linux进程管理

Linux kernel 进程管理

1 进程描述符和task结构体

内核把进程列表存储在一个双向循环链表中 task list；task list中的每个元素都是struct task_struct的一个进程描述符,defined in ；进程描述符包含了进程的所有信息；32bit的机器中，struct task_struct有1.7k bytes;进程描述符中包含的数据：打开的文件、进程地址空间、阻塞的信号、进程状态等；Figure3-1所示为：

① 分配进程描述符
Task_struct结构体通过slab分配器分配（它提供了对象的重利用和cache的染色）；在2.6版本的内和之前，task_struct结构体存储在每个进程中kernel stack的末尾。这允许一些架构（比如说X86）可以利用少数的寄存器来计算进程描述符的位置，通过stack指针而不需要利用额外的寄存器存储这个位置。随着进程描述符可以利用slab分配器动态创建，一个新的数据结构struct thread_info被创建了，或者存在与stack底部（stack向下生长），或者存在于stack顶部（stack向上生长）。Figure3-2展示了这种结构；

	Struct thread_info结构体在X86结构中的定义在中； 

struct thread_info {
struct task_struct *task;
struct exec_domain *exec_domain;
__u32 flags;
__u32 status;
__u32 cpu;
int preempt_count;
mm_segment_t addr_limit;
struct restart_block restart_block;
void *sysenter_return;
int uaccess_err;
}

每个任务的thread_info结构体被分配在stack的结尾部分。这个结构体重的task元素是一个指向实际task_struct结构体的指针。

② 存储进程描述符
系统通过唯一的PID来识别进程；PID是一种数字参数，它使用不透明的pid_t类型来表示，但它通常是int类型。由于兼容早些Linux版本的原因，默认的最大参数为32768（that is a short int），但是这项参数是可以在正确的范围内增加的。Kernel把这项参数作为pid存储在每一个进程描述符中。
这项参数是很重要的，因为这预示着系统同时运行的最大进程数。虽然32768对于桌面系统来说足够使用了，更大的服务器可能需要更多的进程。这项参数越小，这项参数的遍历越快。如果系统想要打破旧的应用的兼容性的话，管理员需要增加最大值，通过/proc/sys/kernel/pid_max来设置。
在内核当中，任务通常由指向其任务结构的指针直接引用。实际上在大多数处理进程的内核code中，都是直接使用task_struct的。因此，快速找到当前运行任务的进程描述符就变得非常重要，这可以通过current宏来实现；current宏根据不同硬件架构的不一致，他的实现方式各异。有些架构保存一个指针，指向当前运行进程的task_struct，这就是这种访问很高效。其他的架构，比如说X86（which has a few register to waste），采用了这样一种方式：把struct thread_info存储在kernel stack去计算thread_info的位置，因此就可以获知task_struct。

③ 进程状态
进程描述符的state field描述了进程的当前状态（see figure3.3）.Each process都处于五种状态中的一种。如下参数的值代表了五种状态：

TASK_RUNNING: 
该任务正在运行或者在等待运行的任务队列中.
TASK_INTERRUPTIBLE：
该任务处于睡眠状态,等待某一个条件或信号来唤醒进TASK_RUNNING状态.
TASK_UNINTERRUPTBLE：
该状态和TASK_INTERRUPTIBLE一样,区别在于接收到信号后并不被唤醒.使用要比TASK_INTERRUPTIBLE少.
TASK_ZOMBIE：
进程被终止，但是他的父进程还没有执行wait4()系统调用；
TASK_STOPPED：
程序执行被停止,将不会运行或者有资格运行.当任务接收到			SIGSTOP,SIGSTP,SIGTTIN,SIGTTOU或者在调试时接收到任何其他信号.

