Linux0.11内核进程数据结构

1. 进程结构

    union task_union{
     struct task_struct task ;
     char stack[PAGE_SIZE]  ;
  }
  这实际上是一个内存页，页的底部是进程控制块结构。其余部分是作为进程的内核态堆栈使用。

 

2. task 数组

struct task_struct * task[NR_TASKS] ={&(init_task.task), };

这个数组中存储的是task_struct结构的指针，但是实际上数组中的每一项都指着一块内存页。

3. 任务段数据 

struct tss_struct {

       long back_link;      /*16 high bits zero */

       long esp0;

       long ss0;         /*16 high bits zero */

       long esp1;

       long ss1;         /*16 high bits zero */

       long esp2;

       long ss2;         /*16 high bits zero */

       long cr3;

       long eip;

       long eflags;

       long eax,ecx,edx,ebx;

       long esp;

       long ebp;

       long esi;

       long edi;

       long es;          /*16 high bits zero */

       long cs;          /*16 high bits zero */

       long ss;           /*16 high bits zero */

       long ds;          /*16 high bits zero */

       long fs;           /*16 high bits zero */

       long gs;          /*16 high bits zero */

       long ldt;         /*16 high bits zero */

       long trace_bitmap;  /*bits: trace 0, bitmap 16-31 */

       structi387_struct i387;        

};

4. 进程控制块

    

struct task_struct {

/*----------------------- these are hardcoded - don'ttouch -----------------------*/

       longstate;       // 进程运行状态（-1不可运行，0可运行，>0以停止）

       longcounter;  // 任务运行时间片，递减到0是说明时间片用完

       longpriority;  // 任务运行优先数，刚开始是counter＝priority

       long signal;     // 任务的信号位图，信号值=偏移+1

       structsigaction sigaction[32];       //信号执行属性结构，对应信号将要执行的操作和标志信息

       longblocked;  // 信号屏蔽码

/*----------------------------------- variousfields--------------------------------- */

       intexit_code;  // 任务退出码，当任务结束时其父进程会读取

       unsigned longstart_code,end_code,end_data,brk,start_stack;

              // start_code   代码段起始的线性地址

              //end_code     代码段长度

              //end_data      代码段长度+数据段长度

              //brk             代码段长度+数据段长度+bss段长度

              //start_stack   堆栈段起始线性地址

       longpid,father,pgrp,session,leader;      

              //pid       进程号

              //father   父进程号

              //pgrp     父进程组号

              //session 会话号

              //leader 会话首领

       unsigned shortuid,euid,suid;

              //uid       用户标id

              //euid     有效用户id

              //suid     保存的用户id

       unsigned shortgid,egid,sgid;

              //gid       组id

              //egid     有效组id

// sgid     保存组id

       longalarm;     // 报警定时值

       longutime,stime,cutime,cstime,start_time;

              // utime   用户态运行时间

              //stime    内核态运行时间

              //cutime  子进程用户态运行时间

              //cstime  子进程内核态运行时间

              //start_time    进程开始运行时刻

       unsigned shortused_math;     // 标志，是否使用了387协处理器

/* ----------------------------------file systeminfo-------------------------------- */

       inttty;            // 进程使用tty的子设备号，-1表示没有使用

       unsigned shortumask;    //文件创建属性屏蔽码

       struct m_inode* pwd;   // 当前工作目录的i节点

       struct m_inode* root;    // 根目录的i节点

       struct m_inode* executable;  // 可执行文件的i节点

       unsigned longclose_on_exec; // 执行时关闭文件句柄位图标志

       struct file *filp[NR_OPEN]; // 进程使用的文件

/*------------------ ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2- ds&ss -------------------*/

       structdesc_struct ldt[3];        // 本任务的ldt表，0-空，1-代码段，2-数据和堆栈段

/* ---------------------------------tss for this task---------------------------------*/

       structtss_struct tss;        // 本任务的tss段

};

