Linux内核剖析之进程简介

来源：互联网发布：淘宝怎么买万艾可编辑：程序博客网时间：2024/05/22 17:02

1、概念

1.1 什么是进程？

进程是程序执行的一个实例，可以看作充分描述程序已经执行到何种程度的数据结构的汇集。

从内核观点看，进程的目的就是担当分配系统资源（CPU时间，内存等）的实体。

我们熟悉的fork()库函数，它有两种用法：

(1)、一个父进程希望复制自己，使父子进程执行不同的代码段，常用于网络服务程序。

(2)、一个进程要执行一个不同的程序，fork()后立即exec()，如shell。

1.2 什么是线程？

有时候，一个进程希望有多个执行流，如一款麻将游戏，三个由电脑控制的人都应被看做是“独立思考的”，它们需要并行工作。但它们又不是完全无关的，不能设计成单独的进程。所以就需要比进程更小的单位，它们独立被调度，又共享一些资源。

1.3 Linux内核如何实现线程？

Linux内核并没有标准的线程，linux使用轻量级进程的方式实现线程，也可以认为轻量级进程就是Linux线程。

所谓轻量级进程，就是它的资源并不是独享的，而是与一组轻量级进程共享。这就是线程组。

getpid()、kill()、_exit()这样的一些系统调用，对线程组整体起作用。

仅仅这些内核这些功能还远远不够，必须有用户线程库的支持。线程库使用户看起来，线程和进程是独立的概念。

POSIX兼容的pthread库：LinuxThreads，Native Posix Thread Library（NPTL）、IBM的Next Generation Posix Threading Package（NGPT）

线程使用独立于进程的一套库，pthread_create(...)，pthread_exit(...)，pthread_join(...), pthread_cancel(...)

2、预备知识：进程描述符task_struct

内核将关于一个进程的所有信息放在一个结构体里以方便管理。

严格的一一对应，进程，轻量级进程，内核线程。

想一想，一个进程会有哪些信息？【include/linux/sched.h: struct task_struct】

进程标识符PID：使用唯一的数字来标识当前进程，task_struct的pid字段用来存放pid，进程按创建先后被顺序编号，pid值达到上限就回滚使用闲置的小pid，内核管理一个pid位图pidmap_array。

另外注意，当考虑到线程这个因素之后，pid含义不再是进程id，而只能看成是进程线程全局唯一的数字标识。应用经常需要的是进程id，所以引入tgid字段，对进程它是自己的pid，对轻量级进程它是领头进程pid，getpid()系统调用返回的是tgid值而不是pid值。

task_struct结构体的声明如下：

struct task_struct {
volatile long state;/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
struct thread_info *thread_info;
atomic_t usage;
unsigned long flags;/* per process flags, defined below */
unsigned long ptrace;
 
int lock_depth;/* Lock depth */
 
int prio, static_prio;
struct list_head run_list;
prio_array_t *array;
 
unsigned long sleep_avg;
unsigned long long timestamp, last_ran;
int activated;
 
unsigned long policy;
cpumask_t cpus_allowed;
unsigned int time_slice, first_time_slice;
 
#ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
struct sched_info sched_info;
#endif
 
struct list_head tasks;
/*
 * ptrace_list/ptrace_children forms the list of my children
 * that were stolen by a ptracer.
 */
struct list_head ptrace_children;
struct list_head ptrace_list;
 
struct mm_struct *mm, *active_mm;
 
/* task state */
struct linux_binfmt *binfmt;
long exit_state;
int exit_code, exit_signal;
int pdeath_signal;  /*  The signal sent when the parent dies  */
/* ??? */
unsigned long personality;
unsigned did_exec:1;
pid_t pid;
pid_t tgid;
/* 
 * pointers to (original) parent process, youngest child, younger sibling,
 * older sibling, respectively.  (p->father can be replaced with 
 * p->parent->pid)
 */
struct task_struct *real_parent; /* real parent process (when being debugged) */
struct task_struct *parent;/* parent process */
/*
 * children/sibling forms the list of my children plus the
 * tasks I'm ptracing.
 */
struct list_head children;/* list of my children */
struct list_head sibling;/* linkage in my parent's children list */
struct task_struct *group_leader;/* threadgroup leader */
 
