linux中的fork函数到底做了什么事
在 Linux 内核中,供用户创建进程的系统调用fork()函数的响应函数是 sys_fork()、sys_clone()、sys_vfork()。这三个函数都是通过调用内核函数 do_fork() 来实现的。根据
调用时所使用的 clone_flags 参数不同，do_fork() 函数完成的工作也各异。
这部分内容简单，我不打算就此而展开分析。下面我们重点来讲解以下 do_fork() 函数的工作原理。
我们知道 do_fork() 函数生成一个新的进程，大致分为三个步骤。
1、建立进程控制结构并赋初值，使其成为进程映像。这个过程完成以下内容。
在内存中分配一个 task_struct 数据结构，以代表即将产生的新进程。
把父进程 PCB 的内容复制到新进程的 PCB 中。
为新进程分配一个唯一的进程标识号 PID 和 user_struct 结构。然后检查用户具有执行一个新进程所必须具有的资源。
重新设置 task_struct 结构中那些与父进程值不同的数据成员。
设置进程管理信息，根据所提供的 clone_flags 参数值，决定是否对父进程 task_struct 中的指针 fs 、files 指针等所选择的部分进行拷贝，如果 clone_flags 参数指明的是
共享而不是拷贝，则将其计数器 count 的值加 1 ，否则就拷贝新进程所需要的相关信息内容 PCB 。这个地方是区分 sys_fork() 还是 sys_clone() 。
2、必须为新进程的执行设置跟踪进程执行情况的相关内核数据结构。包括 任务数组、自由时间列表 tarray_freelist 以及 pidhash[] 数组。
这部分完成如下内容：
把新进程加入到进程链表中。
把新进程加入到 pidhash 散列表中，并增加任务计数值。
通过拷贝父进程的上、下文来初始化硬件的上下文（TSS段、LDT以及 GDT）。
3、启动调度程序，使子进程获得运行的机会。
这部分完成以下动作：
设置新的就绪队列状态 TASK_RUNING , 并将新进程挂到就绪队列中，并重新启动调度程序使其运行。
向父进程返回子进程的 PID，设置子进程从 do_fork() 返回 0 值。
下面就具体的 do_fork() 函数程序代码进行分析（该代码位于 kernel/fork.c 文件中）
int do_fork(unsigned long clone_flags,unsigned long stack_start, struct pt_regs *regs,
unsigned long stack_size)
{
int retval;
struct task_struct *p;
struct completion vfork;
retval = -EPERM ;
if ( clone_flags & CLONE_PID )
{
if ( current->pid )
goto fork_out;
}
reval = -ENOMEM ;
p = alloc_task_struct(); // 分配内存建立新进程的 task_struct 结构
if ( !p )
goto fork_out;
*p = *current ; //将当前进程的 task_struct 结构的内容复制给新进程的 PCB结构
retval = -EAGAIN;
//下面代码对父、子进程 task_struct 结构中不同值的数据成员进行赋值
if ( atomic_read ( &p->user->processes ) >= p->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur
&& !capable( CAP_SYS_ADMIN ) && !capable( CAP_SYS_RESOURCE ))
goto bad_fork_free;
atomic_inc ( &p->user->__count); //count 计数器加 1
atomic_inc ( &p->user->processes); //进程数加 1
if ( nr_threads >= max_threads )
goto bad_fork_cleanup_count ;
get_exec_domain( p->exec_domain );
if ( p->binfmt && p->binfmt->module )
__MOD_INC_USE_COUNT( p->binfmt->module ); //可执行文件 binfmt 结构共享计数 + 1
p->did_exec = 0 ; //进程未执行
p->swappable = 0 ; //进程不可换出
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE ; //置进程状态
copy_flags( clone_flags,p ); //拷贝进程标志位
p->pid = get_pid( clone_flags ); //为新进程分配进程标志号
p->run_list.next = NULL ;
p->run_list.prev = NULL ;
p->run_list.cptr = NULL ;
init_waitqueue_head( &p->wait_childexit ); //初始化 wait_childexit 队列
p->vfork_done = NULL ;
if ( clone_flags & CLONE_VFORK ) {
p->vfork_done = &vfork ;
init_completion(&vfork) ;
}
spin_lock_init( &p->alloc_lock );
p->sigpending = 0 ;
init_sigpending( &p->pending );
p->it_real_value = p->it_virt_value = p->it_prof_value = 0 ; //初始化时间数据成员
p->it_real_incr = p->it_virt_incr = p->it_prof_incr = 0 ; //初始化定时器结构
init_timer( &p->real_timer );
