资源描述
进程管理
一、FORK()函数的两次返回的具体情况
对于fork来说，父子进程共享同一段代码空间，所以给人的感觉好像是有两次返回，其实对于调用 fork的父进程来说，如果fork出来的子进程没有得到调度，那么父进程从fork系统调用返回，同时分析sys_fork知道，fork返回的是子进 程的id。再看fork出来的子进程，由copy_process函数可以看出，子进程的返回地址为ret_from_fork（和父进程在同一个代码点 上返回），返回值直接置为0。所以当子进程得到调度的时候，也从fork返回，返回值为0。
关键注意两点：1.fork返回后，父进程或子进程的执行位置。（首先会将当前进程eax的值做为返回值）2.两次返回的pid存放的位置。（eax中）
进程调用copy_process得到lastpid的值（放入eax中，fork正常返回后，父进程中返回的就是lastpid）
子进程任务状态段tss的eax被设置成0，
fork.c 中
p->tss.eax=0;（如果子进程要执行就需要进程切换，当发生切换时，子进程tss中的eax值就调入eax寄存器，子进程执行时首先会将eax的内容做为返回值）
当子进程开始执行时，copy_process返回eax的值。
fork()后,就是两个任务同时进行,父进程用他的tss,子进程用自己的tss,在切换时,各用各的eax中的值.
所以，“一次调用两次返回”是2个不同的进程！
例子：
int main()
{
pid_t pid;
pid=fork();
if ( pid < 0 ) {
fprintf( stderr, "Fork Failed" );
exit( -1 );
}
else
if ( pid == 0 ) {
printf( "child process\\n");
}
else
{
printf( "parent process\\n" );
}
return 0;
}
这个程序执行为什么总是显示:child process
parent process
而不会先是parent 后是child呢?
答：看这一句：pid＝fork()
当 执行这一句时，当前进程进入fork()运行，此时，fork()内会用一段嵌入式汇编进行系统调用：int 0x80（具体代码可参见内核版本0.11的unistd.h文件的133行_syscall0函数）。这时进入内核根据此前写入eax的系统调用功能号 便会运行sys_fork系统调用。接着，sys_fork中首先会调用C函数find_empty_process产生一个新的进程，然后会调用C函数 copy_process将父进程的内容复制给子进程，但是子进程tss中的eax值赋值为0（这也是为什么子进程中返回0的原因），当赋值完成后， copy_process会返回新进程（该子进程）的linux进程描述符—task_struct结构
为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚地描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块，在linux系统中，这就是task_struct结构，在include\linux\sched.h文件中定义。每个进程都会被分配一个task_struct结构，它包含了这个进程的所有信息，在任何时候操作系统都能跟踪这个结构的信息，这个结构是linux内核汇总最重要的数据结构，下面我们会详细的介绍。这个结构的源代码及其注释如下，之后对其进行了分类解释。
//进程描述符task_struct
struct task_struct {
/* * offsets of these are hardcoded elsewhere - touch with care
*/ volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ //-1 不能运行 0 运行 >0 停止
unsigned long flags; /* per process flags, defined below *///进程标志,在下面定义
int sigpending; //进程上是否有待处理的信号
mm_segment_t addr_limit; /* thread address space:进程地址空间
0-0xBFFFFFFF for user-thead
0-0xFFFFFFFF for kernel-thread
*/
volatile long need_resched; //调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
int lock_depth; /* Lock depth *///锁深度
/* * offset 32 begins here on 32-bit platforms. We keep
* all fields in a single cacheline that are needed for
* the goodness() loop in schedule().
*/ long counter; //进程可运行的时间量
long nice; //进程的基本时间片
unsigned long policy; //进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR;分时进程:SCHED_OTHER;
struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
int processor;
/* * cpus_runnable is ~0 if the process is not running on any
* CPU. It's (1 << cpu) if it's running on a CPU. This mask
* is updated under the runqueue lock.
* * To determine whether a process might run on a CPU, this
* mask is AND-ed with cpus_allowed.
* 若进程不在任何CPU上运行，cpus_runnable 的值是0，否则是1。这个值在运行 *队列被锁时更新；*/
unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
/* * (only the 'next' pointer fits into the cacheline, but
* that's just fine.)