④ 更改当前进程状态
Kernel代码有时候需要更改进程的运行状态；优先推荐的办法是使用set_task_state(task,state);这个函数设置task到指定的状态。如果是可用的话，他也会提供一种内存屏障去强制在其他处理器上排序（这仅仅是SMP系统所需要的）。
当然，这也等于如下机制：task->state = state;set_current_state(state)等同于set_task_state(current,state)；

⑤ 进程上下文
进程中的最重要的部分之一是正在执行程序的code。这code是从可执行文件中读取而来，在程序的地址空间运行。通常的程序执行是发生在用户空间的。当程序运行系统调用的时候或者触发了exception的时候，他就进入了内和空间。基于这种观点，当kernel在代表进程在运行的时候，它在进程上下文。当处于进程上下文中的时候，current宏是有效的。退出内核后，进程会恢复在用户空间的执行；如果在退出内核后，有更高优先级的任务变得runnable的话，调度器会选择更高优先级的任务去执行。
系统调用和exception handler在内核中是定义好接口的；进程只可以通过这些接口在内核空间中开始执行，ps:所有访问内核的通道都是通过这些接口。

⑥ 进程的Family tree
在Linux和Unix系统中的进程之间存在着明确的层级关系；所有的进程都是Init进程的子进程（他的pid为1）。内核在boot阶段的最后阶段开启init进程。Init进程读取系统初始化脚本和执行其他更多的程序，最终完成Boot的过程。
系统中的每一个进程都有一个明确的父进程；类似的，每个进程都有一个或者0个子进程。拥有同一个父进程的所有子进程叫做兄弟姐妹进程。进程之间的关系存储在进程描述符中。每一个stcuct task_struct都有一个指针指向父进程的task_struct,叫做parent，以及a list of children，叫做children。因此，给出当前进程的信息，可以获取到他的父进程的描述符，使用如下的办法：

Struct task_struct *my_parent = current->parent;

相同地，你也可以获取到他的子进程，使用如下的办法：

struct task_struct *task;
struct list_head *list;
list_for_each(list, &current->children) {
		task = list_entry(list, struct task_struct, sibling);
		/* task now points to one of current’s children */
}

Init进程描述符是静态分配的，named init_task；所有进程之间的关系的良好举例就是如下代码可以成功运行：

struct task_struct *task;
for (task = current; task != &init_task; task = task->parent)
;
/* task now points to init */

事实上，你也可以通过进程之间的层级关系来获知其他进程。但是通常情况下，在系统中递归全部进程是相当简单的办法，原因是task list是一个双向的循环链表；为了获取下一个task，给出一个有效的task，使用如下的办法即可：

list_entry(task->tasks.next, struct task_struct, tasks)

获取上一个的办法也是类似的：

list_entry(task->tasks.prev, struct task_struct, tasks)

上述两种办法你也可以通过宏next_task(task)和prev_task(task)来实现；在每一个递归中，task指向list中的下一个task：

struct task_struct *task;
for_each_process(task) {
	/* this pointlessly prints the name and PID of each task */
	printk(“%s[%d]\n”, task->comm, task->pid);
}

Note:在一个多进程的系统中，递归查找每一个task可能是付出很高的时间代价的；在做类似的code的时候需要深思熟虑，并且有合理的原因。

2、进程创建

大多数操作系统通过实现spawn的机制，在新的地址空间创建新的进程、在可执行文件中读取code、开始执行；Unix把这些步骤分开为两个函数：fork()和exec()；frok()通过复制当前进程创建子进程；子进程和父进程的区别在于不同的PID(which is unique)和PPID(parent’s pid)、和一些资源，比如说信号（这些是不继承的）；exec()加载可执行代码到地址空间并开始执行。通过fork()和exec()实现的机制和大多数操作系统是类似的。

① copy-on-Write
通常情况下，在fork()之后，所有父进程拥有的资源都会被复制，并拷贝给子进程；如果拷贝了大量数据（might be shared），这种办法是非常低效的；更糟糕的是，如果新进程去执行新的镜像文件，所有拷贝的数据就浪费掉了。在Linux中，fork()是通过一种copy-on-write的机制来实现的；copy-on-write（COW）是一种可以延迟或者阻止拷贝数据的技术。除了拷贝进程地址空间，父进程和子进程可以共享一份拷贝。但是数据部分的话，会被标记一种方式：如果需要写入的话，开始复制数据并且每个进程都会接收到一份独有的拷贝。因此，资源的复制动作仅仅在当需要写入动作的时候才会发生。到写入动作之前，他们仅仅通过只读的方式共享。这项技术延迟了每一页的拷贝操作，除非他真正开始写入的动作。在pages从来不会被改写的情况下，他们从来不会被拷贝。Fork()唯一的消耗就是父进程页表的复制和子进程独有描述符的创建。
通常情况下，进程fork()之后，立即开始执行新的可执行镜像，COW的优化阻止了拷贝大量数据的浪费动作（在地址空间内，很容易达到几十兆bytes）。这项优化很重要，因为Unix的哲学鼓励进程快速执行。

