【Linux】进程控制块PCD结构（tack_struct）

tack_struct结构图：

一、task_struct 结构描述

1．进程状态（State）

进程执行时，它会根据具体情况改变状态。进程状态是调度和对换的依据。Linux 中的 进程主要有如下状态，如表4.1 所示。

（1）可运行状态

处于这种状态的进程，要么正在运行、要么正准备运行。正在运行的进程就是当前进程 （由 current 宏  所指向的进程），而准备运行的进程只要得到CPU 就可以立即投入运行，CPU 是 这些进程唯一等待的系统资源。系统中有一个运行队列（run_queue），用来容纳所有处于可 运行状态的进程，调度程序执行时，从中选择一个进程投入运行。 当前运行进程一直处于该队列中，也就是说，current 总是指向运行队列中的某个元素，只是具体指向谁由调度程序决定。

（2）等待状态

处于该状态的进程正在等待某个事件（Event）或某个资源，它肯定位于系统中的某个 等待队列（wait_queue）中。Linux 中处于等待状态的进程分为两种：可中断的等待状态和 不可中断的等待状态。处于可中断等待态的进程可以被信号唤醒，如果收到信号，该进程就 从等待状态进入可运行状态，并且加入到运行队列中，等待被调度；而处于不可中断等待态 的进程是因为硬件环境不能满足而等待，例如等待特定的系统资源，它任何情况下都不能被 打断，只能用特定的方式来唤醒它，例如唤醒函数wake_up()等。

（3）暂停状态

此时的进程暂时停止运行来接受某种特殊处理。通常当进程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、 SIGTTIN 或 SIGTTOU 信号后就处于这种状态。例如，正接受调试的进程就处于这种状态。

（4）僵死状态

进程虽然已经终止，但由于某种原因，父进程还没有执行wait()系统调用，终止进程的 信息也还没有回收。顾名思义，处于该状态的进程就是死进程，这种进程实际上是系统中的 垃圾，必须进行相应处理以释放其占用的资源。

A child that terminates, but has not been waited for becomes a "zombie".  The kernel maintains a 

minimal set of information  about the  zombie  process (PID, termination status, resource usage 

information) in order to allow the parent to later perform a wait to obtain information about the 

child.  As long as a zombie is not removed from the system via a wait, it will consume a slot in  

the kernel  process  table,  and if this table fills, it will not be possible to create further 

processes.  If a parent process terminates, then its "zombie" children (if any) are adopted by 

init(8), which automatically performs a wait to remove the zombies.

2．进程调度信息

调度程序利用这部分信息决定系统中哪个进程最应该运行，并结合进程的状态信息保证 系统运转的公平和高效。这一部分信息通常包括进程的类别（普通进程还是实时进程）、进 程的优先级等，如表4.2 所示。

当need_resched 被设置时，在“下一次的调度机 会”就调用调度程序schedule()；counter 代表进程剩余的时间片，是进程调度的主要依据， 也可以说是进程的动态优先级，因为这个值在不断地减少；nice 是进程的静态优先级，同时 也代表进程的时间片，用于对counter 赋值，可以用nice()系统调用改变这个值；policy 是适用于该进程的调度策略，实时进程和普通进程的调度策略是不同的；rt_priority 只对 实时进程有意义，它是实时进程调度的依据。

进 程的调度策略有3 种，如表4.3 所示。

只有root 用户能通过sched_setscheduler()系统调用来改变调度策略。

3．标识符（Identifiers）

每个进程有进程标识符、用户标识符、组标识符，如表4.4 所示。 不管对内核还是普通用户来说，怎么用一种简单的方式识别不同的进程呢？这就引入了 进程标识符（ PID，process identifier ），每个进程都有一个唯一的标识符，内核通过这个 标识符来识别不同的进程，同时，进程标识符PID 也是内核提供给用户程序的接口，用户程 序通过PID 对进程发号施令。PID 是32 位的无符号整数，它被顺序编号：新创建进程的PID 通常是前一个进程的PID 加1。然而，为了与16 位硬件平台的传统Linux 系统保持兼容，在 Linux 上允许的最大PID 号是32767，当内核在系统中创建第32768 个进程时，就必须重新开 始使用已闲置的PID 号。

4．进程通信有关信息（IPC，Inter_Process Communication）

为了使进程能在同一项任务上协调工作，进程之间必须能进行通信即交流数据。 Linux 支持多种不同形式的通信机制。它支持典型的UNIX 通信机制（IPC Mechanisms）： 信号（Signals）、管道（Pipes），也支持System V / Posix 通信机制：共享内存（Shared Memory）、 信号量和消息队列（Message Queues）,如表4.5 所示。

