Linux进程基本知识

1.基本概念
进程是资源管理的最小单位，而线程是程序执行的最小单位。在操作系统设计上，从进程演化出线程的主要目的：更好的支持SMP以及减小（进程/线程）上下文切换的开销。
针对线程模型的两大意义，分别开发出了核心级线程（For SMP)和用户级线程(For 上线文切换）两类线程模型，其分类标准主要是线程的调度者是核内还是核外。很多系统都着重于开发混合模型，而Linux没有这种打算。
Linux内核只提供了轻量进程的支持（严格来讲，Linux中没有线程这一概念），尽管其限制了更高效的线程模型的实现，但Linux侧重于优化进程调度开销，一定程度上弥补了这一缺陷。目前最流行的线程机制LinuxThreads所采用的就是线程-进程"一对一"模型，调度交给核心，而在用户级实现一个包括信号处理在内的线程管理机制。

pthread线程的创建依赖于clone函数，而clone、fork和vfork最终都依赖于do_fork函数。

2. 进程描述符

进程描述符：一个task_struct类型结构，它的字段包含了与进程相关的所有信息。

2.1 进程状态

state 字段：描述进程当前状态。

volatile long state;int exit_state;

其由一组标志组成，每个标志描述一种可能的状态，这些状态是互斥的，设定一个则清楚其它标志。

TASK_RUNNING     //可运行状态。进程要么在CPU上执行，要么准备执行TASK_INTERRUPTIBLE    //可中断的等待状态。进程被挂起，直到某个条件为真后被唤醒（进程状态变为TASK_RUNNING)TASK_UNINTERRUPTIBLE  //不可中断的等待状态。与上面不同，信号无法唤醒该状态的进程TASK_STOPPED    //暂停状态。进程的执行被暂停，收到SIGSTOP、SIGTSTO、SIGTTIN或SIGTTOT后进入该状态TASK_TRACED     //跟踪状态。进程由debugger程序暂停EXIT_ZOMBIE    //僵尸状态。进程被终止，但资源未释放（父进程未wait 或 waitpid)EXIT_DEAD     //僵尸撤销状态。最终状态，父进程刚发出wait或waitpid调用，因而进程由系统删除，防止其他进程调用wait（竞争状态）

其中TASK_ZOMBIE 和 TASK_DEAD 也可以放在exit_state字段中，只有当进程被终止时，才会设置这两种状态。

赋值与获取进程状态标志的方式：

struct task_struct p;p->state = TASK_RUNNING  // 简单赋值set_current_state(TASK_RUNNING)  //宏定义。设置当前进程状态set_task_state(p,TASK_RUNNING)   //宏定义。设置指定进程的状态

2.2 进程标识

pid 字段：进程标志符，用于标识进程。

pid_t pid;pid_t tgid

每个可被独立调度的执行上下文都拥有自己的进程描述符，即使共享内核大部分数据的轻量级进程，也有自己的task_struct结构，操作系统使用进程标志符标记一个task_struct结构，即每个进程标志符与一个进程或轻量级进程对应。

实际上pid_t 是一个32位整数，因此其默认最大值为32767（32位系统，64位4194303）。每次创建新进程，系统都会使用前一个创建进程的pid+1作为新进程的进程标志符号，直到达到PID_MAX_DEFAULT-1 后循环使用已闲置的小pid号，可修改/proc/sys/kernel/pid_max文件的值，设定更小的最大文件标识号。

为循环使用PID编号，内核管理一个pidmap_array位图（32位系统，存放于一个单独的页中，一个页框包含32768位; 64位可能有多个页）表示已分配和闲置的PID。

Linux中，一个线程实际上是一个轻量级线程，然而在我们的认知中，同一个进程中的线程应具有相同的PID，这一点让人非常费解。Linux中引入线程组的表示，即一个线程组中的所有线程使用与该线程组的领头线程相同的PID，也就是该组中的一个轻量级线程的PID，其被存入进程标识符的tgid字段中。领头线程（有且只有）的pid和tgid字段相同。当我们执行getpid命令时，实际上我们返回的是tgid字段。

进程标志符被存放在动态内存，而非永久分配给内核的内存区。内核可通过调用current宏获取当前运行在CPU上的进程的进程描述符指针，如current->pid返回在CPU上运行的进程的PID。对于多处理器系统，current被定义成一个数组，每个元素对应于一个可用CPU。

2.3 进程链表

tasks字段：该类型的prev和next字段分别指向前面和后面的task_struct元素。

list_head *tasks;

通过该结构内核把素偶有描述符链接起来，形成一个双向链表，进程链表（循环链表）。进程链表的头是init_task描述符，它是0进程的进程描述符，其prev字段指向最后插入的进程描述符的tasks字段。以下宏考虑了进程间的父子关系：

SET_LINKS           //插入一个进程描述符REMOVE_LINKS   //删除一个进程描述符for_each_process //遍历进程链表

2.4 TASK_RUNNING状态进程链表

run_list字段：若进程的优先级为k，这run_list讲进程链入优先级为k的可运行进程链表中。

list_head *run_list;

