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Linux内核剖析 之 进程简单介绍

时间:2017-05-28 10:59:10      阅读:390      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:sch   die   先后   共享存储   stat   round   context   dup   hand   

1、概念

   1.1  什么是进程?

    进程程序运行的一个实例。能够看作充分描写叙述程序已经运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,它有两种使用方法:
    (1)、一个父进程希望复制自己,使父子进程运行不同的代码段。经常使用于网络服务程序。
    (2)、一个进程要运行一个不同的程序,fork()后马上exec(),如shell。

1.2  什么是线程?

    有时候,一个进程希望有多个运行流,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”,它们须要并行工作。

但它们又不是全然无关的,不能设计成单独的进程。所以就须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内核怎样实现线程?

    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。也能够觉得轻量级进程就是Linux线程。

    所谓轻量级进程,就是它的资源并非独享的。而是与一组轻量级进程共享。

这就是线程组。

    getpid()、kill()、_exit()这种一些系统调用,对线程组总体起作用。
    只这些内核这些功能还远远不够。必须实用户线程库的支持。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:进程描写叙述符task_struct

    内核将关于一个进程的全部信息放在一个结构体里以方便管理。
    严格的一一相应,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】
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    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,而仅仅能看成是进程线程全局唯一的数字标识。应用常常须要的是进程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结构体的声明例如以下:
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  怎样获得进程描写叙述符

    内核必须高速得到当前进程task_struct,current()宏能够得到当前进程的task_struct指针。它是怎样实现的?
    Linux内核用了一个小技巧,在8KB内核栈配置下(内核栈能够配置为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];
}
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    esp是CPU的栈指针。用来存放栈顶单元的地址。能够直接得到。(esp & 0xffff e000)能够得到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应该指向进程描写叙述符,而不是struct thread_info。
    很多其它细节
    2.6曾经的内核,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;对照PPC这部分的实现,PPC使用r2寄存器存储task_struct指针。x86属于便宜处理器,寄存器数量有限,无法做到这一点。

2.2  进程链表

    内核将全部进程用链表链接。

链表头是init_task描写叙述符,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,仅仅有cpu0的0进程描写叙述符才是init_task这个静态全局变量,其他cpu的0进程描写叙述符不是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開始遍历进程链表。



3、进程状态及各状态的组织

3.1  进程状态

    task_struct中的state字段描写叙述了进程当前所处的状态:

    TASK_RUNNING可执行状态,执行或等待执行。

    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),比如当进程打开一个设备文件。其对应的设备驱动程序開始探測对应的硬件设备时。探測完毕曾经,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,进程的运行由debugger程序暂停,当一个进程被还有一个进程监控时。不论什么信号都能够把这个进程置于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。此时进程描写叙述符还不能删除。

    EXIT_DEAD僵死撤消状态。进程彻底消亡,为防止竞争条件(其它进程再一次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: 

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3.2  各个状态的进程的组织 

    TASK_RUNNING:进程调度必须高速找出最佳可执行进程,因此可执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”可执行进程,建立了多个可执行进程链表,每种进程优先权(0~139)相应一个不同的链表。在SMP中。每一个CPU有自己的进程链表集。
    TASK_ INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE:进程被划分为多个子类,每一个子类相应一个特定事件。

这种情况下,进程状态没有提供足够的信息来高速恢复进程。所以有必要引进附加的进程链表。linux用等待队列实现这种链表。

    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:资源相互排斥类非相互排斥类。等待相互排斥类资源的进程由内核有选择的唤醒,而非相互排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

    因为进程不是凭空创见,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进程之间的关系能够组织为一棵树,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,假设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,如还有一个进程发出监控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,进程还存在其它关系(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写叙述符指针。
    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:debugger程序跟踪的p的子进程的链表头。
    ptrace_list:指向所跟踪进程事实上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:

    进程组一般是由shell的管道线将几个进程编成一组的。比如,由下列形式的shell命令形成的进程组会话例如以下图:
proc1 | proc2 &
proc3 | proc4 | proc5
    技术分享
    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种:
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4.2  怎样创建进程

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

    此时,进程怎样创建呢?-->

    fork系统调用,曾经的做法是,子进程复制父进程所拥有的资源。

可是非常多情况下,子进程要做与父进程不同的事。所以子进程马上调用execve(),复制的数据马上丢弃。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,并堵塞父进程的运行,一直到子进程退出或运行一个新的程序。


    如今的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系统调用同意仔细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 CSIGNAL 0x000000ff /* signal mask to be sent at exit */
#define CLONE_VM 0x00000100 /* set if VM shared between processes */
#define CLONE_FS 0x00000200 /* set if fs info shared between processes */
#define CLONE_FILES 0x00000400 /* set if open files shared between processes */
#define CLONE_SIGHAND 0x00000800 /* set if signal handlers and blocked signals shared */
#define CLONE_PTRACE 0x00002000 /* set if we want to let tracing continue on the child too */
#define CLONE_VFORK 0x00004000 /* set if the parent wants the child to wake it up on mm_release */
#define CLONE_PARENT 0x00008000 /* set if we want to have the same parent as the cloner */
#define CLONE_THREAD 0x00010000 /* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS 0x00020000 /* New namespace group?

