Linux 命名空间

Linux 命名空间

2.3.2　命名空间（1） 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的方面来查看运行系统的全局属性。该机制类似于Solaris中的zone或 FreeBSD中的jail。对该概念做一般概述之后，我将讨论命名空间框架所提供的基础设施。 1. 概念 传统上，在Linux以及其他衍生的UNIX变体中，许多资源是全局管理的。例如，系统中的所有进程按照惯例是通过PID标识的，这意味着内核必须管理一个全局的PID列表。而且，所有调用者通过uname系统调用返回的系统相关信息（包括系统名称和有关内核的一些信息）都是相同的。用户ID的管理方式类似，即各个用户是通过一个全局唯一的UID号标识。 全局ID使得内核可以有选择地允许或拒绝某些特权。虽然UID为0的root用户基本上允许做任何事，但其他用户ID则会受到限制。例如UID为n 的用户，不允许杀死属于用户m的进程（m≠ n）。但这不能防止用户看到彼此，即用户n可以看到另一个用户m也在计算机上活动。只要用户只能操纵他们自己的进程，这就没什么问题，因为没有理由不允许用户看到其他用户的进程。 但有些情况下，这种效果可能是不想要的。如果提供Web主机的供应商打算向用户提供Linux计算机的全部访问权限，包括root权限在内。传统上，这需要为每个用户准备一台计算机，代价太高。使用KVM或VMWare提供的虚拟化环境是一种解决问题的方法，但资源分配做得不是非常好。计算机的各个用户都需要一个独立的内核，以及一份完全安装好的配套的用户层应用。 命名空间提供了一种不同的解决方案，所需资源较少。在虚拟化的系统中，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。而命名空间则只使用一个内核在一台物理计算机上运作，前述的所有全局资源都通过命名空间抽象起来。这使得可以将一组进程放置到容器中，各个容器彼此隔离。隔离可以使容器的成员与其他容器毫无关系。但也可以通过允许容器进行一定的共享，来降低容器之间的分隔。例如，容器可以设置为使用自身的PID集合，但仍然与其他容器共享部分文件系统。 本质上，命名空间建立了系统的不同视图。此前的每一项全局资源都必须包装到容器数据结构中，只有资源和包含资源的命名空间构成的二元组仍然是全局唯一的。虽然在给定容器内部资源是自足的，但无法提供在容器外部具有唯一性的ID。图2-3给出了此情况的一个概述。   图2-3 命名空间可以按层次关联起来。 每个命名空间都发 源于一个父命名空间，一个父命名空间可以有多个子命名空间 考虑系统上有3个不同命名空间的情况。命名空间可以组织为层次，我会在这里讨论这种情况。一个命名空间是父命名空间，衍生了两个子命名空间。假定容器用于虚拟主机配置中，其中的每个容器必须看起来像是单独的一台Linux计算机。因此其中每一个都有自身的init进程，PID为0，其他进程的PID 以递增次序分配。两个子命名空间都有PID为0的init进程，以及PID分别为2和3的两个进程。由于相同的PID在系统中出现多次，PID号不是全局唯一的。 虽然子容器不了解系统中的其他容器，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。图中子容器的进程映射到父容器中，PID为4到 9。尽管系统上有9个进程，但却需要15个PID来表示，因为一个进程可以关联到多个PID。至于哪个PID是"正确"的，则依赖于具体的上下文。 如果命名空间包含的是比较简单的量，也可以是非层次的，例如下文讨论的UTS命名空间。在这种情况下，父子命名空间之间没有联系。 请注意，Linux系统对简单形式的命名空间的支持已经有很长一段时间了，主要是chroot系统调用。该方法可以将进程限制到文件系统的某一部分，因而是一种简单的命名空间机制。但真正的命名空间能够控制的功能远远超过文件系统视图。 新的命名空间可以用下面两种方法创建。 (1) 在用fork或clone系统调用创建新进程时，有特定的选项可以控制是与父进程共享命名空间，还是建立新的命名空间。 (2) 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。更多信息请参见手册页unshare(2)。 在进程已经使用上述的两种机制之一从父进程命名空间分离后，从该进程的角度来看，改变全局属性不会传播到父进程命名空间，而父进程的修改也不会传播到子进程，至少对于简单的量是这样。而对于文件系统来说，情况就比较复杂，其中的共享机制非常强大，带来了大量的可能性，具体的情况会在第8章讨论。 在标准内核中命名空间当前仍然标记为试验性的，为使内核的所有部分都能够感知到命名空间，相关开发仍然在进行中。但就内核版本2.6.24而言，基本的框架已经建立就绪。 当前的实现仍然存在一些问题，相关的信息可以参见Documentation/namespaces/compatibility-list.txt文件。 