
cpu是負責執行指令的，誰能給它指令?是線程(也叫任務)， 任務是內核的調度單元，調度到哪個任務CPU就去執行哪個任務的指令. 要執行指令就要有個取指令的開始地址. 開始地址就是大家所熟知的main函數.一個程序被加載解析后內核會在ELF中找到main函數的位置，并自動創建一個線程，指定線程的入口地址為main函數的地址，由此開始了取指，譯指，執指之路.多線程內核是怎么處理的? 一樣的， 以JAVA舉例，對內核來說 new thread中的run() 函數 和 main() 并沒有區別. 都是一個線程(任務)的執行入口. 注意在系列篇中反復的說任務就是線程，線程就是任務，它們是一個東西在不同層面上的描述.對應用層說線程，對內核層說任務. 有多少個線程就會有多少個入口，它們統一接受調度算法的調度， 調度算法只認優先級的高低，不會管你是main() 還是 run() 而區別對待.
定時器的實現也是通過任務實現的，只不過是個系統任務
OsSwtmrTaskCreate，優先級最高，和入口地址OsSwtmrTask由系統指定.所以理解CPU就要先理解任務，任務是理解內核的主線，把它搞明白了分析內核就輕輕松松，事半功倍了.看似高深的CPU只不過是摟草打兔子.不相信?那就看看內核對CPU是怎么描述的吧.本篇就圍繞這個結構體展開說.
Percpu
percpu變量，顧名思義，就是對于同一個變量，每個cpu都有自己的一份，它可以被用來存放一些cpu獨有的數據，比如cpu的id，cpu上正在運行的任務等等.
Percpu g_percpu[LOSCFG_KERNEL_CORE_NUM];//CPU核描述符，描述每個CPU的信息.
typedef struct {//內核對cpu的描述
SortLinkAttribute taskSortLink; /* task sort link */ //掛等待和延時的任務
SortLinkAttribute swtmrSortLink; /* swtmr sort link */ //掛定時器
UINT32 idleTaskID; /* idle task id */ //空閑任務ID 見于 OsIdleTaskCreate
UINT32 taskLockCnt; /* task lock flag */ //任務鎖的數量，當 > 0 的時候，需要重新調度了
UINT32 swtmrHandlerQueue; /* software timer timeout queue id */ //軟時鐘超時隊列句柄
UINT32 swtmrTaskID; /* software timer task id */ //軟時鐘任務ID
UINT32 schedFlag; /* pending scheduler flag */ //調度標識 INT_NO_RESCH INT_PEND_RESCH
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
UINT32 excFlag; /* cpu halt or exc flag */ //CPU處于停止或運行的標識
#endif
} Percpu;
至于 g_percpu的值怎么來的，因和編譯過程相關，將在后續編譯篇中說明.
Percpu結構體不復雜，但很重要，一個一個掰開了說.
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taskSortLink是干什么用的? 一個任務在運行過程中，經常會主動或被動停止，而進入等待狀態.主動停止情況， 例如:主動delay300毫秒，這是應用層很常見的操作.
被動停止情況， 例如:申請互斥鎖失敗，等待某個事件發生.
發生這些情況時任務將被掛到taskSortLink上.這些任務可能來自不同的進程，但都是因為在被這個CPU執行時停下來了，等著再次被它執行.下圖很清晰的看出在哪種情況下會被記錄在案.
UINT32 OsTaskWait(LOS_DL_LIST *list， UINT32 timeout， BOOL needSched)
{
LosTaskCB *runTask = NULL;
LOS_DL_LIST *pendObj = NULL;
runTask = OsCurrTaskGet();//獲取當前任務
OS_TASK_SCHED_QUEUE_DEQUEUE(runTask， OS_PROCESS_STATUS_PEND);//將任務從就緒隊列摘除，并變成阻塞狀態
pendObj = &runTask->pendList;
runTask->taskStatus |= OS_TASK_STATUS_PEND;//給任務貼上阻塞任務標簽
LOS_ListTailInsert(list， pendObj);//將阻塞任務掛到list上，，這步很關鍵，很重要!
if (timeout != LOS_WAIT_FOREVER) {//非永遠等待的時候
runTask->taskStatus |= OS_TASK_STATUS_PEND_TIME;//阻塞任務再貼上在一段時間內阻塞的標簽
OsAdd2TimerList(runTask， timeout);//把任務加到定時器鏈表中
}
if (needSched == TRUE) {//是否需要調度
OsSchedResched();//申請調度，里面直接切換了任務上下文，至此任務不再往下執行了.
if (runTask->taskStatus & OS_TASK_STATUS_TIMEOUT) {//這條語句是被調度再次選中時執行的，和上面的語句可能隔了很長時間，所以很可能已經超時了
runTask->taskStatus &= ~OS_TASK_STATUS_TIMEOUT;//如果任務有timeout的標簽，那么就去掉那個標簽
return LOS_ERRNO_TSK_TIMEOUT;
}
}
return LOS_OK;
}
LITE_OS_SEC_TEXT STATIC INLINE VOID OsAdd2TimerList(LosTaskCB *taskCB， UINT32 timeOut)
{
SET_SORTLIST_VALUE(&taskCB->sortList， timeOut);//設置idxRollNum的值為timeOut
OsAdd2SortLink(&OsPercpuGet()->taskSortLink， &taskCB->sortList);//將任務掛到定時器排序鏈表上
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)//注意:這里的排序不是傳統意義上12345的排序，而是根據timeOut的值來決定放到CPU core哪個taskSortLink[0:7]鏈表上
taskCB->timerCpu = ArchCurrCpuid();
#endif
}
OsAdd2SortLink，將任務掛到排序鏈表上，因等待時間不一樣，所以內核會對這些任務按時間長短排序.