*/
struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
unsigned long sleep_time; //进程的睡眠时间
struct task_struct *next_task, *prev_task; //用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表,其根是init_task.
struct mm_struct *active_mm;
struct list_head local_pages; //指向本地页面
unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
/* task state */
struct linux_binfmt *binfmt; //进程所运行的可执行文件的格式
int exit_code, exit_signal;
int pdeath_signal; /* The signal sent when the parent dies *///父进程终止是向子进程发送的信号
/* ??? */
unsigned long personality; //Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
int did_exec:1; //按POSIX要求设计的布尔量,区分进程正在执行从父进程中继承的代码,还是执行由execve装入的新程序代码
pid_t pid; //进程标识符,用来代表一个进程
pid_t pgrp; //进程组标识,表示进程所属的进程组
pid_t tty_old_pgrp; //进程控制终端所在的组标识
pid_t session; //进程的会话标识
pid_t tgid;
/* boolean value for session group leader */
int leader; //标志,表示进程是否为会话主管
/*
* pointers to (original) parent process, youngest child, younger sibling,
* older sibling, respectively. (p->father can be replaced with
* p->p_pptr->pid)
*///指针指向（原始的）父进程，孩子进程，比自己年轻的兄弟进程，比自己年长的兄弟进程
//（p->father能被p->p_pptr->pid代替)
struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr, *p_osptr;
struct list_head thread_group; //线程链表
/* PID hash table linkage. *///进程散列表指针
struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表pidhash
struct task_struct **pidhash_pprev;
wait_queue_head_t wait_chldexit; /* for wait4() *///wait4()使用
struct completion *vfork_done; /* for vfork() */// vfork() 使用
unsigned long rt_priority; //实时优先级，用它计算实时进程调度时的weight值
//it_real_value，it_real_incr用于REAL定时器，单位为jiffies。系统根据it_real_value //设置定时器的第一个终止时间。在定时器到期时，向进程发送SIGALRM信号，同时根据it_real_incr重置终止时间
//it_prof_value，it_prof_incr用于Profile定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使
//it_prof_value值减一，当减到0时，向进程发送信号SIGPROF，并根据it_prof_incr重置时间
//it_virt_value，it_virt_value用于Virtual定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使
//it_virt_value值减一，当减到0时，向进程发送信号SIGVTALRM，根据it_virt_incr重置初值。
//Real定时器根据系统时间实时更新，不管进程是否在运行
//Virtual定时器只在进程运行时，根据进程在用户态消耗的时间更新
//Profile定时器在进程运行时，根据进程消耗的时（不管在用户态还是内核态）更新
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
struct timer_list real_timer;//指向实时定时器的指针
struct tms times; //记录进程消耗的时间，
unsigned long start_time;//进程创建的时间
long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS]; //记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
/* mm fault and swap info: this can arguably be seen as either mm-specific or thread-specific */
//内存缺页和交换信息：
//min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数（Copy on Write页和匿名页）和主缺页数（从映射文件或交换设备读入的页面数）；
//nswap记录进程累计换出的页面数，即写到交换设备上的页面数。
//cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数，主缺页数和换出页面数。在父进程
//回收终止的子进程时，父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
int swappable:1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
/* process credentials *////进程认证信息
//uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符，通常是进程创建者的uid，gid //euid，egid为有效uid,gid
//fsuid，fsgid为文件系统uid,gid，这两个ID号通常与有效uid,gid相等，在检查对于文件系统的访问权限时使用他们。
//suid，sgid为备份uid,gid
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;//进程的权能，分别是有效位集合，继承位集合，允许位集合
int keep_capabilities:1;
struct user_struct *user;
/* limits */
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]; //与进程相关的资源限制信息
unsigned short used_math; //是否使用FPU
char comm[16]; //进程正在运行的可执行文件名
/* file system info *///文件系统信息
int link_count, total_link_count;
struct tty_struct *tty; /* NULL if no tty 进程所在的控制终端，如果不需要控制终端，则该指针为空*/
unsigned int locks; /* How many file locks are being held */
/* ipc stuff *///进程间通信信息
struct sem_undo *semundo; //进程在信号灯上的所有undo操作
struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时，他在该队列中记录等待的操作
/* CPU-specific state of this task *///进程的CPU状态，切换时，要保存到停止进程的
task_struct中
struct thread_struct thread;
/* filesystem information文件系统信息*/