2. 实现 命名空间的实现需要两个部分：每个子系统的命名空间结构，将此前所有的全局组件包装到命名空间中；将给定进程关联到所属各个命名空间的机制。图 2-4说明了具体情形。     （点击查看大图）图2-4　进程和命名空间之间的联系 2.3.2　命名空间（2） 子系统此前的全局属性现在封装到命名空间中，每个进程关联到一个选定的命名空间。每个可以感知命名空间的内核子系统都必须提供一个数据结构，将所有通过命名空间形式提供的对象集中起来。struct nsproxy用于汇集指向特定于子系统的命名空间包装器的指针： <nsproxy.h> struct nsproxy { atomic_t count; struct uts_namespace *uts_ns; struct ipc_namespace *ipc_ns; struct mnt_namespace *mnt_ns; struct pid_namespace *pid_ns; struct user_namespace *user_ns; struct net *net_ns; }; 当前内核的以下范围可以感知到命名空间。 UTS命名空间包含了运行内核的名称、版本、底层体系结构类型等信息。UTS是UNIX Timesharing System的简称。 保存在struct ipc_namespace中的所有与进程间通信（IPC）有关的信息。 已经装载的文件系统的视图，在struct mnt_namespace中给出。 有关进程ID的信息，由struct pid_namespace提供。 struct user_namespace保存的用于限制每个用户资源使用的信息。 struct net_ns包含所有网络相关的命名空间参数。读者在第12章中会看到，为使网络相关的内核代码能够完全感知命名空间，还有许多工作需要完成。 当我讨论相应的子系统时，会介绍各个命名空间容器的内容。在本章中，我们主要讲解UTS和用户命名空间。由于在创建新进程时可使用fork建立一个新的命名空间，因此必须提供控制该行为的适当的标志。每个命名空间都有一个对应的标志： <sched.h> #define CLONE_NEWUTS 0x04000000 /* 创建新的utsname组 */ #define CLONE_NEWIPC 0x08000000 /* 创建新的IPC命名空间 */ #define CLONE_NEWUSER 0x10000000 /* 创建新的用户命名空间 */ #define CLONE_NEWPID 0x20000000 /* 创建新的PID命名空间 */ #define CLONE_NEWNET 0x40000000 /* 创建新的网络命名空间 */ 每个进程都关联到自身的命名空间视图： <sched.h> struct task_struct { ... /* 命名空间 */ struct nsproxy *nsproxy; ... } 因为使用了指针，多个进程可以共享一组子命名空间。这样，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。 请注意，对命名空间的支持必须在编译时启用，而且必须逐一指定需要支持的命名空间。但对命名空间的一般性支持总是会编译到内核中。 这使得内核不管有无命名空间，都不必使用不同的代码。除非指定不同的选项，否则每个进程都会关联到一个默认命名空间，这样可感知命名空间的代码总是可以使用。但如果内核编译时没有指定对具体命名空间的支持，默认命名空间的作用则类似于不启用命名空间，所有的属性都相当于全局的。 init_nsproxy定义了初始的全局命名空间，其中维护了指向各子系统初始的命名空间对象的指针： <kernel/nsproxy.c> struct nsproxy init_nsproxy = INIT_NSPROXY(init_nsproxy); <init_task.h> #define INIT_NSPROXY(nsproxy) { \ .pid_ns = &init_pid_ns, \ .count = ATOMIC_INIT(1), \ .uts_ns = &init_uts_ns, \ .mnt_ns = NULL, \ INIT_NET_NS(net_ns) \ INIT_IPC_NS(ipc_ns) \ .user_ns = &init_user_ns, \ } UTS命名空间 UTS命名空间几乎不需要特别的处理，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下列结构的一个实例中： <utsname.h> struct uts_namespace { struct kref kref; struct new_utsname name; }; kref是一个嵌入的引用计数器，可用于跟踪内核中有多少地方使用了struct uts_namespace的实例（回想第1章，其中讲述了更多有关处理引用计数的一般框架信息）。