/* PID/PID hash table linkage. */
struct pid pids[PIDTYPE_MAX];
 
struct completion *vfork_done;/* for vfork() */
int __user *set_child_tid;/* CLONE_CHILD_SETTID */
int __user *clear_child_tid;/* CLONE_CHILD_CLEARTID */
 
unsigned long rt_priority;
unsigned long it_real_value, it_real_incr;
cputime_t it_virt_value, it_virt_incr;
cputime_t it_prof_value, it_prof_incr;
struct timer_list real_timer;
cputime_t utime, stime;
unsigned long nvcsw, nivcsw; /* context switch counts */
struct timespec start_time;
/* mm fault and swap info: this can arguably be seen as either mm-specific or thread-specific */
unsigned long min_flt, maj_flt;
/* process credentials */
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
struct group_info *group_info;
kernel_cap_t   cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
unsigned keep_capabilities:1;
struct user_struct *user;
#ifdef CONFIG_KEYS
struct key *session_keyring;/* keyring inherited over fork */
struct key *process_keyring;/* keyring private to this process (CLONE_THREAD) */
struct key *thread_keyring;/* keyring private to this thread */
#endif
int oomkilladj; /* OOM kill score adjustment (bit shift). */
char comm[TASK_COMM_LEN];
/* file system info */
int link_count, total_link_count;
/* ipc stuff */
struct sysv_sem sysvsem;
/* CPU-specific state of this task */
struct thread_struct thread;
/* filesystem information */
struct fs_struct *fs;
/* open file information */
struct files_struct *files;
/* namespace */
struct namespace *namespace;
/* signal handlers */
struct signal_struct *signal;
struct sighand_struct *sighand;
 
sigset_t blocked, real_blocked;
struct sigpending pending;
 
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
void *security;
struct audit_context *audit_context;
 
/* Thread group tracking */
   u32 parent_exec_id;
   u32 self_exec_id;
/* Protection of (de-)allocation: mm, files, fs, tty, keyrings */
spinlock_t alloc_lock;
/* Protection of proc_dentry: nesting proc_lock, dcache_lock, write_lock_irq(&tasklist_lock); */
spinlock_t proc_lock;
/* context-switch lock */
spinlock_t switch_lock;
 
/* journalling filesystem info */
void *journal_info;
 
/* VM state */
struct reclaim_state *reclaim_state;
 
struct dentry *proc_dentry;
struct backing_dev_info *backing_dev_info;
 
struct io_context *io_context;
 
unsigned long ptrace_message;
siginfo_t *last_siginfo; /* For ptrace use.  */
/*
 * current io wait handle: wait queue entry to use for io waits
 * If this thread is processing aio, this points at the waitqueue
 * inside the currently handled kiocb. It may be NULL (i.e. default
 * to a stack based synchronous wait) if its doing sync IO.
 */
wait_queue_t *io_wait;
/* i/o counters(bytes read/written, #syscalls */
u64 rchar, wchar, syscr, syscw;
#if defined(CONFIG_BSD_PROCESS_ACCT)
u64 acct_rss_mem1;/* accumulated rss usage */
u64 acct_vm_mem1;/* accumulated virtual memory usage */
clock_t acct_stimexpd;/* clock_t-converted stime since last update */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA
  struct mempolicy *mempolicy;
short il_next;
#endif
};

2.1 如何获得进程描述符

内核必须快速得到当前进程task_struct，current()宏可以得到当前进程的task_struct指针，它是如何实现的？

Linux内核用了一个小技巧，在8KB内核栈配置下（内核栈可以配置为8KB或4KB，详见《深入理解linux内核》“多种类型的内核栈”），在该进程内核栈的顶端（低地址）放一个小的结构体thread_info（52字节），再用thread_info.task指向task_struct。

// include/linux/sched.h
 
union thread_union{
    struct thread_info thread_info;
    unsigned long stack[2048];
}

esp是CPU的栈指针，用来存放栈顶单元的地址，可以直接得到。(esp & 0xffff e000)可以得到thread_info的指针，thread_info.task就是task_struct的指针。

注：

1、task是struct thread_info中的第一个元素，应该在最低地址，图中的画法是错误的；

2、current应该指向进程描述符，而不是struct thread_info。

更多细节：

2.6以前的内核，直接task_struct放在内核栈的尾端，2.6以后使用slab分配器分配task_struct，所以成了我们看到的这样子；对比PPC这部分的实现，PPC使用r2寄存器存储task_struct指针，x86属于廉价处理器，寄存器数量有限，无法做到这一点。