5. linux进程结构

   
      (1)  在linux中gdt中的每一项，都有两个表项，一个是ldt描述符，另一个是tss描述符。
      (2)  在task数组中占有一项，每一项是一个物理页面，物理内存页面底端是进程控制块，内存页面的其余部分是内核态堆栈。
      (3)  task数组中的表项和gdt中的表项是一一对应的。对于一个在task数组中的任务项是nr的任务来说，它的tss描述符在gdt中描述符
            的位置是,gdtr + 3*8 + 16 * nr，ldt描述符在gdt中的描述符的位置是 gdtr + 3 * 8 + 16 * nr + 8。
      (4) 对应于表项为nr的进程，它对应的页目录项是16 * nr --------16* (nr + 1)。
     

6. 进程0 
   

    进程0是一个特殊的进程，它是所有进程的祖先进程，所有其他的进程都是复制进程0或者其后代进程产生的。但是进程0不是。
    下面主要讲一下进程0的创建顺序：
    (1) 进程控制块和页目录页表的手动创建
                   
     以下就是一个任务的初始过程

#define INIT_TASK \
/* state etc */    { 0,15,15, \    
/* signals */    0,{{},},0, \
/* ec,brk */    0,0,0,0,0,0, \
/* pid etc.. */    0,-1,0,0,0, \
/* uid etc */    0,0,0,0,0,0, \
/* alarm */    0,0,0,0,0,0, \
/* math */    0, \
/* fs info */    -1,0022,NULL,NULL,NULL,0, \
/* filp */    {NULL,}, \
    { \
        {0,0}, \                // ldt第0项是空
/* ldt */    {0x9f,0xc0fa00}, \        //代码段长640K,基地0,G=1,D=1,DPL=3,P=1,TYPE=0x0a
        {0x9f,0xc0f200}, \        //数据段长640K，基地0，G=1, D=1, DPL=3,P=1, TYPE=0x02
    }, \
/*tss*/    {0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,\
        // esp0 = PAGE_SIZE+(long)&init_task    内核态堆栈指针初始化为页面最后
        // ss0 = 0x10    内核态堆栈的段选择符，指向系统数据段描述符，进程0的进程控制
        //            块和内核态堆栈都在system模块中
        // cr3 = (long)&pg_dir 页目录表，其实linux0.11所有进程共享一个页目录表
     0,0,0,0,0,0,0,0, \
     0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \
     _LDT(0),0x80000000, \    // ldt表选择符指向gdt中的LDT0处
        {} \
    }, \
}

   
  进程0的数据段基址为0，段限长为640KB，代码段基址为0，段限长为640KB。任务0的数据段和代码段和系统的代码段和数据段是重合的。
  进程0的内核态堆栈和进程控制块都是位于系统模块内。
  
(2)在main模块中调用了，sched_init()函数加载了进程0的进程0的tss段描述符，ldt段描述符，并且加载TR寄存器，使它指向进程0的tss段，这时候
         进程0才完成了启动。
   
    

/*****************************************************************************/
/* 功能：    1.    初始化task数组和GDT（包括设置进程1的LDT和TSS）            */
/*            2.    加载TR和IDTR寄存器                                        */
/*            3.    设置时钟中断门和系统调用中断门                                */
/* 参数：    （无）                                                            */
/* 返回：    （无）                                                            */
/*****************************************************************************/
void sched_init(void)
{
    int i;
    struct desc_struct * p;

    if (sizeof(struct sigaction) != 16)
        panic("Struct sigaction MUST be 16 bytes");
// 在gdt中设置进程0的tss段描述符
    set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss));
// 在gdt中设置进程0的ldt段描述符
    set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt));
// 下面的循环把gdt和task中其他的项清空
    p = gdt+2+FIRST_TSS_ENTRY;
    for(i=1;i<NR_TASKS;i++) {
        task[i] = NULL;
        p->a=p->b=0;
        p++;
        p->a=p->b=0;
        p++;
    }
/* Clear NT, so that we won't have troubles with that later on */
    __asm__("pushfl ; andl $0xffffbfff,(%esp) ; popfl");
    ltr(0);    // 把进程0的tss段加载到TR寄存器
    lldt(0);    // 把进程0的ldt段加载到IDTR寄存器。
            // 这是将gdt中进程0的ldt描述符对应的选择符加载到TR中。CPU将
            // 选择符加载到可见部分，将tss的基地址和段长等加载到不可见部分。
            // TR寄存器只在这里明确加载一次，以后新任务ldt的加载是CPU根据
            // TSS段中LDT字段自动加载。
// 初始化8253定时器
    outb_p(0x36,0x43);        /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */
    outb_p(LATCH & 0xff , 0x40);    /* LSB */
    outb(LATCH >> 8 , 0x40);    /* MSB */
    set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);        // 设置时钟中断门
    outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);
    set_system_gate(0x80,&system_call);        // 设置系统调用中断门
}