uts_namespace所提供的属性信息本身包含在struct new_utsname中： <utsname.h> struct new_utsname { char sysname[65]; char nodename[65]; char release[65]; char version[65]; char machine[65]; char domainname[65]; }; 各个字符串分别存储了系统的名称（Linux...）、内核发布版本、机器名，等等。使用uname工具可以取得这些属性的当前值，也可以在 /proc/sys/kernel/中看到： wolfgang@meitner> cat /proc/sys/kernel/ostype Linux wolfgang@meitner> cat /proc/sys/kernel/osrelease 2.6.24 初始设置保存在init_uts_ns中： init/version.c struct uts_namespace init_uts_ns = { ... .name = { .sysname = UTS_SYSNAME, .nodename = UTS_NODENAME, .release = UTS_RELEASE, .version = UTS_VERSION, .machine = UTS_MACHINE, .domainname = UTS_DOMAINNAME, }, }; 相关的预处理器常数在内核中各处定义。例如，UTS_RELEASE在<utsrelease.h>中定义，该文件是连编时通过顶层 Makefile动态生成的。 请注意，UTS结构的某些部分不能修改。例如，把sysname换成Linux以外的其他值是没有意义的，但改变机器名是可以的。 内核如何创建一个新的UTS命名空间呢？这属于copy_utsname函数的职责。在某个进程调用fork并通过CLONE_NEWUTS标志指定创建新的UTS命名空间时，则调用该函数。在这种情况下，会生成先前的uts_namespace实例的一份副本，当前进程的nsproxy实例内部的指针会指向新的副本。如此而已!由于在读取或设置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 用户命名空间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，则生成当前用户命名空间的一份副本，并关联到当前进程的 nsproxy实例。但用户命名空间自身的表示要稍微复杂一些：   <user_namespace.h> struct user_namespace { struct kref kref; struct hlist_head uidhash_table[UIDHASH_SZ]; struct user_struct *root_user; }; 如前所述，kref是一个引用计数器，用于跟踪多少地方需要使用user_namespace实例。对命名空间中的每个用户，都有一个struct user_struct的实例负责记录其资源消耗，各个实例可通过散列表uidhash_table访问。 对我们来说user_struct的精确定义是无关紧要的。只要知道该结构维护了一些统计数据（如进程和打开文件的数目）就足够了。我们更感兴趣的问题是：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： kernel/user_namespace.c static struct user_namespace *clone_user_ns(struct user_namespace *old_ns) { struct user_namespace *ns; struct user_struct *new_user; ... ns = kmalloc(sizeof(struct user_namespace), GFP_KERNEL); ... ns->root_user = alloc_uid(ns, 0); /* 将current->user替换为新的 */ new_user = alloc_uid(ns, current->uid); switch_uid(new_user); return ns; } alloc_uid是一个辅助函数，对当前命名空间中给定UID的一个用户，如果该用户没有对应的user_struct实例，则分配一个新的实例。在为root和当前用户分别设置了user_struct实例后，switch_uid确保从现在开始将新的user_struct实例用于资源统计。实质上就是将struct task_struct的user成员指向新的user_struct实例。 请注意，如果内核编译时未指定支持用户命名空间，那么复制用户命名空间实际上是空操作，即总是会使用默认的命名空间。   