5．进程链接信息（Links）

程序创建的进程具有父/子关系。因为一个进程能创建几个子进程，而子进程之间有兄 弟关系，在task_struct 结构中有几个域来表示这种关系。 在Linux 系统中，除了初始化进程init，其他进程都有一个父进程（Parent Process） 。可以通过fork()或clone()系统调用来创建子进程，除了进程标识符（PID） 等必要的信息外，子进程的task_struct 结构中的绝大部分的信息都是从父进程中拷贝 。系统有必要记录这种“亲属”关系，使进程之间的协作更加方便，例如 父进程给子进程发送杀死（kill）信号、父子进程通信等。 每个进程的task_struct 结构有许多指针，通过这些指针，系统中所有进程的 task_struct结构就构成了一棵进程树，这棵进程树的根就是初始化进程init的task_struct 结构（init 进程是Linux 内核建立起来后人为创建的一个进程，是所有进程的祖先进程）。

表4.6 是进程所有的链接信息。

6．时间和定时器信息（Times and Timers）

一个进程从创建到终止叫做该进程的生存期（lifetime）。进程在其生存期内使用CPU 的时间，内核都要进行记录，以便进行统计、计费等有关操作。进程耗费CPU 的时间由两部 分组成：一是在用户模式（或称为用户态）下耗费的时间、一是在系统模式（或称为系统态） 下耗费的时间。每个时钟滴答，也就是每个时钟中断，内核都要更新当前进程耗费CPU 的时 间信息。

7．文件系统信息（File System）

进程可以打开或关闭文件，文件属于系统资源，Linux 内核要对进程使用文件的情况进 行记录。task_struct 结构中有两个数据结构用于描述进程与文件相关的信息。其中， fs_struct 中描述了两个VFS 索引节点（VFS inode），这两个索引节点叫做root 和pwd，分 别指向进程的可执行映像所对应的根目录（Home Directory）和当前目录或工作目录。 file_struct 结构用来记录了进程打开的文件的描述符（Descriptor）。如表4.9 所示。

在文件系统中，每个VFS 索引节点唯一描述一个文件或目录，同时该节点也是向更低层 的文件系统提供的统一的接口。

8．虚拟内存信息（Virtual Memory）

除了内核线程（Kernel Thread），每个进程都拥有自己的地址空间（也叫虚拟空间）， 用 mm_struct  来描述。另外Linux 2.4 还引入了另外一个域active_mm，这是为内核线程而 引入的。因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文 切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的active_mm 指向刚被调度出 去的进程的mm_struct。内存 信息如表4.10 所示。

9．页面管理信息

当物理内存不足时，Linux 内存管理子系统需要把内存中的部分页面交换到外存，其交 换是以页为单位的。有关页面的描述信息如表4.11。

10．对称多处理机（SMP）信息

Linux 2.4 对SMP 进行了全面的支持，表4.12 是与多处理机相关的几个域。

11．和处理器相关的环境（上下文）信息（Processor Specific Context）

这里要特别注意标题：和“处理器”相关的环境信息。进程作为一个执行环境的综合， 当系统调度某个进程执行，即为该进程建立完整的环境时，处理器（Processor）的寄存器、 堆栈等是必不可少的。因为不同的处理器对内部寄存器和堆栈的定义不尽相同，所以叫做“和 处理器相关的环境”，也叫做“处理机状态”。当进程暂时停止运行时，处理机状态必须保 存在进程的 thread_struct  结构中，当进程被调度重新运行时再从中恢复这些环境，也就是恢 复这些寄存器和堆栈的值。处理机信息如表4.13 所示。

12．其他

（1）struct wait_queue *wait_chldexit

在进程结束时,或发出系统调用wait 时，为了等待子进程的结束，而将自己（父进程） 睡眠在该等待队列上，设置状态标志为TASK_INTERRUPTIBLE，并且把控制权转给调度程序。

（2）Struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]

每一个进程可以通过系统调用setrlimit 和getrlimit 来限制它资源的使用。

（3）Int exit_code exit_signal

程序的返回代码以及程序异常终止产生的信号，这些数据由父进程（子进程完成后）轮 流查询。

（4）Char comm[16]

这个域存储进程执行的程序的名字，这个名字用在调试中。

（5）Unsigned long personality

Linux 可以运行X86 平台上其他UNIX 操作系统生成的符合iBCS2 标准的程序, personality 进一步描述进程执行的程序属于何种UNIX 平台的“个性”信息。通常有 PER_Linux,PER_Linux_32BIT,PER_Linux_EM86,PER_SVR4,PER_SVR3,PER_SCOSVR3,

