标签：命名 perm 情况下 任务切换 ack ... 流程图 写入 effect
如果系统只有一个处理器，那么给定时刻只有一个程序可以运行。在多处理器系统中，真正并行运行的进程数目取决于物理CPU的数目。内核和处理器建立了多任务的错觉，是通过以很短的间隔在系统运行的应用程序之间不停切换做到的。由此，以下两个问题必须由内核解决：除非明确要求，否则应用程序不能彼此干扰；CPU时间必须在各种应用程序之间尽可能公平共享（一些程序可能比其他程序更重要）。本篇博文主要涉及内核共享CPU时间的方法以及如何在进程之间切换（内核为各进程分配时间，保证切换之后从上次撤销其资源时执行环境完全相同）。
并非所有进程的重要程度都相同，对于进程，首先比较粗糙的划分，进程可以分为实时进程和非实时进程。
图1 通过时间片分配CPU时间调度示意图
图1是CPU分配时间的一个简图。进程运行按时间片调度，分配进程的时间片额与其相对重要性相当。系统中时间的流动对应于圆盘的转动，重要的进程会比次要的进程得到更多CPU时间，进程被切换时，所有的CPU寄存器内容和页表都会被保存，下次该进程恢复执行时，其执行环境可以完全恢复。这种简化模型忽略了一些进程状态相关的信息，不能使CPU时间利益回报尽可能最大化。但是为调度器的质量确立一种定量标准非常困难。自Linux内核诞生以来，调度器的代码已经重写了好几次。按时间先后顺序，主要有O(n)调度器，O(1)调度器和CFS(completely fair scheduler)调度器。详细区别戳这里。
进程并不总是可以立即运行，有时候它需要等待来自外部信号源、不受其控制的事件（如文本编辑等待输入）。在调度器进行进程切换时，必须知道每个进程的状态，因为将CPU事件分配给无事可做的进程没有意义，进程在各个状态之间的转换也同样重要。
图2 进程状态之间的切换示意图
进程可能存在的状态有：运行、等待和睡眠。图2描述了进程的几种状态及其转换。除了图中所示的几种状态以外，还有一种状态被称为僵尸态。
为了维持系统中现存的各个进程，防止它们与系统其他部分相互干扰，Linux进程管理结构中还需要两种进程状态选项：用户状态和核心态。进程通常处于用户状态，只能访问自身的数据，无法干扰系统中其他进程。如果进程想要访问系统数据，则必须切换到核心态，这种访问必须经由明确定义的路径（系统调用）。从用户状态进入核心态的第二种方法是通过中断，此时切换是自动触发的，处理中断操作，通常与中断发生时执行的程序无关。（系统调用是由用户应用程序有意调用的，中断则是不可预测的）
内核的抢占调度模型是优先让优先级高的进程占用CPU，它建立了一个层次结构，用于判断哪些进程状态可由其他状态抢占。
在内核2.5开发期间，内核抢占（kernel preemption）选项被添加到内核，它支持紧急情况下切换到另一个进程，甚至当前进程处于系统调用也行。内核抢占可以减少等待时间，但代价是增加了内核的复杂度，因为抢占时有许多数据结构需要针对并发访问进行保护。
Linux内核涉及进程和程序的所有算法都围绕数据结构task_struct建立，该结构定义在include/sched.h中。task_struct包含很多成员，将进程与各内核子系统联系起来。task_struct定义的简化版本如下：
1 struct task_struct { 2 volatile long state; /* -1表示不可运行，0表示可运行，>0表示停止 */ 3 void *stack; 4 atomic_t usage; 5 unsigned long flags; /* 每进程标志，下文定义 */ 6 unsigned long ptrace; 7 int lock_depth; /* 大内核锁深度 */ 8 int prio, static_prio, normal_prio; 9 struct list_head run_list; 10 const struct sched_class *sched_class; 11 struct sched_entity se; 12 unsigned short ioprio; 13 unsigned long policy; 14 cpumask_t cpus_allowed; 15 unsigned int time_slice; 16 #if defined(CONFIG_SCHEDSTATS) || defined(CONFIG_TASK_DELAY_ACCT) 17 struct sched_info sched_info; 18 #endif 19 struct list_head tasks; 20 /* 21 * ptrace_list/ptrace_children链表是ptrace能够看到的当前进程的子进程列表。 22 */ 23 struct list_head ptrace_children; 24 struct list_head ptrace_list; 25 struct mm_struct *mm, *active_mm; 26 /* 进程状态 */ 27 struct linux_binfmt *binfmt; 28 long exit_state; 29 int exit_code, exit_signal; 30 int pdeath_signal; /* 在父进程终止时发送的信号 */ 31 unsigned int personality; 32 unsigned did_exec:1; 33 pid_t pid; 34 pid_t tgid; 35 /* 36 * 分别是指向（原）父进程、最年轻的子进程、年幼的兄弟进程、年长的兄弟进程的指针。 