2.2 进程链表

内核将所有进程用链表链接。链表头是init_task描述符，它是cpu0上的0进程，也叫swapper进程。

疑问：

swapper是per cpu的，那链表头有多个？不是，只有cpu0的0进程描述符才是init_task这个静态全局变量，其它cpu的0进程描述符不是init_task，也不是静态，也不是全局。

几个操作宏：

SET_LINKS宏：从进程链表中插入一个task_struct；

REMOVE_LINKS宏：从进程链表中删除一个task_struct；

for_each_process宏：从init_task开始遍历进程链表。

3、进程状态及各状态的组织

3.1 进程状态

task_struct中的state字段描述了进程当前所处的状态：

TASK_RUNNING：可运行状态，运行或等待运行。

TASK_ INTERRUPTIBLE：可中断的等待状态，进程被挂起，直到某个条件变为真。如硬件中断，等待的资源被释放，接受一个信号。

TASK_UNINTERRUPTIBLE：不可中断的等待状态，与可中断的等待状态类似，但不能被信号中断。仅用在特定情况（进程必须等待，直到一个不能被中断的事件发生），例如当进程打开一个设备文件，其相应的设备驱动程序开始探测相应的硬件设备时，探测完成以前，设备驱动程序不能被中断，否则，硬件设备会处于不可预知的状态。

TASK_ STOPPED：暂停状态，进程收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU信号后会进入暂停状态。

TASK_ TRACED：跟踪状态，进程的执行由debugger程序暂停，当一个进程被另一个进程监控时，任何信号都可以把这个进程置于TASK_TRACED状态。

EXIT_ZOMBLE：僵死状态，进程死亡，等待父进程获取其死亡信息。此时进程描述符还不能删除。

EXIT_DEAD：僵死撤消状态，进程彻底消亡，为防止竞争条件（其他进程再一次wait()），而设置EXIT_DEAD。

宏：

set_task_state宏：设置指定进程的状态。

set_current_state宏：设置当前进程的状态。

进程状态转换图：

3.2 各个状态的进程的组织

TASK_RUNNING：进程调度必须快速找出最佳可运行进程，因此可运行进程的组织结构至关重要。

Linux2.6为了让调度程序能在固定的时间内选出“最佳”可运行进程，建立了多个可运行进程链表，每种进程优先权（0~139）对应一个不同的链表。在SMP中，每个CPU有自己的进程链表集。

TASK_ INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE：进程被划分为多个子类，每个子类对应一个特定事件。这种情况下，进程状态没有提供足够的信息来快速恢复进程，所以有必要引进附加的进程链表。linux用等待队列实现这样的链表。

等待队列是Linux中实现的一种机制，它实现了在事件上的条件等待：希望等待特定事件的进程把自己放进合适的等待队列，并放弃控制权。等待队列表示一组睡眠的进程，当某一条件变为真时，由内核唤醒它们。

为了避免“惊群效应”，等待队列分为两种：资源互斥类和非互斥类。等待互斥类资源的进程由内核有选择的唤醒，而非互斥进程总是有内核在事件发生时唤醒。

TASK_STOPPED、EXIT_ZOMBIE、EXIT_DEAD：没有专门的链表。

4、进程从何而来？

4.1 进程间关系

由于进程不是凭空创见，而是由已有进程复制创建的，所以进程之间有父子关系。也就是说，Linux进程之间的关系可以组织为一棵树，其根节点为0号进程。

task_struct中相关字段：

real_parent：创建pid为p的进程为父进程，如果这个父进程不复存在（如父进程先于子进程死亡），进程p就由init进程（1号进程）收养。

parent：通常与real_parent一致，但偶尔不同，如另一个进程发出监控p的ptrace()系统调用请求时。

children：子进程链表头。

sibling：兄弟进程链表。

除了父子关系，进程还存在其他关系（线程组，进程组，登录会话，调试跟踪）：

group_leader：当前进程p所在进程组的领头进程的描述符指针。

signal->pgrp：p所在进程组的领头进程的PID。

tgid：p所在线程组的领头进程的PID，getpid()系统调用返回该值，而不是pid。

signal->session：p的登录会话领头进程的PID。

ptrace_children：被debugger程序跟踪的p的子进程的链表头。

ptrace_list：指向所跟踪进程其实际父进程链表的前一个和下一个元素。

进程组和会话中的进程安排：

进程组通常是由shell的管道线将几个进程编成一组的。例如，由下列形式的shell命令形成的进程组会话如下图：

proc1 | proc2 &
proc3 | proc4 | proc5

因此，一个进程拥有4个id：PID，tgid，pgrp，session。内核为了加速查找，以这四个值为索引，将task_struct组织为4个散列表，并用链表来解决散列冲突。

task_struct结构中：struct pid pids[4]；

struct pid{
    int nr;//冗余？
    struct hlist_node pid_chain;
    struct list_head pid_list;
}