2.3.3　进程ID号（1） UNIX进程总是会分配一个号码用于在其命名空间中唯一地标识它们。该号码被称作进程ID号，简称PID。用fork或clone产生的每个进程都由内核自动地分配了一个新的唯一的PID值。 1. 进程ID 但每个进程除了PID这个特征值之外，还有其他的ID。有下列几种可能的类型。 处于某个线程组（在一个进程中，以标志CLONE_THREAD来调用clone建立的该进程的不同的执行上下文，我们在后文会看到）中的所有进程都有统一的线程组ID（TGID）。如果进程没有使用线程，则其PID和TGID相同。 线程组中的主进程被称作组长（group leader）。通过clone创建的所有线程的task_struct的group_leader成员，会指向组长的task_struct实例。 另外，独立进程可以合并成进程组（使用setpgrp系统调用）。进程组成员的task_struct的pgrp属性值都是相同的，即进程组组长的 PID。进程组简化了向组的所有成员发送信号的操作，这对于各种系统程序设计应用（参见系统程序设计方面的文献，例如［SR05］）是有用的。请注意，用管道连接的进程包含在同一个进程组中。 几个进程组可以合并成一个会话。会话中的所有进程都有同样的会话ID，保存在task_struct的session成员中。SID可以使用 setsid系统调用设置。它可以用于终端程序设计，但和我们这里的讨论不相干。 命名空间增加了PID管理的复杂性。回想一下，PID命名空间按层次组织。在建立一个新的命名空间时，该命名空间中的所有PID对父命名空间都是可见的，但子命名空间无法看到父命名空间的PID。但这意味着某些进程具有多个PID，凡可以看到该进程的命名空间，都会为其分配一个PID。 这必须反映在数据结构中。我们必须区分局部ID和全局ID。 全局ID是在内核本身和初始命名空间中的唯一ID号，在系统启动期间开始的init进程即属于初始命名空间。对每个ID类型，都有一个给定的全局 ID，保证在整个系统中是唯一的。 局部ID属于某个特定的命名空间，不具备全局有效性。对每个ID类型，它们在所属的命名空间内部有效，但类型相同、值也相同的ID可能出现在不同的命名空间中。 全局PID和TGID直接保存在task_struct中，分别是task_struct的pid和tgid成员： <sched.h> struct task_struct { ... pid_t pid; pid_t tgid; ... } 这两项都是pid_t类型，该类型定义为__kernel_pid_t，后者由各个体系结构分别定义。通常定义为int，即可以同时使用232个不同的ID。 会话和进程组ID不是直接包含在task_struct本身中，但保存在用于信号处理的结构中。task_ struct->signal->__session表示全局SID，而全局PGID则保存在 task_struct->signal->__pgrp。辅助函数set_task_session和set_task_pgrp可用于修改这些值。 2. 管理PID 除了这两个字段之外，内核还需要找一个办法来管理所有命名空间内部的局部量，以及其他ID（如TID和SID）。这需要几个相互连接的数据结构，以及许多辅助函数，并将在下文讨论。 数据结构 下文我将使用ID指代提到的任何进程ID。在必要的情况下，我会明确地说明ID类型（例如，TGID，即线程组ID）。 一个小型的子系统称之为PID分配器（pid allocator）用于加速新ID的分配。此外，内核需要提供辅助函数，以实现通过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。 在介绍表示ID本身所需的数据结构之前，我需要讨论PID命名空间的表示方式。我们所需查看的代码如下所示： <pid_namespace.h> struct pid_namespace { ... struct task_struct *child_reaper; ... int level; struct pid_namespace *parent; }; 实际上PID分配器也需要依靠该结构的某些部分来连续生成唯一ID，但我们目前对此无需关注。我们上述代码中给出的下列成员更感兴趣。 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。init的一个目的是对孤儿进程调用wait4，命名空间局部的 init变体也必须完成该工作。child_reaper保存了指向该进程的task_struct的指针。 parent是指向父命名空间的指针，层次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，该命名空间的子空间 level为1，下一层的子空间level为2，依次递推。level的计算比较重要，因为level较高的命名空间中的ID，对level较低的命名空间来说是可见的。