struct fs_struct *fs;
/* open file information *///打开文件信息
struct files_struct *files;
/* signal handlers *///信号处理函数
spinlock_t sigmask_lock; /* Protects signal and blocked */
struct signal_struct *sig; //信号处理函数，
sigset_t blocked; //进程当前要阻塞的信号，每个信号对应一位
struct sigpending pending; //进程上是否有待处理的信号
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
/* Thread group tracking */
u32 parent_exec_id;
u32 self_exec_id;
/* Protection of (de-)allocation: mm, files, fs, tty */
spinlock_t alloc_lock;
/* journalling filesystem info */
void *journal_info;
};
pid，这个值会被保存到eax中。这时子进程就产生了，此时子进程与父进程拥有相同的代码空间，程 序指针寄存器eip指向相同的下一条指令地址，当fork正常返回调用其的父进程后，因为eax中的值是新创建的子进程号，所以，fork()返回子进程 号，执行else（pid>0）;当产生进程切换运行子进程时，首先会恢复子进程的运行环境即装入子进程的tss任务状态段，其中的eax值 (copy_process中置为0)也会被装入eax寄存器，所以，当子进程运行时，fork返回的是0执行if(pid==0)。
先显示child process应该和内核机制有关，当fork一个新的进程后都会进行进程的重新调度，此时总是子进程先运行（和进程优先级有关？）
二、进程描述符
linux进程描述符—task_struct结构
为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚地描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块，在linux系统中，这就是task_struct结构，在include\linux\sched.h文件中定义。每个进程都会被分配一个task_struct结构，它包含了这个进程的所有信息，在任何时候操作系统都能跟踪这个结构的信息，这个结构是linux内核汇总最重要的数据结构，下面我们会详细的介绍。这个结构的源代码及其注释如下，之后对其进行了分类解释。
//进程描述符task_struct
struct task_struct {
/* * offsets of these are hardcoded elsewhere - touch with care
*/ volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ //-1 不能运行 0 运行 >0 停止
unsigned long flags; /* per process flags, defined below *///进程标志,在下面定义
int sigpending; //进程上是否有待处理的信号
mm_segment_t addr_limit; /* thread address space:进程地址空间
0-0xBFFFFFFF for user-thead
0-0xFFFFFFFF for kernel-thread
*/
volatile long need_resched; //调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
int lock_depth; /* Lock depth *///锁深度
/* * offset 32 begins here on 32-bit platforms. We keep
* all fields in a single cacheline that are needed for
* the goodness() loop in schedule().
*/ long counter; //进程可运行的时间量
long nice; //进程的基本时间片
unsigned long policy; //进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR;分时进程:SCHED_OTHER;
struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
int processor;
/* * cpus_runnable is ~0 if the process is not running on any
* CPU. It's (1 << cpu) if it's running on a CPU. This mask
* is updated under the runqueue lock.
* * To determine whether a process might run on a CPU, this
* mask is AND-ed with cpus_allowed.
* 若进程不在任何CPU上运行，cpus_runnable 的值是0，否则是1。这个值在运行 *队列被锁时更新；*/
unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
/* * (only the 'next' pointer fits into the cacheline, but
* that's just fine.)
*/
struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
unsigned long sleep_time; //进程的睡眠时间
struct task_struct *next_task, *prev_task; //用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表,其根是init_task.
struct mm_struct *active_mm;
struct list_head local_pages; //指向本地页面
unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
/* task state */
struct linux_binfmt *binfmt; //进程所运行的可执行文件的格式
int exit_code, exit_signal;
int pdeath_signal; /* The signal sent when the parent dies *///父进程终止是向子进程发送的信号
/* ??? */
unsigned long personality; //Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
int did_exec:1; //按POSIX要求设计的布尔量,区分进程正在执行从父进程中继承的代码,还是执行由execve装入的新程序代码
pid_t pid; //进程标识符,用来代表一个进程
pid_t pgrp; //进程组标识,表示进程所属的进程组
pid_t tty_old_pgrp; //进程控制终端所在的组标识
pid_t session; //进程的会话标识
pid_t tgid;
/* boolean value for session group leader */
int leader; //标志,表示进程是否为会话主管
/*
* pointers to (original) parent process, youngest child, younger sibling,
* older sibling, respectively. (p->father can be replaced with
* p->p_pptr->pid)
*///指针指向（原始的）父进程，孩子进程，比自己年轻的兄弟进程，比自己年长的兄弟进程
//（p->father能被p->p_pptr->pid代替)
struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr, *p_osptr;
struct list_head thread_group; //线程链表
/* PID hash table linkage. *///进程散列表指针
struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表pidhash
struct task_struct **pidhash_pprev;
wait_queue_head_t wait_chldexit; /* for wait4() *///wait4()使用
struct completion *vfork_done; /* for vfork() */// vfork() 使用
unsigned long rt_priority; //实时优先级，用它计算实时进程调度时的weight值
//it_real_value，it_real_incr用于REAL定时器，单位为jiffies。系统根据it_real_value //设置定时器的第一个终止时间。在定时器到期时，向进程发送SIGALRM信号，同时根据it_real_incr重置终止时间
//it_prof_value，it_prof_incr用于Profile定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使
//it_prof_value值减一，当减到0时，向进程发送信号SIGPROF，并根据it_prof_incr重置时间
//it_virt_value，it_virt_value用于Virtual定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使
//it_virt_value值减一，当减到0时，向进程发送信号SIGVTALRM，根据it_virt_incr重置初值。
//Real定时器根据系统时间实时更新，不管进程是否在运行
//Virtual定时器只在进程运行时，根据进程在用户态消耗的时间更新
//Profile定时器在进程运行时，根据进程消耗的时（不管在用户态还是内核态）更新
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
struct timer_list real_timer;//指向实时定时器的指针
struct tms times; //记录进程消耗的时间，
unsigned long start_time;//进程创建的时间
long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS]; //记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
/* mm fault and swap info: this can arguably be seen as either mm-specific or thread-specific */
//内存缺页和交换信息：
//min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数（Copy on Write页和匿名页）和主缺页数（从映射文件或交换设备读入的页面数）；
//nswap记录进程累计换出的页面数，即写到交换设备上的页面数。
//cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数，主缺页数和换出页面数。在父进程
//回收终止的子进程时，父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
int swappable:1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
/* process credentials *////进程认证信息
//uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符，通常是进程创建者的uid，gid //euid，egid为有效uid,gid
//fsuid，fsgid为文件系统uid,gid，这两个ID号通常与有效uid,gid相等，在检查对于文件系统的访问权限时使用他们。
//suid，sgid为备份uid,gid
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;//进程的权能，分别是有效位集合，继承位集合，允许位集合
int keep_capabilities:1;
struct user_struct *user;
/* limits */
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]; //与进程相关的资源限制信息
unsigned short used_math; //是否使用FPU
char comm[16]; //进程正在运行的可执行文件名
/* file system info *///文件系统信息
int link_count, total_link_count;
struct tty_struct *tty; /* NULL if no tty 进程所在的控制终端，如果不需要控制终端，则该指针为空*/
unsigned int locks; /* How many file locks are being held */
/* ipc stuff *///进程间通信信息
struct sem_undo *semundo; //进程在信号灯上的所有undo操作
struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时，他在该队列中记录等待的操作
/* CPU-specific state of this task *///进程的CPU状态，切换时，要保存到停止进程的
task_struct中
struct thread_struct thread;
/* filesystem information文件系统信息*/
struct fs_struct *fs;
/* open file information *///打开文件信息
struct files_struct *files;
/* signal handlers *///信号处理函数
spinlock_t sigmask_lock; /* Protects signal and blocked */
struct signal_struct *sig; //信号处理函数，
sigset_t blocked; //进程当前要阻塞的信号，每个信号对应一位
struct sigpending pending; //进程上是否有待处理的信号
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
/* Thread group tracking */
u32 parent_exec_id;
u32 self_exec_id;
/* Protection of (de-)allocation: mm, files, fs, tty */
spinlock_t alloc_lock;
/* journalling filesystem info */
void *journal_info;
};
三、Linux内核2.6和2.4中内核堆栈的比较
在内核2.4中堆栈是这么定义的：
union task_union {
struct task_struct task;
unsigned long stack[INIT_TASK_SIZE/sizeof(long)];
};
而INIT_TASK_SIZE只能是8K。
内核为每个进程分配一个task_struct结构时，实际上分配两个连续的物理页面(8192字节)，如图所示。底部用作task_struct结构(大小约为1K字节)，结构的上面用作内核堆栈(大小约为7K字节)。访问进程自身的task_struct结构，使用宏操作current, 在2.4中定义如下：
#define current get_current()
static inline struct task_struct * get_current(void)
{
struct task_struct *current;
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "" (~8191UL));
return current;
}
~8191UL表示最低13位为0, 其余位全为1。 %esp指向内核堆栈中，当屏蔽掉%esp的最低13后，就得到这个”两个连续的物理页面”的开头，而这个开头正好是task_struct的开始，从而得到了指向task_struct的指针。
在内核2.6中
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