所以散列表看起来是这样的：

4.2 如何创建进程

进程是在系统运行过程中动态创建的，例如：用户在shell中输入一条命令、程序执行fork或pthread_create等。

此时，进程如何创建呢？-->

fork系统调用，以前的做法是，子进程复制父进程所拥有的资源。但是很多情况下，子进程要做与父进程不同的事，所以子进程立即调用execve()，复制的数据立即丢弃，所以效率低。

后来引入了vfork系统调用，子进程共享其父进程的内存地址空间，并阻塞父进程的执行，一直到子进程退出或执行一个新的程序。

现在的fork引入了写时复制技术（copy-on-write） --> vfrok的优势不再，应避免使用。

此外，clone系统调用允许细致地控制子进程共享哪些父进程的数据，被用来实现轻量级进程。

下表列出了clone的共享标志：

// include/linux/sched.h
 
/*
 * cloning flags:
 */
#define CSIGNAL0x000000ff/* signal mask to be sent at exit */
#define CLONE_VM0x00000100/* set if VM shared between processes */
#define CLONE_FS0x00000200/* set if fs info shared between processes */
#define CLONE_FILES0x00000400/* set if open files shared between processes */
#define CLONE_SIGHAND0x00000800/* set if signal handlers and blocked signals shared */
#define CLONE_PTRACE0x00002000/* set if we want to let tracing continue on the child too */
#define CLONE_VFORK0x00004000/* set if the parent wants the child to wake it up on mm_release */
#define CLONE_PARENT0x00008000/* set if we want to have the same parent as the cloner */
#define CLONE_THREAD0x00010000/* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS0x00020000/* New namespace group? */
#define CLONE_SYSVSEM0x00040000/* share system V SEM_UNDO semantics */
#define CLONE_SETTLS0x00080000/* create a new TLS for the child */
#define CLONE_PARENT_SETTID0x00100000/* set the TID in the parent */
#define CLONE_CHILD_CLEARTID0x00200000/* clear the TID in the child */
#define CLONE_DETACHED0x00400000/* Unused, ignored */
#define CLONE_UNTRACED0x00800000/* set if the tracing process can't force CLONE_PTRACE on this clone */
#define CLONE_CHILD_SETTID0x01000000/* set the TID in the child */
#define CLONE_STOPPED0x02000000/* Start in stopped state */
 
/*
 * List of flags we want to share for kernel threads,
 * if only because they are not used by them anyway.
 */
#define CLONE_KERNEL    (CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND)

fork()、clone()、vfrok()系统调用均使用do_fork()函数实现。

//  kernel/fork.c
 
/*
 *  Ok, this is the main fork-routine.
 *
 * It copies the process, and if successful kick-starts
 * it and waits for it to finish using the VM if required.
 */
long do_fork(unsigned long clone_flags,
      unsigned long stack_start,
      struct pt_regs *regs,
      unsigned long stack_size,
      int __user *parent_tidptr,
      int __user *child_tidptr)
{
struct task_struct *p;
int trace = 0;
long pid = alloc_pidmap();//通过查找pidmap_array位图，为子进程分配新的PID
if (pid < 0)
return -EAGAIN;
/* 检查子进程是否要跟踪*/
if (unlikely(current->ptrace)) {
trace = fork_traceflag (clone_flags);
if (trace)
clone_flags |= CLONE_PTRACE;
}
/* 核心！复制父进程的task_struct，并申请了内核栈和thread_info */
p = copy_process(clone_flags, stack_start, regs, stack_size, parent_tidptr, child_tidptr, pid);
/*
 * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
 * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
 */
if (!IS_ERR(p)) {
struct completion vfork;
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
p->vfork_done = &vfork;
init_completion(&vfork);
}
/* 如果设置了CLONE_STOPPED标志，或要跟踪子进程，那么子进程被设置成TASK_STOPPED,并为子进程增加挂起的SIGSTOP信号，在另一进程把子进程的状态恢复为TASK_RUNNING之前（通常是SIGCONT信号），子进程不得运行*/
if ((p->ptrace & PT_PTRACED) || (clone_flags & CLONE_STOPPED)) {
/*
 * We'll start up with an immediate SIGSTOP.
 */
sigaddset(&p->pending.signal, SIGSTOP);
set_tsk_thread_flag(p, TIF_SIGPENDING);
}
/* 唤醒子进程，1）若父子进程在同一cpu且不能共享页表（CLONE_VM=0）,则在运行队列中，把子进程插入在父进程前面，以避免不必要的写时复制开销;2）不同cpu或CLONE_VM=1,把子进程插入如今成运行队列的队尾 */
if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED))
wake_up_new_task(p, clone_flags);
else
p->state = TASK_STOPPED;
/* 如果父进程被跟踪，则把子进程pid保存，以使祖父进程（debugger）获取 */
if (unlikely (trace)) {
current->ptrace_message = pid;
ptrace_notify ((trace << 8) | SIGTRAP);
}
/* vfrok要求父进程挂起，直到子进程结束或执行新的程序 */
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
wait_for_completion(&vfork);
if (unlikely (current->ptrace & PT_TRACE_VFORK_DONE))
ptrace_notify ((PTRACE_EVENT_VFORK_DONE << 8) | SIGTRAP);
}
} else {
free_pidmap(pid);
pid = PTR_ERR(p);
}
return pid;
}