    (3)切换回用户态。
    

// 把进程0从内核态切换到用户态去执行，使用的方法是模拟中断调用返回
// 利用指令iret完成特权级的转变。
#define move_to_user_mode() \
__asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t" \        // 当前堆栈指针保存到eax中
"pushl $0x17\n\t" \    // 当前堆栈段选择符0x17入栈，它指向进程0的数据段描述符// 因为进程0的代码段、数据段、内核代码段、数据段4者重
// 合，所以它指向的仍然是内核模块区域。
    "pushl %%eax\n\t" \    // 把当前堆栈指针入栈。这样模拟外层堆栈的SS:ESP。
                        // 由于进程0数据段选择符0x17对应的还是内核模块，和
// 内核数据段选择符0x10的差别仅在与对应描述符的dpl和
// 本身rpl的不同，所以外层堆栈指针指向的还是原来的堆栈
// 即user_stack
    "pushfl\n\t" \            // eflags入栈
    "pushl $0x0f\n\t" \        // 进程0代码段选择符入栈，模拟返回的CS
    "pushl $1f\n\t" \        // 下面标号1的偏移地址入栈，模拟返回的EIP
                        // 也是由于4段重合，所以这里返回的CS对应的段的基地址与
                        // 内核代码段基地址一样，都是0，故将返回的CS:EIP就是下
                        // 面标号1处。
    "iret\n" \                // 中断返回。由于当前CPL=0，将返回的CS的RPL=3，所以
                        // 不仅仅要改变CS，EIP，还要发生堆栈切换（但实际上堆栈
// 还是user_stack)，同时CPL变成3。
    "1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t" \    // 把数据段寄存器的值设为进程0的数据段
    "movw %%ax,%%ds\n\t" \
    "movw %%ax,%%es\n\t" \
    "movw %%ax,%%fs\n\t" \
    "movw %%ax,%%gs" \
    :::"ax")

  

7. 用fork创建进程

   除了进程0，所有其他的进程都是由fork()系统调用创建的，子进程是通过复制父进程的数据和代码而产生的。
   创建结束之后，子进程与父进程的代码和数据共享，但是子进程有自己的进程控制块，内核堆栈和页表。
  
  一个进程需要以下三中数据结构
   (1) 进程控制块 task__struct。
   (2) gdt中的tss和ldt描述符。
   (3)页目录项和页表项。
    所以fork系统调用的任务就是创建进程的上述三个部分。
    sys_fork()函数分两步实现，第一步首先调用,find_empty_process()函数，第二步调用 copy_process()函数，复制进程。

  

_sys_fork:
// 第一步，调用find_empty_process()函数，找task[]中的空闲项。
// 找到后数组下标放在eax中。如果没找到直接跳转到ret指令。
    call _find_empty_process
    testl %eax,%eax
    js 1f
    push %gs        // 中断时没有入栈的寄存器入栈，
// 作为copy_process() 函数的参数
    pushl %esi
    pushl %edi
    pushl %ebp
    pushl %eax
 // 第二步，调用copy_process() 函数复制进程。
    call _copy_process    
    addl $20,%esp
1:    ret

