《深入理解Linux内核第四版》学习笔记——第三章进程（一）进程描述符

一、进程，轻量级进程，线程

        进程是程序执行时的一个实例，可以看做充分描述程序已经执行到何种程度的数据结构的汇集。一个进程可以有多个子进程，但是只能有一个父进程。以内核观点看，进程的目的就是担当分配系统资源的实体。

        进程被创建时，接收父进程地址空间的一个逻辑拷贝，但是他们有独立的堆栈，父子进程对内存单元的修改互不可见。

        进程:用户线程=1:N,每个线程都是进程的一个执行流。

        Linux采用轻量级进程对多线程应用提供更好的支持。两个轻量级进程基本上可以共享一些资源，只要其中一个修改共享资源，另一个就立即查看这种修改。在Linux中，一个线程组基本上就是实现了多线程应用的一组轻量级进程。也就是说：线程组A=[轻量级进程A1，轻量级进程A2..]。

二、进程描述符

        进程描述符是一个字段包含了与一个进程相关的所有信息的task_struct类型结构。不仅包含了很多进程属性字段，而且一些字段还包括了指向其他数据结构的指针。

 1.进程状态

        进程状态由一组标志组成，由进程描述符中的state字段描述，每个标志只能描述一个互斥状态。共有下面7种状态，最后两种既可以存放在state字段中，又可以存放在exit_state字段中：

        1.可运行状态（TASK_RUNNING），进程要么在CPU上执行，要么准备执行。

        2.可中断的等待状态（TASK_INTERRUPTIBLE）.进程挂起，直到某条件符合产生硬件中断释放进程正等待的系统资源，或传递一个信号都可以唤醒进程，后状态变为可运行状态。

        3.不可中断的等待状态（TASK_UNINTERRUPTIBLE），与可中断等待状态类似，但是把信号传递到睡眠进程不能改变它的状态。在进程必须等待，直到一个不能被中断的事件发生时，这种状态很有用。

        4.暂停状态（TASK_STOPPED），进程执行被暂停，当进程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信号后，进入暂停状态。

        5.跟踪状态（TASK_TRACED），进程的执行已由debugger程序暂停。

        6.僵死状态（EXIT_AOMBIE），进程执行被终止，但是父进程还没有发布wait4()或waitpid()系统调用来返回有关死亡进程的信息。且在发布wait()类系统调用前，内核不能丢弃死进程描述符中的数据。

        7.僵死撤销状态（EXIT_DEAD），最终状态，父进程刚发出wait()类系统调用，进程由系统删除，为了防止其他执行线程在同一个进程上也执行wait类，把僵死状态改为僵死撤销状态。

        通过p->state=TASK_RUNNING方式赋值state字段，内核也使用set_task_state和set_current_state宏分别设置指定进程状态和当前执行进程的状态。

2.标识一个进程

        32位（仅仅是一个逻辑地址的偏移量部分）进程描述符地址标识进程。进程描述符指针指向这些地址，内核对进程的大部分引用通过进程描述符的指针进行。

        通过进程标识符PID数来标识进程，PID存放在进程描述符的pid字段中。PID被顺序编号，逐个+1，当达到最大值时要循环使用闲置的小PID号。缺省状态下PID最大值是32767（PID_MAX_DEFAULT-1），可以通过/proc/sys/kernel/pid_max文件更改减小PID上限值，在64位结构中，可以把PID上限扩大到4194303。

        内核通过pidmap-array位图表示当前已分配的和闲置的PID号。一个页框包含32768个位，在32位体系结构中pidmap-array位图存放在一个单独的页中。64位体系结构中，内存分配超过当前位图大小的PID号时，为PID位图增加更多页。系统会一直保存这些页不被释放。

        因为一个多线程应用中的所有线程都必须有相同的PID，Linux引入线程组，一个组中的所有线程使用该组领头线程的PID，被存入线程描述符的tgid字段中，getpid()返回该字段。

进程描述符处理

        进程是动态实体，内核把进程描述符存放在动态内存中。对于每个进程来说，Linux把内核态的进程堆栈和紧挨进程描述符的线程描述符（thread_info）存放在一个单独为进程分配的存储区域。这块区域大小通常为8192字节（2页框），且占据两个连续的页框，并让区域起始位置是的倍数。为防止因存在大量碎片而没有可用连续内存时，在80x86体系结构中，编译时可以设置使得内核栈和线程描述符跨越一个单独的页框。

        线程描述符驻留于内存区的开始，栈从末端向下增长。esp寄存器是CPU栈指针，存放栈顶单元的地址，一旦数据写入堆栈，esp值递减。因为thread_info是52结构字节长，因此内核栈能扩展到8140字节。内核使用alloc_thread_info和free_thread_info宏分配和释放存储thread_info结构和内核栈的内存区。

标识当前进程

        内核栈和线程描述符紧密结合的好处：内核很容易从esp寄存器的值获得当前在CPU上正在运行进程的thread_info结构的地址。如果thread_union结构长度是8K，则内核屏蔽掉esp最低13位有效位就可以获得thread_info的基地址；如果thread_union结构长度是4k，要屏蔽esp低12位有效位。通过current_thread_info()函数完成。汇编指令如下（不加括号：寄存器里的值，加括号：寄存器表示的地址上的值）：

        进程常用进程描述符地址，内核调用current宏获得当前CPU上运行进程的描述符指针。

         因为task字段在thread_info结构中的偏移量为0，所以执行完这三条指令之后，p就包含在CPU上运行的进程的描述符的指针。current宏经常作为进程描述符字段的前缀出现在内核代码中。例如current->pid返回在CPU上正在执行的进程的PID。