37 *（p->father可以替换为p->parent->pid） 38 */ 39 struct task_struct *real_parent; /* 真正的父进程（在被调试的情况下） */ 40 struct task_struct *parent; /* 父进程 */ 41 /* 42 * children/sibling链表外加当前调试的进程，构成了当前进程的所有子进程 43 */ 44 struct list_head children; /* 子进程链表 */ 45 struct list_head sibling; /* 连接到父进程的子进程链表 */ 46 struct task_struct *group_leader; /* 线程组组长 */ 47 /* PID与PID散列表的联系。 */ 48 struct pid_link pids[PIDTYPE_MAX]; 49 struct list_head thread_group; 50 struct completion *vfork_done; /* 用于vfork() */ 51 int __user *set_child_tid; /* CLONE_CHILD_SETTID */ 52 int __user *clear_child_tid; /* CLONE_CHILD_CLEARTID */ 53 unsigned long rt_priority; 54 cputime_t utime, stime, utimescaled, stimescaled; 55 unsigned long nvcsw, nivcsw; /* 上下文切换计数 */ 56 struct timespec start_time; /* 单调时间 */ 57 struct timespec real_start_time; /* 启动以来的时间 */ 58 /* 内存管理器失效和页交换信息，这个有一点争论。它既可以看作是特定于内存管理器的， 59 也可以看作是特定于线程的 */ 60 unsigned long min_flt, maj_flt; 61 cputime_t it_prof_expires, it_virt_expires; 62 unsigned long long it_sched_expires; 63 struct list_head cpu_timers[3]; 64 /* 进程身份凭据 */ 65 uid_t uid,euid,suid,fsuid; 66 gid_t gid,egid,sgid,fsgid; 67 struct group_info *group_info; 68 kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted; 69 unsigned keep_capabilities:1; 70 struct user_struct *user; 71 char comm[TASK_COMM_LEN]; /* 除去路径后的可执行文件名称-用[gs]et_task_comm访问（其中用task_lock()锁定它）-通常由flush_old_exec初始化 */ 72 /* 文件系统信息 */ 73 int link_count, total_link_count; 74 /* ipc相关 */ 75 struct sysv_sem sysvsem; 76 /* 当前进程特定于CPU的状态信息 */ 77 struct thread_struct thread; 78 /* 文件系统信息 */ 79 struct fs_struct *fs; 80 /* 打开文件信息 */ 81 struct files_struct *files; 82 /* 命名空间 */ 83 struct nsproxy *nsproxy; 84 /* 信号处理程序 */ 85 struct signal_struct *signal; 86 struct sighand_struct *sighand; 87 sigset_t blocked, real_blocked; 88 sigset_t saved_sigmask; /* 用TIF_RESTORE_SIGMASK恢复 */ 89 struct sigpending pending; 90 unsigned long sas_ss_sp; 91 size_t sas_ss_size; 92 int (*notifier)(void *priv); 93 void *notifier_data; 94 sigset_t *notifier_mask; 95 #ifdef CONFIG_SECURITY 96 void *security; 97 #endif 98 /* 线程组跟踪 */ 99 u32 parent_exec_id; 100 u32 self_exec_id; 101 /* 日志文件系统信息 */ 102 void *journal_info; 103 /* 虚拟内存状态 */ 104 struct reclaim_state *reclaim_state; 105 struct backing_dev_info *backing_dev_info; 106 struct io_context *io_context; 107 unsigned long ptrace_message; 108 siginfo_t *last_siginfo; /* 由ptrace使用。