子进程如何执行？

系统调用返回时会触发进程调度，这时候子进程会被优先执行（如果同cpu且不共享页表），子进程描述符thread字段的值被装入几个cpu寄存器，特别是esp（内核态堆栈指针）和eip（ret_from_fork()函数的地址），最后schedule_tail()函数用存放在栈中的值装载所有的寄存器，并强迫cpu返回到用户态。子进程最终得到执行。之后进程调度，父进程可能得到执行。这就是为什么fork()执行一次，返回两次。

4.3 我们接下来从内核中走出来，站在应用程序员的角度看看进程

系统调用的返回值放在eax寄存器中：返回给子进程的值是0，返回给父进程的值是子进程的PID。这是UNIX的通用做法，应用开发者可以利用这一事实，使用基于PID值的条件语句，使子进程和父进程有不同的行为。如下所示：

#include <stdio.h>
#include <bits/types.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
 
int glob = 6;
char buf[] = "a write to stdout\n";
int main(void)
{
int var;
pid_t pid;
var = 88;
if(write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1)
printf("write error\n");
printf("before fork\n");
if((pid = fork()) < 0){
printf("fork error\n");
} else if(pid == 0) {    /* child */
glob++;
var++;
} else{                  /* parent */
sleep(2);
}
printf("pid = %d, glob = %d, var = %d\n", getpid(), glob, var);
exit(0);
}

这里引出另一个问题，就是上面两种不同的执行方式造成结果不同的原因。fork时，父进程数据空间复制到子进程中时，缓冲区也被复制到子进程中。

write是不带缓冲的，标准IO库（如printf）是带缓冲的。如果标准输出连接到终端设备，则它是行缓冲的，否则它是全缓冲的。（详见《UNIX环境高级编程》）

从用户态看来，子进程继承了父进程的（有些需要结合《UNIX环境高级编程》上下文才能看懂）：

打开文件

实际用户ID、实际组ID、有效用户ID、有效组ID

附加组ID

进程组ID

会话ID

控制终端

设置用户ID标志和设置组ID标志

当前工作目录

根目录

文件模式创建屏蔽字

信号屏蔽和安排

针对任意打开文件描述符的在执行时关闭标志

环境

连接的共享存储段

存储映射

资源限制

父进程和子进程的区别是：

fork的返回值

进程ID不同

父进程ID

子进程的tms_utime、tms_stime、 tms_cutime以及tms_ustime均被设置为0

父进程设置的文件所不会被子进程继承

子进程的未处理的闹钟被清除

子进程的未处理信号集设置为空集

父子进程对打开文件的共享：

注意区别于独立进程打开文件：

4.3 进程到底从何而来——从start_kernel()开始

//  init/main.c
/*
 *Activate the first processor.
 */
 
asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
char * command_line;
extern struct kernel_param __start___param[], __stop___param[];
/*
 * Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
 * enable them
 */
lock_kernel();
page_address_init();
printk(linux_banner);
setup_arch(&command_line);
setup_per_cpu_areas();
/*
 * Mark the boot cpu "online" so that it can call console drivers in
 * printk() and can access its per-cpu storage.
 */
smp_prepare_boot_cpu();
 