p->real_timer.data = (unsigned long)p;
p->leader = 0 ;
p->tty_old_pgrp = 0 ;
p->times.tms_utime = p->times.tms_stime = 0 ; //初始化进程的各种运行时间
p->times.tms_cutime = p->times.tms_cstime = 0 ;
#ifdef CONFIG_SMP //初始化对称处理器成员
{
int i;
p->cpus_runnable = ~0UL;
p->processor = current->processor ;
for( i = 0 ; i < smp_num_cpus ; i++ )
p->per_cpu_utime[ i ] = p->per_cpu_stime[ i ] = 0;
spin_lock_init ( &p->sigmask_lock );
}
#endif
p->lock_depth = -1 ; // 注意：这里 -1 代表 no ,表示在上下文切换时，内核不上锁
p->start_time = jiffies ; // 设置进程的起始时间
INIT_LIST_HEAD ( &p->local_pages );
retval = -ENOMEM ;
if ( copy_files ( clone_flags , p )) //拷贝父进程的 files 指针，共享父进程已打开的文件
goto bad_fork_cleanup ;
if ( copy_fs ( clone_flags , p )) //拷贝父进程的 fs 指针，共享父进程文件系统
goto bad_fork_cleanup_files ;
if ( copy_sighand ( clone_flags , p )) //子进程共享父进程的信号处理函数指针
goto bad_fork_cleanup_fs ;
if ( copy_mm ( clone_flags , p ))
goto bad_fork_cleanup_mm ; //拷贝父进程的 mm 信息，共享存储管理信息
retval = copy_thread( 0 , clone_flags , stack_start, stack_size , p regs );
//初始化 TSS、LDT以及GDT项
if ( retval )
goto bad_fork_cleanup_mm ;
p->semundo = NULL ; //初始化信号量成员
p->prent_exec_id = p-self_exec_id ;
p->swappable = 1 ; //进程占用的内存页面可换出
p->exit_signal = clone_flag & CSIGNAL ;
p->pdeatch_signal = 0 ; //注意：这里是父进程消亡后发送的信号
p->counter = (current->counter + 1) >> 1 ;//进程动态优先级，这里设置成父进程的一半,应注意的是，这里是采用位操作来实现的。
current->counter >> =1;
if ( !current->counter )
current->need_resched = 1 ; //置位重新调度标记，实际上从这个地方开始，分裂成了父子两个进程。
retval = p->pid ;
p->tpid = retval ;
INIT_LIST_HEAD( &p->thread_group );
write_lock_irq( &tasklist_lock );
p->p_opptr = current->p_opptr ;
p->p_pptr = current->p_pptr ;
if ( !( clone_flags & (CLONE_PARENT | CLONE_THREAD ))) {
p->opptr = current ;
if ( !(p->ptrace & PT_PTRACED) )
p->p_pptr = current ;
}
if ( clone_flags & CLONE_THREAD ){
p->tpid = current->tpid ;
list_add ( &p->thread_group,¤t->thread_group );
}
SET_LINKS(p);
hash_pid(p);
nr_threads++;
write_unlock_irq( &tasklist_lock );
if ( p->ptrace & PT_PTRACED )
send_sig( SIGSTOP , p ,1 );
wake_up_process(p); //把新进程加入运行队列，并启动调度程序重新调度，使新进程获得运行机会
++total_forks ;
if ( clone_flags & CLONE_VFRK )
wait_for_completion(&vfork);
//以下是出错处理部分
fork_out:
return retval;
bad_fork_cleanup_mm:
exit_mm(p);
bad_fork_cleanup_sighand:
exit_sighand(p);
bad_fork_cleanup_fs:
exit_fs(p);
bad_fork_cleanup_files:
exit_files(p);
bad_fork_cleanup:
put_exec_domain( p->exec_domain );
if ( p->binfmt && p->binfmt->module )
__MOD_DEC_USE_COUNT( p->binfmt->module );
bad_fork_cleanup_count:
atomic_dec( &p->user->processes );
free_uid ( p->user );
bad_fork_free:
free_task_struct(p);
goto fork_out;
}
PS:
代码是分析完了，有两个方面的体会：
一、这个函数重点是理解进程分裂的部分，其中两次返回 pid 的值是理解的重中之重。
二、尽管我一直不主张在程序中大量使用 goto 语句，不得不承认，那些大牛的 goto 语句用在此处是恰到好处啊。^_^