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Linux kernel学习-进程基本

本文同步自(如浏览不正常请点击跳转):https://zohead.com/archives/linux-kernel-learning-process/ Linux 中进程通过 fork() 被创建时,它差不多是和父进程一样的,它得到父进程的地址空间拷贝,运行和父进程一样的代码,从 fork() 的后面开始执行,父进程和子进程共享代码页,但子进程的 data 页是独立的(包括 stack 和 heap)。 早期的 Linux kernel 并不支持多线程的程序,从 kernel 来看,一个多线程的程序只是一个普通的进程,它的多个执行流应该完全在 user mode 来完成创建、处理、调度等操作,例如使用 POSIX pthread 库。当然这样的实现是无法让人满意的,Linux 为此使用轻量级进程为多线程程序提供更好的支持,两个轻量级进程可以共享资源(例如:地址空间、打开的文件等等),一个比较简单的方法是将为每个线程关联一个轻量级进程,这样每个线程可以被 kernel 单独调度,使用 Linux 轻量级进程的库有:LinuxThreads、NPTL、NGPT 等。Linux kernel 同时也支持线程组(可以理解为轻量级进程组)的概念。 1、进程描述符: 进程描述符由 task_struct 结构来表示,一般来说,每个可以被独立调度的执行上下文都必须有自己的进程描述符,因此尽管轻量级进程共享了很大一部分 kernel 数据结构,它也必须有自己的 task_struct。task_struct 中包含关于一个进程的差不多所有信息,它定义在 include/linux/sched.h 文件中,你会看到这是非常大的结构,其中还包含指向其它结构的指针。访问进程自身的 task_struct 结构,使用宏操作 current。 task_struct 中的 struct mm_struct *mm 即指向进程的地址空间。task_struct 的 state 字段表示进程的运行状态,取值有 TASK_RUNNING(正在运行或正在队列中等待运行,进程如果在用户空间只能为此状态)、TASK_INTERRUPTIBLE(可响应信号)、TASK_UNINTERRUPTIBLE(不响应信号)、TASK_STOPED 等,另外 state 还有特殊的两个值是 EXIT_ZOMBIE(僵尸进程) 和 EXIT_DEAD(进程将被系统移除)。kernel 提供 set_task_state 宏修改进程状态,set_task_state 最终调用 set_mb,set_current_state 用于当前进程的状态。task_struct 的 pid 字段就是咱们喜闻乐见的进程 ID 了。 这是一个典型的 Linux 进程状态机图: POSIX 1003.1c 标准规定一个多线程程序的每个线程都应该有相同的 PID,这样的好处是例如发一个信号给一个 PID,一个线程组里的所有线程都能收到。同一线程组中的线程有相同的线程组号(Thread Group ID),线程组组号放在 task_struct 的 tgid 成员变量中,一般是线程组里的第一个轻量级进程的 PID。特别需要注意 getpid() 系统调用返回的就是 tgid 的值,而不是 pid 值,这样一个多线程程序的所有线程可以共享一个 PID。 对每个进程,kernel 在通过 slab 分配器分配 task_struct 时,通常是实际分配了两个连续的物理页面(8KB),以 thread_union 联合表示,其中包括一个 thread_info 结构(其 task 成员是指向 task_struct 的指针)以及 kernel 模式的进程堆栈。esp CPU 堆栈指针即表示此进程堆栈的栈顶地址,进程从用户模式切换到 kernel 模式时,kernel 堆栈会被清空。为了效率考虑,kernel 会将这两个连续的物理页面的第一个页面按 2^13(也就是 8KB) 对齐,为了避免内存较少时产生问题,kernel 提供配置选项(就是下面的 THREAD_SIZE 了)可以将 thread_info 和堆栈包含在一个页面也就是 4KB 的内存区域里。一般来说,8KB 的堆栈对于内核程序已经够用。 看看 Linux 2.6.34 中 thread_union 的定义: 由于 thread_info 和内核堆栈是合并在连续的页面里的,kernel 就可以从 esp 指针得到 thread_info 结构地址,这是通过 current_thread_info 函数来实现的。 假设 thread_union 是 8KB 大小,也即 2^13,将 esp 的最低 13 位屏蔽掉即可得到 thread_info 的地址,如果是 4KB 的栈大小,屏蔽掉最低 12 位即可(和上面的代码一致),这样通过 current_thread_info()->task 就能得到当前的 task_struct,这就是 current 宏的实现了。 系统中进程的列表保存在 init_task 所在的双向链表中,task_struct 的 tasks 字段就是 list_head,init_task 表示的就是 PID 为 0 的 swapper 进程(或者叫 idle 进程),其 tasks 会依次指向下一个 task_struct,PID 为 1 的进程就是 init 进程,这两个进程都由 kernel 来创建。 而关于可以运行的进程的调度,Linux 2.6.34 和 ULK 上说的已经有很大的不同了。2.6.34 上加上了 struct sched_class 结构体表示不同类型的调度算法类,目前 2.6.34 上实现了三种:Completely Fair Scheduling (CFS) Class(完全公平算法,见 kernel/sched_fair.c)、Real-Time Scheduling Class(实时算法,见 kernel/sched_rt.c)和 idle-task scheduling class(见 kernel/sched_idletask.c),这三个源文件都被 include 在 kernel/sched.c 中进行编译了。CFS Class 使用 sched_entity 结构作为调度实体,其中包含权重、运行时间等信息,比 RT Class 复杂,其中还有专门的红黑树。RT Class 使用 sched_rt_entity 作为调度实体。 每个 task_struct 中都包含了 sched_entity 和 sched_rt_entity 这两个字段,sched_class 中则有 enqueue_task、dequeue_task 等函数指针指向对应调度算法中的实现函数,enqueue_task 将进程加入运行队列,dequeue_task 将进程从队列中移除,由于这段变化较大而且比较复杂,有关这三种调度算法的具体实现以后再来介绍了。 task_struct 的 real_parent 字段指向创建该进程的进程(如果父进程已不存在则为 init 进程),parent 指向当前进程的父进程,children 为该进程子进程列表,sibling 为该进程的兄弟进程列表,group_leader 字段指向该进程的线程组长。与 ULK 不同的是,ULK 中 ptrace_children 为被调试器 trace 的该进程的子进程列表,2.6.34 中 ptraced 字段包含该进程原本的子进程和 ptrace attach 的目标进程,ptrace_list 改为 ptrace_entry。另外 2.6.34 kernel 中已经引入 namespace 的概念,获得进程组 ID 和会话期 ID 的方式也于 ULK 中的有不少区别。 kernel 中进程的 PID 散列表存在 pid_hash 中以加快根据 PID 搜索 task_struct 的速度,pidhash_init 函数初始化此 PID 散列表,由于 2.6.34 中已有 namespace,pid_hashfn 也由原来的一个参数变为两个参数(增加一个 ns 参数表示哪个 namespace)。Linux kernel 也增加了 pid 和 […]