② fork()
Linux通过clone()系统调用完成fork();this call可以输入多个flag：这些flag指定了父进程和子进程之间需要共享的资源类型。Fork()、vfork()、_clone()等都需要调用clone()系统调用，clone()可以输入多个flags。接下来clone()调用do_fork()。
Fork的大量工作实际上是由do_fork完成的（which is defined in kernel/fork.c）。这个函数调用copy_process()，然后开始运进程。Copy_process()完成的工作如下：
a) It调用dup_task_struct()，它为新的线程创建新的内核stack、thread_info结构体和task_struct；这些新的参数对于当前任务而言是独有的。给予这种策略，父进程和子进程的描述符是独有的。
b) 然后,It检查新的子进程是不是超过了当前用户的进程数目限制。
c) 现在，子进程需要将自己和父进程进行区分。进程描述符中的各种成员变量都被清除了或者设置为初始值。没有被继承的进程描述符的成员变量保持原来的信息。进程描述符中的大量data是共享的。
d) 接下来，子进程的状态设置为TASK_UNINTERRUPTBLE，来确保它不会运行。
e) 现在，copy_process()调用copy_flags()去更新task_struct成员中的flags变量。清除PF_SUPERPRIV flag，该变量用来指出a task是否使用super-user privilege。设置PF_FORKNOEXEC flag，该变量用来指出a process还没有调用exec()。
f) 接下来，调用get_pid()，分配一个可用的pid给新的task。
g) 取决于传递给clone()的flags，copy_process()复制或者共享打开的文件、文件系统信息、信号处理函数、进程地址空间和name space；否则的话，他们是独有的，并拷贝到这里。
h) 接下来，remaining的时间片（between parent and child）被一分为2;
i) 最终，copy_process() cleans up并返回指向新的进程的指针。
返回到do_fork(),如果copy_process返回成功，新的子进程将会唤醒并运行。因此，内核会先运行子进程。在通常情况下，子进程立刻调用exec()，这就去除了copy-on-write的负载；相反，如果先运行父进程并开始写入地址空间的话，将会产生一定的overhead。

③ vfork()
Vfork()和fork()两个系统调用的作用基本是相同的，但是vfork是不复制父进程的页表的。Instead，子进程是作为单一线程在父进程的地址空间执行的，在子进程调用exec()或者退出之前，父进程都是blocked。子进程是不允许向地址空间写入的。This is a welcome 优化机制 in the old days of 3BSD when the call is introduced,因为在那个时候，copy-on-write的pages还不是用来完成fork()。今天，随着copy-on-write和子进程优先运行机制的出现，vfork的唯一优势就是不拷贝父进程的页表。如果有一天Linux增加了copy-on-write页表，vfork就没有任何优势了。
由于vfork()的机制是有风险的，所以说如果vfork died很慢很痛苦就好了；vfork系统调用是通过一些特殊的flag给clone系统调用实现的。
a) 在copy_process中，task_struct结构体成员vfork_done被设置为NULL；
b) 在do_fork中，如果设置了特定的flag，vfork_done会被指向特定的地址空间；
c) 子进程运行之后，父进程等待子进程的信号，这个信号通过vfork_done指针实现；
d) 在mm_realease()函数中（当任务退出内存空间的时候，他会被使用到），vfork_done被检查是否为空。如果他不为空的话，parent会被signal到；
e) 返回到do_fork，父进程被唤醒并返回；
如果上述过程按计划完成了的话，子进程现在在新的地址空间执行，父进程在原来的地址空间又一次执行。这样的overhead是比较低的，但是设计的话不是很好。

3、 Linux线程的实现机制

Threads are a popular moden programming abstraction.使用同一个program在共享内存的地址空间实现多个线程；他们还可以共享打开的文件和其他的资源；线程是允许并发programming的，并且在多处理器系统中，可以实现真正的并发；
Linux实现线程(thread)的机制是独特的；对于Linux kernel而言，没有线程的概念；Linux完成所有的线程都是按照标准进程来实现的；Linux kernel也不会提供特殊的调度机制或者数据结构给线程；Instead，threads几乎就是一个进程（which和其他进程共享一些资源）；每个thread都拥有一个独有的task_struct结构体，内核视他为一个normal进程。