*/ 109 ... 110 };
task_struct结构体的内容可以分解为各个部分，每个部分表示进程的一个方面。
对于进程管理，task_struct中state指定了当前状态（TASK_RUNNING运行；TASK_INTERRUPTIBLE等待某事件/资源的睡眠状态；TASK_UNINTERRUPTIBLE年内和指示停用的睡眠状态；TASK_STOPPED特意停止运行（多用于调试）；TASK_TRACED（用于调试区分常规进程）；EXIT_ZOMBIE僵尸状态；EXIT_DEAD指wait系统调用已发出）。
此外，Linux提供资源限制（resource limit）机制，对进程使用系统资源施加某些限制。在task_struct中反应在rlim数组上，系统调用setrlimit来增减当前限制。rlim数组中的位置标识了受限制资源的类型，这也是内核需要定义预处理器常数，将资源与位置关联起来的原因。具体代码以及不同硬件上的值的设置手册上有详细描述。init进程的限制在系统启动时生效， 定义在include/asm-generic-resource.h中的INIT_RLIMITS。
典型的UNIX进程包括：二进制代码组成的应用程序、单线程、分配给应用程序的一组资源。新进程使用fork和exec系统调用产生。
除此以外，Linux还提供了clone系统调用，用于实现线程，但仅仅系统调用还不足以做到，还需要用户空间库配合实现。
命名空间提供了虚拟化的一种轻量级形式，使得我们可以从不同方面查看运行系统的全局属性。
传统上，在Linux以及其它衍生的UNIX变体中，许多资源是全局管理的。系统中所有进程都通过PID标识，内核必须管理一个全局的PID列表，用户ID的管理方式类似，通过全局唯一的UID标识。全局ID使内核可以有选择允许或拒绝某些特权，但不能阻止若干个用户能看到彼此。如果Web主机打算向用户提供计算机的全部访问权限，传统意义上需要为每个用户提供一台物理机，使用KVM或VMWare时资源分配做得不是非常好。
对于计算机的各个用户都需要建立独立内核，和一份完全安装好的配套用户层应用这个问题，命名空间提供了一种不同的解决方案。虚拟化系统中，一台物理计算机可以运行多个内核，可能是并行的多个不同的操作系统，命名空间只使用一个内核在一台物理机上运作，将前述的所有资源通过命名空间抽象，使得可以将一组进程放置到容器中，各个容器彼此隔离。
图3 命名空间按层次关联图
图3描述了命名空间可以组织为层次关系。一个命名空间是父命名空间，衍生了两个子命名空间，子命名空间中各进程拥有自己的PID号。虽然子容器不了解系统中其他容器，但父容器知道子命名空间的存在，也可以看到其中执行的所有进程，因此自子容器中的进程可以映射到父容器中，获取全局中唯一的PID号。若命名空间比较简单，也可以设计成非层次的（UTS命名空间，父子命名空间没有联系）。
新的命名空间创建方式有两种：fork或clone系统调用创建进程时，有特定选项可以控制是与父进程共享命名空间，还是新建命名空间；unshare系统调用将进程的某些部分从父进程分离，其中也包括命名空间。
命名空间的实现分为两个部分：每个子系统的命名空间结构；将给定进程关联到所属各命名空间的机制。图4是进程与命名空间之间的联系示意图。
图4 进程和命名空间之间的联系
子系统的全局属性封装到命名空间中，每个进程关联到选定的命名该空间。每个可以感知命名空间的内核子系统都提供了一个数据结构struct_nsproxy（汇集了指向特定于子系统的命名空间包装器的指针），将所有通过命名空间形式提供的对象集中起来。
1 struct nsproxy { 2 atomic_t count; 3 struct uts_namespace *uts_ns; //包含了运行内核的名称、版本、底层体系结构类型信息 4 struct ipc_namespace *ipc_ns; //所有进程间通信（IPC）相关信息 5 struct mnt_namespace *mnt_ns; //已装载文件系统视图 6 struct pid_namespace *pid_ns; //有关进程的ID信息 7 struct user_namespace *user_ns; //用于限制每个用户资源的使用信息 8 struct net *net_ns; //包含所有网络相关的命名空间参数 9 };