从给定的level设置，内核即可推断进程会关联到多少个ID。 回想图2-3的内容，命名空间是按层次关联的。这有助于理解上述的定义。 PID的管理围绕两个数据结构展开：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。两个结构的定义如下： <pid.h> struct upid { int nr; struct pid_namespace *ns; struct hlist_node pid_chain; }; struct pid { atomic_t count; /* 使用该pid的进程的列表 */ struct hlist_head tasks[PIDTYPE_MAX]; int level; struct upid numbers[1]; }; 由于这两个结构与其他一些数据结构存在广泛的联系，在分别讨论相关结构之前，图2-5对此进行了概述。 对于struct upid，nr表示ID的数值，ns是指向该ID所属的命名空间的指针。所有的upid实例都保存在一个散列表中，稍后我们会看到该结构。 pid_chain用内核的标准方法实现了散列溢出链表。 struct pid的定义首先是一个引用计数器count。tasks是一个数组，每个数组项都是一个散列表头，对应于一个ID类型。这样做是必要的，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，都通过该列表连接起来。PIDTYPE_MAX表示ID类型的数目： <pid.h> enum pid_type { PIDTYPE_PID, PIDTYPE_PGID, PIDTYPE_SID, PIDTYPE_MAX };   （点击查看大图）图2-5　实现可感知命名空间的 ID表示所用的数据结构 2.3.3　进程ID号（2） 请注意，枚举类型中定义的ID类型不包括线程组ID！这是因为线程组ID无非是线程组组长的PID而已，因此再单独定义一项是不必要的。 一个进程可能在多个命名空间中可见，而其在各个命名空间中的局部ID各不相同。level表示可以看到该进程的命名空间的数目（换言之，即包含该进程的命名空间在命名空间层次结构中的深度），而numbers是一个upid实例的数组，每个数组项都对应于一个命名空间。注意该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。 由于所有共享同一ID的task_struct实例都按进程存储在一个散列表中，因此需要在struct task_struct中增加一个散列表元素： <sched.h> struct task_struct { ... /* PID与PID散列表的联系。 */ struct pid_link pids[PIDTYPE_MAX]; ... }; 辅助数据结构pid_link可以将task_struct连接到表头在struct pid中的散列表上： <pid.h> struct pid_link { struct hlist_node node; struct pid *pid; }; pid指向进程所属的pid结构实例，node用作散列表元素。 为在给定的命名空间中查找对应于指定PID数值的pid结构实例，使用了一个散列表： kernel/pid.c static struct hlist_head *pid_hash; hlist_head是一个内核的标准数据结构，用于建立双链散列表（附录C描述了该散列表的结构，并介绍了用于处理该数据结构的几个辅助函数）。 pid_hash用作一个hlist_head数组。数组的元素数目取决于计算机的内存配置，大约在24=16和212=4096之间。 pidhash_init用于计算恰当的容量并分配所需的内存。 假如已经分配了struct pid的一个新实例，并设置用于给定的ID类型。它会如下附加到task_struct： kernel/pid.c int fastcall attach_pid(struct task_struct *task, enum pid_type type, struct pid *pid) { struct pid_link *link; link = &task->pids[type]; link->pidpid = pid; hlist_add_head_rcu(&link->node, &pid->tasks[type]); return 0; } 这里建立了双向连接：task_struct可以通过task_struct->pids[type]->pid访问pid实例。而从 pid实例开始，可以遍历tasks[type]散列表找到task_struct。hlist_add_head_rcu是遍历散列表的标准函数，此外还确保了遵守RCU机制（参见第5章）。因为，在其他内核组件并发地操作散列表时，可防止竞态条件（race condition）出现。 