  内存复制函数
   

copy_mem

/*****************************************************************************/
/*    功能：设置新进程的LDT项（数据段描述符和代码段描述符）中的基地址部分     */
/*          并且复制父进程（也就是当前进程）的页目录和页表，                      */
/*          实现父子进程数据代码共享                                              */
/*    参数：    nr    新进程任务数组下标                                             */
/*            p    新进程的进程控制块                                             */
/*    返回：    0 （成功），    -ENOMEM（出错）                                     */
/*****************************************************************************/

int copy_mem(int nr,struct task_struct * p)
{
    unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;
    unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;

    code_limit=get_limit(0x0f);    // 取当前进程代码段长度
    data_limit=get_limit(0x17);    // 取当前进程数据段长度
    old_code_base = get_base(current->ldt[1]);    // 取当前进程代码段基地址，这是线性地址
    old_data_base = get_base(current->ldt[2]);    // 取当前进程数据段基地址，这是线性地址
    // 0.11进程代码段和数据段基地址必须重合
if (old_data_base != old_code_base)
        panic("We don't support separate I&D");
    //0.11中数据段代码段的基地址是重合的，都是nr*64M（nr是task[]数组下标），所以
    //数据段的长度肯定大于代码段长度。而且 copy_page_tables()传入的是data_limit，这
    // 把代码和数据都包含进去了。
    if (data_limit < code_limit)
        panic("Bad data_limit");
    // 新进程的代码段基地址 = 数据段基地址 = 64M*nr
    new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000;
    // 设置进程的起始线性地址
    p->start_code = new_code_base;
    // 设置新进程的ldt项。在copy_process()中完全复制父进程的ldt，所以
    // 只需重新设置ldt的基地址字段，其他字段和父进程一样
    set_base(p->ldt[1],new_code_base);
    set_base(p->ldt[2],new_data_base);
    // 把线性地址old_data_base处开始，一共data_limit个字节的内存对应的页目录、
// 页表复制到线性地址new_data_base。这里仅仅复制相关的页目录和页表，使它们
// 指向同一个物理页面，实现父子进程数据代码共享。
    if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) {
        free_page_tables(new_data_base,data_limit);
        return -ENOMEM;
    }
    return 0;
}