/*
 * Set up the scheduler prior starting any interrupts (such as the
 * timer interrupt). Full topology setup happens at smp_init()
 * time - but meanwhile we still have a functioning scheduler.
 */
sched_init();
/*
 * Disable preemption - early bootup scheduling is extremely
 * fragile until we cpu_idle() for the first time.
 */
preempt_disable();
build_all_zonelists();
page_alloc_init();//初始化伙伴系统
printk("Kernel command line: %s\n", saved_command_line);
parse_early_param();
parse_args("Booting kernel", command_line, __start___param,
   __stop___param - __start___param,
   &unknown_bootoption);
sort_main_extable();
trap_init();
rcu_init();
init_IRQ();
pidhash_init();
init_timers();
softirq_init();
time_init();
/*
 * HACK ALERT! This is early. We're enabling the console before
 * we've done PCI setups etc, and console_init() must be aware of
 * this. But we do want output early, in case something goes wrong.
 */
console_init();
if (panic_later)
panic(panic_later, panic_param);
profile_init();
local_irq_enable();
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_INITRD
if (initrd_start && !initrd_below_start_ok &&
initrd_start < min_low_pfn << PAGE_SHIFT) {
printk(KERN_CRIT "initrd overwritten (0x%08lx < 0x%08lx) - "
    "disabling it.\n",initrd_start,min_low_pfn << PAGE_SHIFT);
initrd_start = 0;
}
#endif
vfs_caches_init_early();
mem_init();
kmem_cache_init();//初始化slab
numa_policy_init();
if (late_time_init)
late_time_init();
calibrate_delay();//确定cpu时钟速度
pidmap_init();
pgtable_cache_init();
prio_tree_init();
anon_vma_init();
#ifdef CONFIG_X86
if (efi_enabled)
efi_enter_virtual_mode();
#endif
fork_init(num_physpages);
proc_caches_init();
buffer_init();
unnamed_dev_init();
security_init();
vfs_caches_init(num_physpages);
radix_tree_init();
signals_init();
/* rootfs populating might need page-writeback */
page_writeback_init();
#ifdef CONFIG_PROC_FS
proc_root_init();
#endif
check_bugs();
acpi_early_init(); /* before LAPIC and SMP init */
/* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */
rest_init();//继续，后面会创建1号init进程，最后cpu_idle()，用以cpu没进程执行时替补
}
/*
 * We need to finalize in a non-__init function or else race conditions
 * between the root thread and the init thread may cause start_kernel to
 * be reaped by free_initmem before the root thread has proceeded to
 * cpu_idle.
 *
 * gcc-3.4 accidentally inlines this function, so use noinline.
 */
 
static void noinline rest_init(void)
__releases(kernel_lock)
{
kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND);
numa_default_policy();
unlock_kernel();
preempt_enable_no_resched();
cpu_idle();
}

疑问：

并不是只有代码就可以执行，没有内核栈，task_struct等数据结构怎么行？

0号进程使用的所有数据结构都是静态创建的（所有其他进程的数据结构都是动态分配的），也就是说，当磁盘中的内核映像加载如内存的时候，0号进程的数据结构也就有了。

0号进程完成诸多初始化的光荣使命之后，循环在cpu_idle()，这时只有在cpu没有可调度的进程时，就会执行0号进程。

SMP系统中，每个CPU都有一个进程0.启动时只用到一个cpu，禁用其他CPU，当0进程激活其他CPU时，通过copy_process()创建其他cpu的0号进程。

【linux-2.6.11】init() --> smp_prepare_cpus() --> smp_boot_cpus() --> do_boot_cpu() --> idle = fork_idle() --> task = copy_process()