函数 内核提供了若干辅助函数，用于操作和扫描上面描述的数据结构。本质上内核必须完成下面两个不同的任务。 (1) 给出局部数字ID和对应的命名空间，查找此二元组描述的task_struct。 (2) 给出task_struct、ID类型、命名空间，取得命名空间局部的数字ID。 我们首先专注于如何将task_struct实例变为数字ID。这个过程包含下面两个步骤。 (1) 获得与task_struct关联的pid实例。辅助函数task_pid、task_tgid、task_pgrp和task_session分别用于取得不同类型的ID。获取PID的实现很简单： <sched.h> static inline struct pid *task_pid(struct task_struct *task) { return task->pids[PIDTYPE_PID].pid; } 获取TGID的做法类似，因为TGID不过是线程组组长的PID而已。只要将上述实现替换为task-> group_leader->pids[PIDTYPE_PID].pid即可。 找出进程组ID则需要使用PIDTYPE_PGID作为数组索引，但该ID仍然需要从线程组组长的task_ struct实例获取： <sched.h> static inline struct pid *task_pgrp(struct task_struct *task) { return task->group_leader->pids[PIDTYPE_PGID].pid; } (2) 在获得pid实例之后，从struct pid的numbers数组中的uid信息，即可获得数字ID： kernel/pid.c pid_t pid_nr_ns(struct pid *pid, struct pid_namespace *ns) { struct upid *upid; pid_t nr = 0; if (pid && ns->level <= pid->level) { upid = &pid->numbers[ns->level]; if (upid->ns == ns) nr = upid->nr; } return nr; } 因为父命名空间可以看到子命名空间中的PID，反过来却不行，内核必须确保当前命名空间的level小于或等于产生局部PID的命名空间的 level。 同样重要的是要注意到，内核只需要关注产生全局PID。因为全局命名空间中所有其他ID类型都会映射到PID，因此不必生成诸如全局TGID或 SID。 除了在第2步使用的pid_nr_ns之外，内核还可以使用下列辅助函数： pid_vnr返回该ID所属的命名空间所看到的局部PID； pid_nr则获取从init进程看到的全局PID。 这两个函数都依赖于pid_nr_ns，并自动选择适当的level：0用于获取全局PID，而pid->level则用于获取局部PID。 内核提供了几个辅助函数，合并了前述步骤： kernel/pid.c pid_t task_pid_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns) pid_t task_tgid_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns) pid_t task_pgrp_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns) pid_t task_session_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns) 从函数名可以明显推断其语义，因此我们不再赘述。 2.3.3　进程ID号（3） 现在我们把注意力转向内核如何将数字PID和命名空间转换为pid实例。同样需要下面两个步骤。 (1) 给出进程的局部数字PID和关联的命名空间（这是PID的用户空间表示），为确定pid实例（这是PID的内核表示），内核必须采用标准的散列方案。首先，根据PID和命名空间指针计算在pid_hash数组中的索引， 然后遍历散列表直至找到所要的元素。这是通过辅助函数find_pid_ns处理的： kernel/pid.c struct pid * fastcall find_pid_ns(int nr,struct pid_namespace *ns) struct upid的实例保存在散列表中，由于这些实例直接包含在struct pid中，内核可以使用container_of机制（参见附录C）推断出所要的信息。 (2) pid_task取出pid->tasks[type]散列表中的第一个task_struct实例。 