① 内核线程
内核线程是仅仅存在于内核地址空间的标准进程；内核线程和通常的进程的最显著的区别就是内核进程没有地址空间（也就是说mm指针是NULL的）。它仅仅在内核空间中运行，并且不会切换到用户空间。但是内核线程和通常的进程一样是可调度、可抢占的；
Linux分配了一些任务给内核线程，比如说pdflush和ksoftirq等；这些线程是其他进程在内核启动的时候创建的；事实上，内核线程仅能由其他的进程创建；创建新的内核线程的接口是这样的：
Int kernel_thread(int (* fn)( void *), void *arg, unsigned long flags);
新的任务是通过clone系统调用（结合一些特定的flags）来创建的；on return,父进程退出with a pointer指向子进程的task_struct。子进程执行的函数是由函数指针fn提供的。一个特殊的flag，CLONE_KERNEL指出了是为kernel线程使用的：CLONE_FS,CLONE_FILES,CLONE_SIGHAND.大多数的内核线程都是传递这个flags。
通常情况下，内核线程会一直执行他的initial函数。这个initial函数通常是实现一个循环，在这个循环中内核线程在需要的时候会被唤醒，执行特定的任务，然后再睡眠。

4、 进程的终止

进程结束的时候，内核释放相关的资源并通知子进程，父进程已经结束了；当进程接收到exit()的系统调用后，进程结束（这通常是他准备结束了或者main()返回后，放置exit()）；进程还可能是involuntarily的方式结束，比如说：接收到了结束信号、出现了不能处理的exception；无论进程是以哪种方式结束的，exit的工作有do_exit()完成，实现的工作内容如下（具体在文章中已经详细列出,the linux kernel development 3.rd）；
do_exit()的code在kernel/exit.c中实现；执行完do_exit后，跟该task相关的资源已经全部释放；the task不再运行，处于TASK_ZOMBIE状态；the task占用的唯一内存只是在kernel stack，包括thread info和task struct。The task exists solely to provide info to its parent.Parent获取到信息后或者通知内核the task is uninterested,the process剩下的内存将会释放并返回给系统使用；
① 移除进程描述符
After do_exit，结束的进程的进程描述符依然存在，但是他已经是僵尸态了不能运行。As discussed，这可以是系统获取他的子进程的信息，即使这个进程已经结束了。因此after a process的清理工作和移除进程描述符的工作是分开的。在parent已经在终止的子进程上获取到了信息或者通知内核is doesn’t care，子进程的task_struct就可以重新分配了。
The wait系列的函数是通过一个简单的系统调用实现的，wait4()；标准做法是在他的子进程中的其中一个退出后暂停当前的task，在这个时候，the function返回了退出的子进程的PID。除此之外，还提供给这个函数一个指针，用来存储终止的子进程的退出处理代码。
当重新分配进程描述符的时候，涉及到release_task()；他会执行如下的工作：
First：调用free_uid，减少process的用户计数；Linux给每个用户分配了一定的cache用来统计信息，这些信息包括每 个用户打开的进程数量、打开的文件数量。如果这项计数减到0的话，the user就没有打开的文件和进程了，the cache就会被释放掉。
Second：release_task调用unhash_process将进程从pidhash中移除，从task list中移除；
Third：如果task是有被继承关系的，release_task把子进程重定向到他的父进程并把它从ptrace list中移除；
Finally：release_task调用put_call_struct来释放pages（这pages包含进程的内核堆栈信息和thread info结构体），重新分配slab cache（包含task struct）;
在这之后，进程描述符和跟进程相关的所有资源都已经被释放了。
② Parentless task的处理
如果父进程在子进程之前退出，必须有一些机制来保证重新分配新的父进程给子进程，否则的话，没有父进程终止的进程将会一直保持僵尸态，浪费系统资源。这种机制就是把子进程重新分配给当前thread group的其他进程，如果是失败的话，就重定向给Init进程。在do_exit中，notify_parent()涉及到相关的工作，它调用forget_original_parent()来执行相关动作；这包括，设置reaper给同一个thread group的另一个任务；如果当前thread group没有其他的任务，就会设置给Init process;
通过这种机制的实现，就可以避免僵尸进程的出现；init进程通常对其子进程调用wait（），清除分配给它的任何僵尸。

最近在阅读linux kernel developement 3.rd，上传一部分作为自己的阅读笔记；