双向链表

        Linux内核定义了list_head数据结构，字段next和prev分别表示通用双向链表向前和向后的指针元素。list_head字段的指针中存放的是另一个list_head字段的地址，而不是含有list_head结构的整个数据结构地址。

         新链表用LIST_HEAD(list_name)宏创建，它申明类型为list_head的新变量list_name，此变量作为新链表头的占位符，是一个哑元素。LIST_HEAD(list_name)宏还初始化list_head数据结构的prev和next字段，让它们指向list_name变量本身。

        Linux2.6内核还支持一种不同于list_head的用于散列表的非循环双向链表，对散列表而言重要的是空间。表头存放在hlist_head中，是指向表的第一个元素的指针。每个元素都是hlist_node类型的数据结构，next指针指向下一个元素，pprev指向前一个，第一个元素的pprev和最后一个元素的next指向NULL。

进程链表

        进程链表是双向链表，把所有进程的描述符连接起来。每个task_struct结构都包含一个list_head类型的tasks字段，这个类型的prev和next字段分别指向前面和后边的task_struct元素。

        进程链表的头是init_task描述符，他是0进程或swapper进程的进程描述符。init_task的prev字段指向最后插入的进程描述符的tasks字段。

TASK_RUNNING状态的进程链表

        内核只寻找TASK_RUNNING状态的进程进入CPU运行。通过建立多个不同优先级的可运行进程链表提高调度程序运行速度。每个task_struct描述符包含一个list_head类型的字段run_list，如果进城优先权为k（0-139）,run_list字段把该进程链入优先权为k的可运行进程的链表中。每个CPU都有自己的进程链表集。

        运行队列的主要数据结构还是进程描述符链表，进程描述符的prio字段存放进程的动态优先权，所有这些链表都由一个单独的prio_array_t数据结构实现，字段如下：

3.进程间的关系

         进程描述符中表示进程亲属关系的字段如下图所示，进程1（init）是所有进程的祖先：

        下图显示了一组进程间的亲属关系，进程P0创建了P1,P2,P3。进程P3又创建了P4。进程之间存在除下图中的其他关系：一个进程可能是一个进程组或登录会话的领头进程，也可能是一个线程组的领头进程，还可能跟踪其他进程的执行。

        建立非亲属关系的进程描述符字段如下所述：

pidhash表及链表

         在某些情况下，内核必须能从进程的PID导出对应的进程描述符指针。顺序扫描进程链表并检查进程描述符的pid字段相当低效。因为进程描述符包含了表示不同类型PID的字段，每种类型的PID都需要他自己的散列表，因此引入4个散列表加速查找，散列表和进程描述符中相关字段说明如下：

         内核初始化期间动态地为4个散列表分配空间，并把它们的地址存入pid_hash数组。一个散列表的长度依赖于可用RAM的容量。如果一个系统有512MB的RAM，那么每个散列表就被存在4个页框中，可以拥有2048个表项。

        用pid_hashfn宏把PID转化为表索引：

        #define pid_hashfn(x) hash_long((unsigned  long)x,pidhash_shift)

        hash_long()在32位体系结构中基本等价于：

        变量pidhash_shift用来存放表索引的长度（以位为单位，例子：11）,所以pid_hashfn的取值范围是0到。pidhash表及链表如下图所示：

        两个不同PID可能会散列到相同的表索引而冲突。Linux利用双向链表来处理冲突的PID。

        PID散列表可以为包含在一个散列表中的任何PID号定义进程链表。上图中的PID结构的字段如下所示：

         下图给出PIDTYPE_TGID类型的散列表的例子。pid_hash数组的第二个元素存放的事散列表的地址，也就是用hlist_head结构的数组表示的链表的头。线程组4351的PID链表：散列表中的进程描述符的pid_list字段中存放链表的头，同时每个PID链表中指向前一个和后一个元素的指针也放在每个链表元素的pid_list字段中。

4.如何组织进程

        运行队列链表把处于TASK_RUNNING状态的所有进程组织在一起，当要把其他状态的进程分组时，不同状态的处理要求不同：

        没有为处于TASK_STOPPED、EXIT_ZOMBIE、EXIT_DEAD状态的进程建立专门的链表。由于对处于暂停、僵死、死亡状态进程的访问比较简单，或者通过PID，或者通过特定父进程的子进程链表，所以不必对这三种状态进程分组。

等待队列

        进程必须经常等待某些事件的发生，例如等待释放系统资源，等待一个磁盘操作的停止。等待队列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。因此，等待队列表示一组睡眠的进程，当某一条件变为真时，由内核唤醒他们。

        等待队列由双向链表实现，每一个等待队列都有一个等待队列头wait_queue_head_t以及多个队列元素wait_queue_t：

         因为等待队列是由终端处理程序和主要内核函数修改的，因此必须对其双向链表进行保护以免其进行同时访问。同步是通过等待队列头中的lock自旋锁达到的。task_list字段是等待进程链表的头。

       wait_queue_t字段：task存放进程等待的事件的描述符地址；task_list字段包含的是把元素连接到等待相同事件的进程链表中的指针；flags表示进程是互斥进程(flags=1)还是非互斥进程（flags=0）;func字段表示登台队列中睡眠进程的唤醒方式。

【P102-P105是等待队列的操作代码】

进程资源限制

        每个进程都有一组相关的资源限制，限制制定了进程能使用的系统资源数量。

        对当前进程的资源限制存放在current->signal->rlim字段，即进程的信号描述符的一个字段。该字段是类型为rlimit结构的数组，每个资源限制对应一个元素：

         rlim_cur字段是资源的当前资源限制。例如：current->signal->rlim[RLIMIT_CPU].rlim_cur表示正运行进程所占用CPU时间的当前限制。rlim_max字段是资源限制所允许的最大值。超级用户可以进行资源限制的修改。资源限制字段如下所示。