复制进程

/*****************************************************************************/
/*    功能：复制进程，把当前进程current复制到task[nr]                             */
/*    参数：当前进程（current）内核堆栈的所有内容                                 */
/*          当前进程内核堆栈保存了所有寄存器的值，在程序中要把这些寄存器的值     */
/*          全部复制给子进程，从而给子进程创造和父进程一样的运行环境             */
/*    返回：子进程pid                                                             */
/*****************************************************************************/
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
        long ebx,long ecx,long edx,
        long fs,long es,long ds,
        long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
    struct task_struct *p;
    int i;
    struct file *f;
// 在主内存区申请一页新的内存，用来放置子进程的task_struct和内核堆栈
// get_free_page()返回的是物理地址
    p = (struct task_struct *) get_free_page();
    if (!p)
        return -EAGAIN;
// 设置task数组中相关项
    task[nr] = p;
// 下面的赋值语句仅仅把父基础的task_struct部分全部复制给子进程
// 注意：仅仅复制task_struct部分，内核堆栈不复制，因此子程序的内核堆栈
//          是空的，这也是我们希望的
    *p = *current;    /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
// 下面的很多赋值语句修改子进程的task_struct中若干字段
// 这些字段跟父进程是有差别的
    p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;    //子进程设为不可中断状态
    p->pid = last_pid;            // 设置子进程pid
    p->father = current->pid;    // 把当前进程pid舍为子进程的father
    p->counter = p->priority;    // 继承父亲的优先级
    p->signal = 0;
    p->alarm = 0;
    p->leader = 0;        /* process leadership doesn't inherit */
    p->utime = p->stime = 0;
    p->cutime = p->cstime = 0;
    p->start_time = jiffies;    // 子进程开始时间
    p->tss.back_link = 0;
// 子进程的内核堆栈指针设置为task_struct所在页面的最高端
    p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p;    
// 子进程的内核堆栈选择符为0x10，指向GDT中系统数据段。
// 注意 虽然子进程的内核堆栈位于内核system模块外，在主内存区，但是因为系统数据段
//        基地址为0，限长为16M，函概了所有物理内存，故子进程内核堆栈也位于系统数
//        段内。esp0要的是段内偏移，也是因为系统数据段基地址为0，物理地址
//        PAGE_SIZE + (long) p 也是段内偏移。
p->tss.ss0 = 0x10;
// 把父进程系统调用返回地址赋给子进程当前运行的eip。这样当子进程被调度程序选中
// 后他从fork返回地址处开始执行。
    p->tss.eip = eip;
    p->tss.eflags = eflags;
// eax是函数返回值存放的地方，把子进程的eax设置为0，这样fork在子进程中返回的是0。
// 注意 子进程并没有执行fork()函数，子进程的系统堆栈没有进行过操作，当然不会有像
//        父进程那样的fork函数调用。但是当子进程开始运行时，就好像它从fork中返回。
    p->tss.eax = 0;        
    p->tss.ecx = ecx;
    p->tss.edx = edx;
    p->tss.ebx = ebx;
    p->tss.esp = esp;    // 用户堆栈指针和父进程一样，子进程完全复制父进程的用户堆栈
    p->tss.ebp = ebp;
    p->tss.esi = esi;
    p->tss.edi = edi;
    p->tss.es = es & 0xffff;
    p->tss.cs = cs & 0xffff;
    p->tss.ss = ss & 0xffff;
    p->tss.ds = ds & 0xffff;
    p->tss.fs = fs & 0xffff;
    p->tss.gs = gs & 0xffff;
// 设置子进程的ldt。从这里可以看到，task下标为nr的进程在GDT中的2项一定是
// _LDT(nr)和_TSS(nr)。task[]中的项和GDT中的2项一一对应。
    p->tss.ldt = _LDT(nr);
    p->tss.trace_bitmap = 0x80000000;
    if (last_task_used_math == current)
        __asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387));
// 在copy_mem函数中设置子进程的代码段描述符，数据段描述符，并且复制父进程的
// 页目录、页表。实现和父进程代码数据的共享。
    if (copy_mem(nr,p)) {
        task[nr] = NULL;
        free_page((long) p);
        return -EAGAIN;
    }
// 子进程继承父进程打开的文件，所以文件引用数目要加一
    for (i=0; i<NR_OPEN;i++)
        if (f=p->filp[i])
            f->f_count++;
// 子进程继承父进程的工作目录、根目录和可执行文件，所以引用数目加一
    if (current->pwd)
        current->pwd->i_count++;
    if (current->root)
        current->root->i_count++;
    if (current->executable)
        current->executable->i_count++;
// GDT中对应位置（和nr对应）放入子进程的TSS描述符、LDT描述符
    set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
    set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
// 最后把子进程的状态设置为可运行状态，这样子进程可以被调度
    p->state = TASK_RUNNING;    /* do this last, just in case */
// 父进程返回子进程的pid
    return last_pid;
}

 

8. 进程的结束

进程结束的时候，需要关闭的资源主要有：
  (1)  释放所有的物理页面。（子进程自己清除）
  (2)  关闭所有打开的文件。（子进程自己清除）
  (3)  清除task[]中的相应的项。（父进程自己清除）

  子进程通过exit()清除前面两个选项，将自身的状态变为TASK_ZOMBIE 。
  父进程通过调用waitpid()将task[] 数组清空。


   一个进程的经过exit()之后，物理页表被清除，页表页目录项也被清除，但是它的进程控制块和内核堆栈还在，，
  此时进程的状态变为TASK_ZOMBIE，不会再被处理器处理。不被处理但是还占用着task数组中的一个表项，这
 就成为了僵尸进程。

    子进程调用了exit()函数之后，就通知父进程，父进程调用waitpid()来清除 task数组中的表项。但是很有可能，
    父进程没有执行waitpid()操作，情况如下：
   (1) 父进程早于子进程执行exit()函数。
   (2) 子进程僵死，但是父进程没有调用waitpid()操作。
   (3) 父进程调用了waitpid()，但是因为某种愿意没有释放资源。
   
   解决方法：
    如果父进程无法释放资源，那么就让进程1来释放资源。
    当一个父进程早于子进程exit()的时候，它把所有的子进程过继给父进程。