PER_WYSEV 386,PER_ISCR4,PER_BSD,PER_XENIX 和PER_MASK 等，参见include/Linux/personality.h>。

(6) int did_exec:1

按POSIX 要求设计的布尔量，区分进程正在执行老程序代码，还是用系统调用execve() 装入一个新的程序。

（7）struct linux_binfmt *binfmt

指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a.out、script、elf、java 等4 种。

二、进程组织方式

1、内核栈

每个进程都有自己的内核栈， 当进程从用户态进入内核态时，CPU 就自动地设置该进程 的内核栈， 也就是说，CPU 从任务状态段TSS 中装入内核栈指针esp， 在/include/linux/sched.h 中定义了如下一个联合结构：

 C++ Code 

1 2 3 4 5 6

union task_union {      struct task_struct task;      unsigned  long stack[ 2 0 48]; };

从这个结构可以看出，内核栈占8KB 的内存区。实际上，进程的task_struct 结构所占 的内存是由内核动态分配的，更确切地说，内核根本不给task_struct 分配内存，而仅仅给 内核栈分配8KB 的内存，并把其中的一部分给task_struct 使用。 task_struct 结构大约占1K 字节左右，其具体数字与内核版本有关，因为不同的版本其 域稍有不同。因此，内核栈的大小不能超过7KB，否则，内核栈会覆盖task_struct 结构， 从而导致内核崩溃。不过，7KB 大小对内核栈已足够。

2、current 宏

当一个进程在某个CPU 上正在执行时，内核如何获得指向它的task_struct 的指针？ 在linux/include/i386/current.h 中

定义了current 宏，这是一段与体系结构相关的代码：

 C++ Code 

1 2 3 4 5 6 7 8

static  inline  struct task_struct *get_current（void） {      struct task_struct *current;     __asm__（ "andl %%esp,%0; ": "=r" （current） :  "0" （~8191UL））;      return current; }

3、哈希表

Linux 在进程中引入的哈希表叫做 pidhash，在include/linux/sched.h 中定义如下：

 C++ Code 

1 2 3 4

#define PIDHASH_SZ （4096 >> 2） extern  struct task_struct *pidhash[PIDHASH_SZ]; #define pid_hashfn（x） （（（（x） >> 8） ^ （x）） & （PIDHASH_SZ - 1））

其中，PIDHASH_SZ 为表中元素的个数，表中的元素是指向task_struct 结构的指针。 pid_hashfn 为哈希函数，把进程的PID 转换为表的索引。通过这个函数，可以把进程的PID 均匀地散列在它们的域（0 到 PID_MAX-1）中。

Linux 利用链地址法来处理冲突的PID：也就是说，每一表项是由冲突的PID 组成的双 向链表，这种链表是由task_struct 结构中的pidhash_next 和 pidhash_pprev 域实现的， 同一链表中pid 的大小由小到大排列。

4、双向循环链表

哈希表的主要作用是根据进程的pid 可以快速地找到对应的进程，但它没有反映进程创 建的顺序，也无法反映进程之间的亲属关系，因此引入双向循环链表。每个进程task_struct 结构中的prev_task 和next_task 域用来实现这种链表。

链表的头和尾都为init_task，它对应的是进程0（pid 为0）， 也就是所谓的空进程，它是所有进程的祖先。

5、运行队列

当内核要寻找一个新的进程在CPU 上运行时，必须只考虑处于可运行状态的进程（即在 TASK_RUNNING 状态的进程），因为扫描整个进程链表是相当低效的，所以引入了可运行状态 进程的双向循环链表，也叫运行队列（run queue）。

该队列通过task_struct 结构中的两个指针run_list 链表来维持。队列的标志有两个： 一个是“空进程”idle_task;一个是队列的长度, ，也就是系统中处于可运行状态（TASK_RUNNING）的进程数 目，用全局整型变量nr_running 表示。

6、等待队列

进程必须经常等待某些事件的发生，例如， 等待一个磁盘操作的终止，等待释放系统资源或等待时间走过固定的间隔。等待队列实现在

事件上的条件等待，也就是说，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。因此，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。 等待队列由循环链表实现。

7、内核线程

内核线程（kernel thread）

这类线程周期性被内核唤醒和调度，主要用于实现系统后台操作，如页面对换，刷新磁盘缓存，网络连接等系统工作。

•  内核线程执行的是内核中的函数，而普通进程只有通过系统调用才能执行内核中的函 数。

•  内核线程只运行在内核态，而普通进程既可以运行在用户态，也可以运行在内核 态。

•  因为内核线程指只运行在内核态，因此，它只能使用大于PAGE_OFFSET（3G）的地址 空间。另一方面，不管在用户态还是内核态，普通进程可以使用4GB 的地址空间。