linux进程模型总结

Linux进程通过一个task_struct结构体描述，在linux/sched.h中定义，通过理解该结构，可更清楚的理解linux进程模型。       包含进程所有信息的task_struct数据结构是比较庞大的，但是该数据结构本身并不复杂，我们将它的所有域按其功能可做如下划分：

• 进程状态（State）
• 进程调度信息（Scheduling Information）
• 各种标识符（Identifiers）
• 进程通信有关信息（IPC：Inter_Process Communication）
• 时间和定时器信息（Times and Timers）
• 进程链接信息（Links）
• 文件系统信息（File System）
• 虚拟内存信息（Virtual Memory）
• 页面管理信息（page）
• 对称多处理器（SMP）信息
• 和处理器相关的环境（上下文）信息（Processor Specific Context）
• 其它信息

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1所示。

表3.1  Linux进程的状态

内核表示	含义
TASK_RUNNING	可运行
TASK_INTERRUPTIBLE	可中断的等待状态
TASK_UNINTERRUPTIBLE	不可中断的等待状态
TASK_ZOMBIE	僵死
TASK_STOPPED	暂停
TASK_SWAPPING	换入/换出

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。

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。

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。

进程状态转换如下图：

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。表2描述了跟进程调度有关的字段，表3.3说明了几种常用的进程调度算法及这些算法的使用范围，如先来先服务主要用于实时进程的调度。

表2 进程调度信息

域名	含义
need_resched	调度标志
Nice	静态优先级
Counter	动态优先级
Policy	调度策略
rt_priority	实时优先级

表3  进程调度的策略

名称	解释	适用范围
SCHED_OTHER	其他调度	普通进程
SCHED_FIFO	先来先服务调度	实时进程
SCHED_RR	时间片轮转调度

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。

表4 各种标识符

域名	含义
Pid	进程标识符
Uid、gid	用户标识符、组标识符
Euid、egid	有效用户标识符、有效组标识符
Suid、sgid	备份用户标识符、备份组标识符
Fsuid、fsgid	文件系统用户标识符、文件系统组标识符

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 通信机制：共享内存（Shared Memory）、信号量和消息队列（Message Queues）,如表5

表5 进程通信有关信息

域名	含义
Spinlock_t sigmask_lock	信号掩码的自旋锁
Long blocked	信号掩码
Struct signal  *sig	信号处理函数
Struct sem_undo *semundo	为避免死锁而在信号量上设置的取消操作
Struct sem_queue *semsleeping	与信号量操作相关的等待队列

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）或称为双亲进程。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，或说“克隆”过来的。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，就可以用这种关系很方便地实现。

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6是进程所有的链接信息。

表6 进程链接信息

名称	解释 [指向哪个进程]
p_opptr	祖先
p_pptr	父进程
p_cptr	子进程
p_ysptr	弟进程
p_osptr	兄进程
Pidhash_next、 Pidhash_pprev	进程在哈希表中的链接
Next_task、 prev_task	进程在双向循环链表中的链接
Run_list	运行队列的链表

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。

表7是和时间有关的域，上面所说的counter是指进程剩余的CPU时间片，也和时间有关，所以这里我们再次提及它。表8是进程的所有定时器。

表7与时间有关的域

域名	含义
Start_time	进程创建时间
Per_cpu_utime	进程在某个CPU上运行时在用户态下耗费的时间
Per_cpu_stime	进程在某个CPU上运行时在系统态下耗费的时间
Counter	进程剩余的时间片

表8  进程的所有定时器

定时器类型	解释	什么时候更新	用来表示此种定时器的域
ITIMER_REAL	实时定时器	实时更新，即不论该进程是否运行	it_real_value
			it_real_incr
			real_timer
ITIMER_VIRTUAL	虚拟定时器	只在进程运行于用户态时更新	it_virt_value
			it_virt_incr
ITIMER_PROF	概况定时器	进程运行于用户态和系统态时更新	it_prof_value
			it_prof_incr

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象所对应的根目录（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9所示。

表9  与文件系统相关的域

定义形式	解释
Sruct fs_struct *fs	进程的可执行映象所在的文件系统
Struct files_struct *files	进程打开的文件

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Linux2.4还引入了另外一个域active_mm,这是为内核线程而引入。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active_mm（如果进程的mm域不为空，则其active_mm域与mm域相同）。内存信息如表10所示

表10   虚拟内存描述信息

定义形式	解释
Struct mm_struct *mm	描述进程的地址空间
Struct mm_struct *active_mm	内核线程所借用的地址空间

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11。

表11 页面管理信息

定义形式	解释
Int swappable	进程占用的内存页面是否可换出
Unsigned long min_flat, maj_flt,nswap	进程累计的次（minor）缺页次数、 主(major)次数及累计换出、换入页面数
Unsigned long cmin_flat, cmaj_flt,cnswap	本进程作为祖先进程，其所有层次子进程的累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数

10.进程内核栈及current宏

在Linux-2.6内核中堆栈这么定义：

union thread_union {
     struct thread_info thread_info;
     unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};     

根据内核的配置，THREAD_SIZE既可以是4K字节(1个页面)也可以是8K字节(2个页面)。thread_info是52个字节长。下图是当设为8KB时候的内核堆栈：Thread_info在这个内存区的开始处，内核堆栈从末端向下增长。进程描述符不是在这个内存区中，而分别通过task与thread_info指针使thread_info与进程描述符互联。所以获得当前进程描述符的current定义如下:

#define current get_current()
static inline struct task_struct * get_current(void)
{
      return current_thread_info()->task;
}
static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
{
       struct thread_info *ti;
       __asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (ti) : "" (~(THREAD_SIZE - 1)));
       return ti;
}

根据THREAD_SIZE大小，分别屏蔽掉内核栈的12-bit LSB(4K)或13-bit LSB(8K)，从而获得内核栈的起始位置，及当前进程描述符的指针。