- 定時器相關三個變量，在系列篇定時器機制篇中已有對定時器的詳細描述，可前往以下查看.
看完后就不難理解以下三個的作用了.
SortLinkAttribute swtmrSortLink;//CPU要處理的定時器鏈表
UINT32 swtmrHandlerQueue; //隊列中放各個定時器的響應函數
UINT32 swtmrTaskID; // 其實就是 OsSwtmrTaskCreate
搞明白定時器的機制只需搞明白: 定時器(SWTMR_CTRL_S)，定時任務(swtmrTaskID)，定時器響應函數(SwtmrHandlerItem)，定時器處理隊列swtmrHandlerQueue 四者的關系就可以了.
一句話概括:定時任務swtmrTaskID是個系統任務，優先級最高，它循環讀取隊列swtmrHandlerQueue中的已到時間的定時器(SWTMR_CTRL_S)，并執行定時器對應的響應函數SwtmrHandlerItem.
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idleTaskID空閑任務，注意這又是個任務，每個cpu核都有屬于自己的空閑任務，cpu沒事干的時候就待在里面.空閑任務長什么樣?Look!
//創建一個空閑任務
LITE_OS_SEC_TEXT_INIT UINT32 OsIdleTaskCreate(VOID)
{
UINT32 ret;
TSK_INIT_PARAM_S taskInitParam;
Percpu *perCpu = OsPercpuGet();//獲取CPU信息
UINT32 *idleTaskID = &perCpu->idleTaskID;//每個CPU都有一個空閑任務
(VOID)memset_s((VOID *)(&taskInitParam)， sizeof(TSK_INIT_PARAM_S)， 0， sizeof(TSK_INIT_PARAM_S));//任務初始參數清0
taskInitParam.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)OsIdleTask;//入口函數
taskInitParam.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_IDLE_STACK_SIZE;//任務棧大小 2K
taskInitParam.pcName = "Idle";//任務名稱 叫pcName有點怪怪的，不能換個撒
taskInitParam.usTaskPrio = OS_TASK_PRIORITY_LOWEST;//默認最低優先級 31
taskInitParam.uwResved = OS_TASK_FLAG_IDLEFLAG;//默認idle flag
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)//CPU多核情況
taskInitParam.usCpuAffiMask = CPUID_TO_AFFI_MASK(ArchCurrCpuid());//每個idle任務只在單獨的cpu上運行
#endif
ret = LOS_TaskCreate(idleTaskID， &taskInitParam);//創建task并申請調度，
OS_TCB_FROM_TID(*idleTaskID)->taskStatus |= OS_TASK_FLAG_SYSTEM_TASK;//設置task狀態為系統任務，系統任務運行在內核態.
//這里說下系統任務有哪些?比如: idle，swtmr(軟時鐘)，資源回收等等
return ret;
}
LITE_OS_SEC_TEXT WEAK VOID OsIdleTask(VOID)
{
while (1) {//只有一個死循環
#ifdef LOSCFG_KERNEL_TICKLESS //低功耗模式開關， idle task 中關閉tick
if (OsTickIrqFlagGet()) {
OsTickIrqFlagSet(0);
OsTicklessStart();
}
#endif
Wfi();//WFI指令:arm core 立即進入low-power standby state，等待中斷，進入休眠模式。
}
}
OsIdleTask是一個死循環，只有一條匯編指令Wfi. 啥意思?
WFI(Wait for interrupt):等待中斷到來指令. WFI一般用于cpuidle，WFI 指令是在處理器發生中斷或類似異常之前不需要做任何事情。具體在 自旋鎖篇 中有詳細描述，可前往查看.
說到死循環，這里多說一句，從宏觀尺度上來理解，整個內核就是一個死循環.因為有 軟硬中斷/異常 使得內核能活躍起來，能跳到不同的地方去執行，執行完了又會沉寂下去，等待新的觸發到來.
這句話能理解嗎 ?
taskLockCnt這個簡單，記錄等鎖的任務數量.任務在運行過程中優先級是會不斷地變化的， 例如 高優先級的A任務在等某鎖，但持有鎖的一方B任務優先級低，這時就會調高B的優先級至少到A的等級，提高B被調度算法命中的概率，如此就能快速的釋放鎖交給A運行.taskLockCnt記錄被CPU運行過的正在等鎖的任務數量.schedFlag調度的標簽.
typedef enum {
INT_NO_RESCH = 0， /* no needs to schedule *///不需要調度
INT_PEND_RESCH， /* pending schedule flag *///阻止調度
} SchedFlag;
調度并不是每次都能成功的，在某些情況下內核會阻止調度進行.例如:OS_INT_ACTIVE硬中斷發生的時候.
STATIC INLINE VOID LOS_Schedule(VOID)
{
if (OS_INT_ACTIVE) {//發生硬件中斷，調度被阻塞
OsPercpuGet()->schedFlag = INT_PEND_RESCH;//
return;
}
OsSchedPreempt();//搶占式調度
}
-
excFlag標識CPU的運行狀態，只在多核CPU下可見.
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
typedef enum {
CPU_RUNNING = 0， /* cpu is running */ //CPU正在運行狀態
CPU_HALT， /* cpu in the halt */ //CPU處于暫停狀態
CPU_EXC /* cpu in the exc */ //CPU處于異常狀態
} ExcFlag;
#endif
以上為內核對CPU描述的全貌，不是很復雜.多CPU的協同工作部分在后續篇中介紹.
寫在最后
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