*/

#define CLONE_SYSVSEM 0x00040000 /* share system V SEM_UNDO semantics */
#define CLONE_SETTLS 0x00080000 /* create a new TLS for the child */
#define CLONE_PARENT_SETTID 0x00100000 /* set the TID in the parent */
#define CLONE_CHILD_CLEARTID 0x00200000 /* clear the TID in the child */
#define CLONE_DETACHED 0x00400000 /* Unused, ignored */
#define CLONE_UNTRACED 0x00800000 /* set if the tracing process can‘t force CLONE_PTRACE on this clone */
#define CLONE_CHILD_SETTID 0x01000000 /* set the TID in the child */
#define CLONE_STOPPED 0x02000000 /* 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);
}
/* 假设设置了CLONE_STOPPED标志。或要跟踪子进程,那么子进程被设置成TASK_STOPPED,并为子进程添加挂起的SIGSTOP信号。在还有一进程把子进程的状态恢复为TASK_RUNNING之前(一般是SIGCONT信号)。子进程不得执行*/
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),则在执行队列中,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,把子进程插入现在成执行队列的队尾 */
if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED))
wake_up_new_task(p, clone_flags);
else
p->state = TASK_STOPPED;
/* 假设父进程被跟踪,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;
}
    子进程怎样运行?

    系统调用返回时会触发进程调度,这时候子进程会被优先运行(假设同cpu且不共享页表),子进程描写叙述符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全部的寄存器,并强迫cpu返回到用户态。子进程终于得到运行。之后进程调度,父进程可能得到运行。这就是为什么fork()运行一次。返回两次。

4.3  我们接下来从内核中走出来,站在应用程序猿的角度看看进程

    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。应用开发人员能够利用这一事实。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。

例如以下所看到的:

#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);
}
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    这里引出还有一个问题。就是上面两种不同的运行方式造成结果不同的原因。

fork时。父进程数据空间拷贝到子进程中时,缓冲区也被拷贝到子进程中。

    write是不带缓冲的,标准IO库(如printf)是带缓冲的。假设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(有些须要结合《UNIX环境高级编程》上下文才干看懂):


    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

    当前工作文件夹

    根文件夹

    文件模式创建屏蔽字

    信号屏蔽和安排

    针对随意打开文件描写叙述符的在运行时关闭标志

    环境

    连接的共享存储段

    存储映射

    资源限制


    父进程和子进程的差别是:

    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:

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    注意差别于独立进程打开文件:

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    4.3  进程究竟从何而来——从start_kernel()開始

// 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没进程运行时替补
}
/*
* 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:
    并非仅仅有代码就能够运行,没有内核栈,task_struct等数据结构怎么行?
    0号进程使用的全部数据结构都是静态创建的(全部其它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载入如内存的时候。0号进程的数据结构也就有了。
    0号进程完毕诸多初始化的光荣使命之后,循环在cpu_idle(),这时仅仅有在cpu没有可调度的进程时,就会运行0号进程。
    SMP系统中,每一个CPU都有一个进程0.启动时仅仅用到一个cpu,禁用其它CPU,当0进程激活其它CPU时,通过copy_process()创建其它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,它运行内核中init( )函数[init/main.c],继续初始化工作。

    之后init()调用execve()装入可运行程序,通常是/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(依据《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,由于它创建和监控在操作系统外层运行的全部进程的活动。
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); /* 这里创建其它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.");
}

    其它内核线程
    内核中有一些重要任务,以现行的方式运行效率不高。托付给独立的调度运行流做比較合适。每一个进程就是一个独立的运行流。而这些为内核工作的运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使用非常多其它内核线程,当中一些在初始化阶段创建。一些在系统执行过程中动态创建。

    一些内核线程的样例:


    keventd(也被称为事件):运行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:运行周期内存回收。
    pdflush:刷新“脏”缓冲区中的的内容到磁盘以回收内存。
    kblockd:运行kblockd_workqueue工作队列中的函数,周期性的激活块设备驱动程序。
    ksoftirqd:执行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,包含内存,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

    技术分享

    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,而无论该线程所属线程组中的全部其它线程。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,系统调用參数(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
* 是否须要向父进程发送SIGCHLD信号
* release_task()回收进程其它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:
    假设父进程不须要接收来自子进程的信号,就调用do_exit();
    假设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()函数将回收进程描写叙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毕。

5、进程切换

    这里仅仅涉及内核怎样完毕进程切换。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,怎样换下旧进程。装上新进程。

    虽然每一个进程能够拥有属于自己的地址空间,但全部的进程必须共享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。
    进程切换仅仅发生在内核态。

在运行进程切换之前,用户态进程使用的全部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,它包括了大部分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、切换页全局文件夹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宏完毕。

6、进程资源限制

    每一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

    这些资源包含:

// 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
    当中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。
    仅仅有具有CAP_SYS_ESOURCE权限的超级用户才干改变rlim_max。
    大多数资源限制RLIMIT_INFINITY,即内核没有对资源限制。然而系统管理员能够给一些资源施加更强的限制。

 

Linux内核剖析 之 进程简单介绍

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原文地址:http://www.cnblogs.com/cxchanpin/p/6915152.html

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