每个命名空间都提供了相应的标志用于fork建立一个新的命名空间。因为在每个进程关联到自身命名空间时，使用了指针，所以多个进程可以共享一组子命名空间，修改给定的命名空间，对所有属于该命名空间的进程都是可见的。
它存储了系统的名称（Linux...）、内核发布版本、机器名等。使用uname工具可以取得这些属性的当前值。它几乎不需要特别处理，因为它只需要简单量，没有层次组织。所有相关信息都汇集到结构uts_namespace中。
1 struct uts_namespace { 2 struct kref kref; //嵌入的引用计数器，用于跟踪内核有多少的地方使用了该命名空间实例 3 struct new_utsname name; //命名空间所提供的属性信息 4 };
内核通过copy_utsname函数创建UTS命名空间，在读取或设置UTS属性值时，内核会保证总是操作特定于当前进程的uts_namespace实例，在当前进程修改UTS属性不会反映到父进程，而父进程的修改也不会传播到子进程。
用户命名空间维护了一些统计数据（如进程和打开文件数目），它在数据结构管理方面类似于UTS，在要求创建新的用户命名空间时，生成当前用户命名空间的一份副本，并关联到当前进程nsproxy实例。
1 struct user_namespace { 2 struct kref kref; //嵌入的计数器 3 struct hlist_head uidhash_table[UIDHASH_SZ]; //访问各个实例列表 4 struct user_struct *root_user; //负责记录其资源消耗 5 };
每个用户命名空间对其用户资源使用的统计，与其他命名空间完全无关，对root用户的统计也是如此。这是因为在克隆一个用户命名空间时，为当前用户和root都创建了新的user_struct实例。
UNIX进程会分配一个ID号（简称PID）作为其命名空间中唯一的标识。ID有的多类型：
命名空间增加了PID管理的复杂性。PID命名空间按层次组织，因此必须区分局部ID和全局ID。
PID分配器（pid allocator）用于加速新ID的分配（此处ID是广义的包括TGID，SID等）。内核提供辅助函数，实现通过ID及其类型查找进程的task_struct的功能，以及将ID的内核表示形式和用户空间可见的数值进行转换的功能。
PID命名空间的表示方式以及含义：
1 struct pid_namespace { 2 ... 3 struct task_struct *child_reaper; //每个PID命名空间都具有一个进程，其发挥的作用相当于全局的init进程。child_reaper保存了指向该进程的task_struct的指针。 4 ... 5 int level; //表示当前命名空间在命名空间层次结构中的深度，初始命名空间的level为0。 6 struct pid_namespace *parent; //指向父命名空间的指针 7 };
PID的管理围绕struct_pid和struct_upid展开，struct pid是内核对PID的内部表示，而struct upid则表示特定的命名空间中可见的信息。
1 struct upid { 2 int nr; //ID的数值 3 struct pid_namespace *ns; //指向该ID所属的命名空间的指针 4 struct hlist_node pid_chain; //将所有的upid链接在一起的散链表 5 };
1 truct pid 2 { 3 atomic_t count; //引用计数器 4 /* 使用该pid的进程的列表 */ 5 struct hlist_head tasks[PIDTYPE_MAX]; //每一项对应一个id类型，作为散列表头。对于其中的每项，因为一个ID可能用于几个进程，所有共享同一给定ID的task_struct实例都通过该列表连接 6 int level; //表示可以看到该进程的命名空间的数目 7 struct upid numbers[1]; //upid实例数组，每个数组项都对应于一个命名空间 8 };
1 enum pid_type 2 { 3 PIDTYPE_PID, 4 PIDTYPE_PGID, 5 PIDTYPE_SID, 6 PIDTYPE_MAX //ID类型的数目 7 };
枚举类型中定义的ID类型不包括线程组ID，因为线程组ID无非是线程组组长的PID。图5对pid和upid两个结构的关系进行了概述。对于members数组，形式上只有一个数组项，如果一个进程只包含在全局命名空间中，那么确实如此。由于该数组位于结构的末尾，因此只要分配更多的内存空间，即可向数组添加附加的项。
图5 实现可感知命名空间的ID表示所用的数据结构
内核提供了若干辅助函数，用于操作和扫描上述复杂结构，完成以下两个任务：
此外，内核还负责提供机制来生成唯一PID，具体方法：为跟踪已经分配和仍然可用的PID，内核使用一个大的位图，其中每个PID由一个比特标识。PID的值可通过对应比特在位图中的位置计算而来。所有其他的ID都可以派生自PID。
完成了ID连接关系之后，内核还负责管理建立在UNIX进程创建模型之上的“家族关系”（如果由进程A形成了进程B，则A是父进程，B是子进程；若进程A形成了若干个子进程，则这些子进程之间成为兄弟关系）。图6说明了进程家族中的父子关系和兄弟关系，以及task_struct中children和sibling两个链表表头实现这些关系的方式。