内核使用以下结构维护所有优先级的可运行进程链表：

struct prio_array_t{    int nr_active;    unsigned long bitmap[5];    struct list_head queue[140];}

enqueue_task(p, array) 将进程描述符插入某个运行队列的链表。

2.5 进程关系

以下字段用于表示进程亲缘关系：

struct task_struct *real_parent; //创建P的进程的描述符。若父进程不存在，则为init进程的描述符struct tast_struct *parent; //P进程的当前父进程的描述符。一般与上一个相同，除dubugger时struct list_head children; // 只进程链表的表头。struct list_head sibling; //指向前一个或后一个兄弟进程。他们的父亲都是P

以下字段用于表示非亲缘进程的一些关系：

struct task_struct *group_leader; //进程组长的描述符指针。pid_t signal->pgrp ; // 进程主张的PID。pid_t signal->session; // 会话组长的PID。

2.6 pidhash表及链表

为保证可通过进程标志符到处进程描述符指针内核引入了4个散列表，内核初始化期间动态的为4个散列表分配空间，并将地址存入pid_hash数组中。

PIDTYPE_PID     pid  //Hash表名    字段PIDTYPE_TGID   tgidPIDTYPE_PGID   pgrpPIDTYPE_SID     sesssion

Linux采用链表法解决冲突的问题。PID散列表允许为散列表中的任何PID字段定义进程链表，因此在TGID散列表中，具有相同tgid的进程被连接成一个二级链表。

 2.7 等待队列

等待队列：双向链表实现，头为一个wait_queue_head_t的数据结构，保存等待被唤醒的进程。

struct __wait_queue_head{     spinlock_t lock;   //用于队列同步     struct list_head task_list;//等待链表头}

等待链表中的元素类型如下：

struct __wait_queue{     unsigned int flags;     struct task_struct *task;     wait_queue_func_t func;     struct list_head task_list;}typedef struct __wait_queue wait_queue_t;

除了上面说的运行队列，实际上内核为除TASK_STOP、EXIT_ZOMBIE和EXIT_DEAD之外的状态都维护了不同的队列。等待队列的同步是通过队列头中的lcok自旋锁实现的。

2.8 进程资源限制

每个进程都有一组相关的资源限制，对当前进程的资源限制存放在current->signal->rlim字段中

该字段为以下结构：

struct rlimit{     unsigned long rlim_cur;     unsigned long rlim_max;}

通过不同的字段名，可以访问不同的资源限制，如

current->signal->rlim[RLIMIT_CPU]; //取得CPU资源限制

还可以通过getrlimit 和setrlimit系统调用访问和设置系统资源。

3. 创建进程

传统Unix进程以统一的方式创建子进程：子进程复制父进程所拥有的资源。

但很多时候，子进程会立刻调用exec，进而又不得不删除复制过来的资源。为解决这个问题，引入了一下三种不同的机制：

写时复制技术（copy-on-right）；轻量级进程允许复制进程共享内核中很多数据结构；vfork创建的进程可共享父进程的内存空间。

3.1 clone函数

int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg);

轻量级进程（即线程）由名为clone的函数创建。

fn 指定一个由新进程执行的函数；

arg 传递给fn的数据；

flags 各种各样的信息，低字节指定子进程结束时发送给父进程的信号代码，通常悬在SIGCHLD信号，剩余3个字节指定克隆标记；

child_stack 表示把用户态堆栈指针赋给子进程的esp寄存器，调用进程应重视为子进程分配新的堆栈。

具体的clone标志如下（待添加）：

实际上，上面的clone函数是C语言库中定义的一个封装函数，它负责建立新轻量级进程的堆栈，并调用系统调用clone。实现clone的系统调用sys_clone服务例程并没有fn和arg。封装函数将fn指针放在子进程堆栈的某个位置，该位置就是该封装函数自身返回地址存放的位置，arg指针正好放在子进程堆栈的fn的下面。这样封装函数结束时，CPU从堆栈取回地址，然后执行fn(arg)。

vfork：flags指定为SIGCHLD信号和CLONE_VM和 CLONE_VFORK，child_stack等于父进程当前的栈指针；

fork：flags指定为SIGCHLD信号和所有清零的clone标志，child_stack等于父进程当前的栈指针。

以下为调用关系的伪码：

clone():fork():vforf(){    clone(){        do_fork(){            copy_process();        }     };}

3.3 内核线程

内核线程与普通线程有以下区别：

内核线程只运行在内核态，而普通进程即可以运行在内核态又可以运行在用户态

只是用大于PAGE_OFFSET的线性地址空间，而普通进程可以使用4GB的线性地址空间

kernel_thread()函数可用于创建一个新的内核线程，它接收的参数与clone基本相同，除去child_stack。该函数的本质是以下面的方式调用do_fork函数：

do_fork(flags|CLONE_VM|CLONE_UNTRACED, 0 , pregs, 0, NULL, NULL);

3.4 进程终止

Linux中有两个终止用户态应用的系统调用：

exit_group系统调用，终止整个线程组，内部调用do_group_exit函数，C语言库函数exit调用的函数；

exit系统调用，她终止某一个线程，内部调用do_exit，pthread_exit函数调用的函数。