进程1

进程0使用kernel_thread()创建进程1，此时的进程1还是内核线程，它执行内核中init( )函数[init/main.c]，继续初始化工作。

之后init()调用execve()装入可执行程序，一般是/sbin/init。

这个程序的主要工作是：用户系统初始化，启动各种deamon进程（根据《UNIX环境高级编程》，内核线程也属于守护进程），启动tty和图形界面。

此时init内核线程变为一个普通进程。在系统关闭之前，init进程一直存活，因为它创建和监控在操作系统外层执行的所有进程的活动。

static int init(void * unused)
{
lock_kernel();
/*
 * Tell the world that we're going to be the grim
 * reaper of innocent orphaned children.
 *
 * We don't want people to have to make incorrect
 * assumptions about where in the task array this
 * can be found.
 */
child_reaper = current;
/* Sets up cpus_possible() */
smp_prepare_cpus(max_cpus);   /* 这里创建其他0号进程 */
do_pre_smp_initcalls();
fixup_cpu_present_map();
smp_init();
sched_init_smp();
/*
 * Do this before initcalls, because some drivers want to access
 * firmware files.
 */
populate_rootfs();
do_basic_setup();
/*
 * check if there is an early userspace init.  If yes, let it do all
 * the work
 */
if (sys_access((const char __user *) "/init", 0) == 0)
execute_command = "/init";
else
prepare_namespace();
/*
 * Ok, we have completed the initial bootup, and
 * we're essentially up and running. Get rid of the
 * initmem segments and start the user-mode stuff..
 */
free_initmem();
unlock_kernel();
system_state = SYSTEM_RUNNING;
numa_default_policy();
if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0)
printk("Warning: unable to open an initial console.\n");
(void) sys_dup(0);
(void) sys_dup(0);
/*
 * We try each of these until one succeeds.
 *
 * The Bourne shell can be used instead of init if we are 
 * trying to recover a really broken machine.
 */
if (execute_command)
run_init_process(execute_command);
run_init_process("/sbin/init");
run_init_process("/etc/init");
run_init_process("/bin/init");
run_init_process("/bin/sh");
panic("No init found.  Try passing init= option to kernel.");
}

其他内核线程

内核中有一些重要任务，以现行的方式执行效率不高，委托给独立的调度执行流做比较合适。每个进程就是一个独立的执行流，而这些为内核工作的执行流共享使用内核的地址空间等资源，于是就被叫做内核线程。

Linux使用很多其他内核线程，其中一些在初始化阶段创建，一些在系统运行过程中动态创建。

一些内核线程的例子：

keventd（也被称为事件）：执行keventd_wq工作队列中的函数。

kapmd：处理与高级电源管理（APM）相关的事件。

kswapd：执行周期内存回收。

pdflush：刷新“脏”缓冲区中的的内容到磁盘以回收内存。

kblockd：执行kblockd_workqueue工作队列中的函数，周期性的激活块设备驱动程序。

ksoftirqd：运行tasklet，系统中每cpu都有这样一个内核线程。

4.4 撤销进程

进程结束时必须通知内核，以便内核释放进程所拥有的资源，包括内存，打开文件，信号量等。

进程终止有8种方式：

正常终止：

1、从main返回

2、调用exit（做一些清理并结束进程）

3、调用_exit或_Exit（直接结束进程）（基于exit_group()系统调用）

4、最后一个线程从其启动例程返回

5、最后一个线程调用pthread_exit（基于exit()系统调用）

异常终止：

6、调用abort

7、接收到一个信号并终止

8、最后一个线程对取消请求作出响应

两个进程终止的系统调用：

1、exit_group()，终止整个线程组，也适用于单线程进程。c库函数exit()基于此系统调用

2、exit()，终止某一个线程，而不管该线程所属线程组中的所有其他线程。linux线程库函数pthread_exit()基于此系统调用

//  kernel/exit.c
fastcall NORET_TYPE void do_exit(long code)
{
struct task_struct *tsk = current;
int group_dead;
profile_task_exit(tsk);
if (unlikely(in_interrupt()))
panic("Aiee, killing interrupt handler!");
if (unlikely(!tsk->pid))
panic("Attempted to kill the idle task!");
if (unlikely(tsk->pid == 1))
panic("Attempted to kill init!");
if (tsk->io_context)
exit_io_context();
if (unlikely(current->ptrace & PT_TRACE_EXIT)) {
current->ptrace_message = code;
ptrace_notify((PTRACE_EVENT_EXIT << 8) | SIGTRAP);
}
/* 更新状态，进程正在退出*/
tsk->flags |= PF_EXITING;
del_timer_sync(&tsk->real_timer);
if (unlikely(in_atomic()))
printk(KERN_INFO "note: %s[%d] exited with preempt_count %d\n",
current->comm, current->pid,
preempt_count());
acct_update_integrals();
update_mem_hiwater();
group_dead = atomic_dec_and_test(&tsk->signal->live);
if (group_dead)
acct_process(code);
/* 解除对内存，信号量，文件系统，打开文件，命名空间等的引用，非共享则删除 */
exit_mm(tsk);
exit_sem(tsk);
__exit_files(tsk);
__exit_fs(tsk);
exit_namespace(tsk);
exit_thread();
exit_keys(tsk);
if (group_dead && tsk->signal->leader)
disassociate_ctty(1);
module_put(tsk->thread_info->exec_domain->module);
if (tsk->binfmt)
module_put(tsk->binfmt->module);
/* exit_code，系统调用参数（正常终止）或内核提供的错误码（异常终止）*/
tsk->exit_code = code;
/* 更新亲属关系，子进程将被兄弟进程或init收养 
 * 是否需要向父进程发送SIGCHLD信号
 * release_task()回收进程其他数据结构占用的内存
 * 进程EXIT_DEAD或EXIT_ZOMBIE*/
exit_notify(tsk);
#ifdef CONFIG_NUMA
mpol_free(tsk->mempolicy);
tsk->mempolicy = NULL;
#endif
 