这两个步骤可以通过辅助函数find_task_by_pid_type_ns完成： kernel/pid.c struct task_struct *find_task_by_pid_type_ns(int type, int nr, struct pid_namespace *ns) { return pid_task(find_pid_ns(nr, ns), type); } 一些简单一点的辅助函数基于最一般性的find_task_by_pid_type_ns： find_task_by_pid_ns(pid_t nr, struct pid_namespace * ns)根据给出的数字PID和进程的命名空间来查找task_struct实例。 find_task_by_vpid(pid_t vnr)通过局部数字PID查找进程。 find_task_by_pid(pid_t nr)通过全局数字PID查找进程。 内核源代码中许多地方都需要find_task_by_pid，因为很多特定于进程的操作（例如，使用kill发送一个信号）都通过PID标识目标进程。 3. 生成唯一的PID 除了管理PID之外，内核还负责提供机制来生成唯一的PID（尚未分配）。在这种情况下，可以忽略各种不同类型的PID之间的差别，因为按一般的 UNIX观念，只需要为PID生成唯一的数值即可。所有其他的ID都可以派生自PID，在下文讨论fork和clone时会看到这一点。在随后的几节中，名词PID还是指一般的UNIX进程ID（PIDTYPE_PID）。 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。 因此，分配一个空闲的PID，本质上就等同于寻找位图中第一个值为0的比特，接下来将该比特设置为1。反之，释放一个PID可通过将对应的比特从1 切换为0来实现。这些操作使用下述两个函数实现： kernel/pid.c static int alloc_pidmap(struct pid_namespace *pid_ns) 用于分配一个PID，而 kernel/pid.c static fastcall void free_pidmap(struct pid_namespace *pid_ns, int pid) 用于释放一个PID。我们这里不关注具体的实现方式，但它们必须能够在命名空间下工作。 在建立一个新进程时，进程可能在多个命名空间中是可见的。对每个这样的命名空间，都需要生成一个局部PID。这是在alloc_pid中处理的： kernel/pid.c struct pid *alloc_pid(struct pid_namespace *ns) { struct pid *pid; enum pid_type type; int i, nr; struct pid_namespace *tmp; struct upid *upid; ... tmp = ns; for (i = ns->level; i >= 0; i--) { nr = alloc_pidmap(tmp); ... pid->numbers[i].nr = nr; pid->numbers[i].ns = tmp; tmptmp = tmp->parent; } pid->level = ns->level; ... 起始于建立进程的命名空间，一直到初始的全局命名空间，内核会为此间的每个命名空间分别创建一个局部PID。包含在struct pid中的所有upid都用重新生成的PID更新其数据。每个upid实例都必须置于PID散列表中： kernel/pid.c for (i = ns->level; i >= 0; i--) { upid = &pid->numbers[i]; hlist_add_head_rcu(&upid->pid_chain, &pid_hash[pid_hashfn(upid->nr, upid->ns)]); } ... return pid; } 2.3.4　进程关系 除了源于ID连接的关系之外，内核还负责管理建立在UNIX进程创建模型之上"家族关系"。相关讨论一般使用下列术语。 如果进程A分支形成进程B，进程A称之为父进程而进程B则是子进程。 如果进程B再次分支建立另一个进程C，进程A和进程C之间有时称之为祖孙关系。 如果进程A分支若干次形成几个子进程B1，B2，…，Bn，各个Bi进程之间的关系称之为兄弟关系。 图2-6说明了可能的进程家族关系。   （点击查看大图）图2-6　进程之间的家族关系 task_struct 数据结构提供了两个链表表头，用于实现这些关系： <sched.h> struct task_struct { ... struct list_head children; /* 子进程链表 */ struct list_head sibling; /* 连接到父进程的子进程链表 */ ... } children是链表表头，该链表中保存有进程的所有子进程。 sibling用于将兄弟进程彼此连接起来。 新的子进程置于sibling链表的起始位置，这意味着可以重建进程分支的时间顺序。