图6 进程间家族关系
Linux的进程复制有三种方式：
（1）写时复制（COW）
写时复制技术（copy-on-write），用来防止在fork执行时将父进程的所有数据复制到子进程。为了解决很多情况下不需要复制父进程信息时，复制父进程副本使用大量内存，耗费很长时间的问题。
fork之后，父子进程的地址空间指向同样的物理内存页，此时，物理内存页处于只读状态。如果确实要对内存进行写入操作，会产生缺页异常，然后由内核分配内存空间。
（2）执行系统调用
fork、vfork和clone系统调用的入口点分别是sys_fork、sys_vfork和sys_clone函数。这些入口函数都调用体系结构无关的do_fork函数，通过clone_flags这个标志集合区分不同入口。区别也可以戳这里。
1 long do_fork( 2 unsigned long clone_flags, //标志集合，指定控制复制过程的属性 3 unsigned long stack_start, //用户状态下栈的起始地址 4 struct pt_regs *regs, //指向寄存器集合的指针，以原始形式保存了调用参数 5 unsigned long stack_size, //用户状态下栈的大小，通常设为0 6 int __user *parent_tidptr, //指向用户空间中父进程的PID 7 int __user *child_tidptr //指向用户空间中子进程的PID 8 ）
（3）do_fork的实现
do_fork的代码流程图如图7所示。
图7 do_fork代码流程图
子进程生产成功后，内核必须执行收尾操作：
（4）复制进程
在do_fork中大多数工作是由copy_process函数完成的，该函数根据标志的控制，处理了3个系统调用（fork、vfork和clone）的主要工作。copy_process流程图如图8所示。（详见手册）
图8 copy_process的代码流程图
（5）创建线程特别问题
用户空间线程库使用clone系统调用来生成新线程。该调用支持（上文讨论之外的）标志，对copy_process（及其调用的函数）具有某些特殊影响。
上述标志可用于从用户空间检测内核中线程的产生和销毁。CLONE_CHILD_SETTID和CLONE_PARENT_SETTID用于检测线程的生成。CLONE_CHILD_CLEARTID用于在线程结束时从内核向用户空间传递信息，在多处理器系统上这些检测可以真正地并行执行。
内核线程是直接由内核本身启动的进程。内核线程实际上是将内核函数委托给独立的进程，与系统中其他进程“并行”执行（实际上，也并行于内核自身的执行）。内核线程经常称之为（内核）守护进程，它们用于执行下列任务：
基本上，内核线程有两种：
因为内核线程是由内核自身生成的，它有两个特别之处：
内核线程可以用两种方法实现：
古老的方法：
备选方案：使用宏kthread_run（参数与kthread_create相同），它会调用kthread_create创建新线程，立即唤醒它。还可以使用kthread_create_cpu代替kthread_create创建内核线程，使之绑定到特定的CPU。
（1）execve的实现
该系统调用的入口点是体系结构相关的sys_execve函数。该函数很快将其工作委托给系统无关的do_execve例程。do_execve的代码流程图如图9所示。
图9 do_execve代码流程图
do_execve的主要工作：
通常，二进制格式处理程序执行下列操作：
（2）解释二进制格式
Linux内核中，每种二进制格式都表示为结构体linux_binfmt，都需要用register_binfmt向内核注册。linux_binfmt结构为：
1 struct linux_binfmt { 2 struct linux_binfmt * next; 3 struct module *module; 4 int (*load_binary)(struct linux_binprm *, struct pt_regs * regs); 5 int (*load_shlib)(struct file *); 6 int (*core_dump)(long signr, struct pt_regs * regs, struct file * file); 7 unsigned long min_coredump; /* minimal dump size */ 8 };
二进制格式主要接口函数
进程必须用exit系统调用终止，使得内核有机会将该进程使用的资源释放回系统。该调用的入口点是sys_exit函数，该函数的实现就是将各个引用计数器减1，如果引用计数器归0而没有进程再使用对应的结构，那么将相应的内存区域返还给内存管理模块。
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原文地址：https://www.cnblogs.com/holyxp/p/9785781.html