BUG_ON(!(current->flags & PF_DEAD));
/* 进程调度，一去不回 */
schedule();
BUG();
/* Avoid "noreturn function does return".  */
for (;;) ;
}

至此，进程已死，永不会复活，但其尸体（某些数据结构）还在，对僵死进程的处理有两种可能的方式：

如果父进程不需要接收来自子进程的信号，就调用do_exit()；

如果已经给父进程发送了一个信号，就调用wait4()或waitpid()系统调用。

后一种情况下，release_task()函数将回收进程描述符所占用的内存空间；

而在前一种情况下，内存的回收将由进程调度程序来完成。

5、进程切换

这里只涉及内核如何完成进程切换，而不涉及调度机制和算法策略。也就是说，这里假定调度程序已经选好了合适的进程，如何换下旧进程，装上新进程。

尽管每个进程可以拥有属于自己的地址空间，但所有的进程必须共享cpu寄存器。因此cpu寄存器的保存和恢复是进程切换的重要内容。

进程恢复前必须装入的一组数据称为硬件上下文，Linux中，硬件上下文一部分存放在task_struct，剩余部分存放在内核态堆栈中。

进程切换只发生在内核态。在执行进程切换之前，用户态进程使用的所有寄存器内容都已保存在内核态堆栈上。

task_struct中的类型为thread_struct的thread字段用于在进程切换时保存硬件上下文，它包含了大部分CPU寄存器，但不包括eax等通用寄存器，通用寄存器保留在内核堆栈中。

进程切换由两步组成：

1、切换页全局目录以安装一个新的地址空间。

2、切换内核态堆栈和硬件上下文。由switch_to宏完成。

6、进程资源限制

每个进程都有一组相关的资源限制，避免用户过分使用系统资源（CPU，磁盘等）。

当前进程的限制存放在current->signal->rlim[]数组字段，数组每一项元素代表一种资源

这些资源包括：

// include/asm-generic/resource.h
 
#define RLIMIT_CPU      0               /* CPU time in ms */
#define RLIMIT_FSIZE    1               /* Maximum filesize */
#define RLIMIT_DATA     2               /* max data size */
#define RLIMIT_STACK    3               /* max stack size */
#define RLIMIT_CORE     4               /* max core file size */
#define RLIMIT_RSS      5               /* max resident set size */
#define RLIMIT_NPROC    6               /* max number of processes */
#define RLIMIT_NOFILE   7               /* max number of open files */
#define RLIMIT_MEMLOCK  8               /* max locked-in-memory address space */
#define RLIMIT_AS       9               /* address space limit */
#define RLIMIT_LOCKS    10              /* maximum file locks held */
#define RLIMIT_SIGPENDING 11            /* max number of pending signals */
#define RLIMIT_MSGQUEUE 12              /* maximum bytes in POSIX mqueues */
 
#define RLIM_NLIMITS    13

其中rlim字段数据结构：

// include/linux/resource.h
 
struct rlimit {
        unsigned long   rlim_cur;
        unsigned long   rlim_max;
};

getrlimit()系统调用：读取rlim_cur

setrlimit()系统调用：改变rlim_cur，以rlim_max为上限。

只有具有CAP_SYS_ESOURCE权限的超级用户才能改变rlim_max。

大多数资源限制RLIMIT_INFINITY，即内核没有对资源限制。然而系统管理员可以给一些资源施加更强的限制。

0 0

Linux内核剖析 之 进程简介