Linux内核剖析 之 进程简单介绍

1、概念

   1.1  什么是进程？

    进程是程序运行的一个实例。能够看作充分描写叙述程序已经运行到何种程度的数据结构的汇集。

    从内核观点看。进程的目的就是担当分配系统资源（CPU时间，内存等）的实体。

    我们熟悉的fork()库函数，它有两种使用方法：

    (1)、一个父进程希望复制自己，使父子进程运行不同的代码段。经常使用于网络服务程序。

    (2)、一个进程要运行一个不同的程序，fork()后马上exec()，如shell。

1.2  什么是线程？

    有时候，一个进程希望有多个运行流，如一款麻将游戏，三个由电脑控制的人都应被看做是“独立思考的”，它们须要并行工作。

但它们又不是全然无关的，不能设计成单独的进程。所以就须要比进程更小的单位，它们独立被调度，又共享一些资源。

1.3  Linux内核怎样实现线程？

    Linux内核并没有标准的线程。linux使用轻量级进程的方式实现线程。也能够觉得轻量级进程就是Linux线程。

    所谓轻量级进程，就是它的资源并非独享的。而是与一组轻量级进程共享。

这就是线程组。

    getpid()、kill()、_exit()这种一些系统调用，对线程组总体起作用。

    只这些内核这些功能还远远不够。必须实用户线程库的支持。线程库使用户看起来，线程和进程是独立的概念。

    POSIX兼容的pthread库：LinuxThreads，Native Posix Thread Library（NPTL）、IBM的Next Generation Posix Threading Package（NGPT）

    线程使用独立于进程的一套库，pthread_create(...)，pthread_exit(...)，pthread_join(...), pthread_cancel(...)

2、预备知识：进程描写叙述符task_struct

    内核将关于一个进程的全部信息放在一个结构体里以方便管理。

    严格的一一相应，进程。轻量级进程，内核线程。

    想一想，一个进程会有哪些信息？【include/linux/sched.h: struct task_struct】

   

    进程标识符PID：使用唯一的数字来标识当前进程。task_struct的pid字段用来存放pid，进程按创建先后被顺序编号，pid值达到上限就回滚使用闲置的小pid，内核管理一个pid位图pidmap_array。

    另外注意，当考虑到线程这个因素之后，pid含义不再是进程id，而仅仅能看成是进程线程全局唯一的数字标识。应用常常须要的是进程id，所以引入tgid字段，对进程它是自己的pid，对轻量级进程它是领头进程pid。getpid()系统调用返回的是tgid值而不是pid值。

    task_struct结构体的声明例如以下：

struct task_struct {
	volatile long state;	/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
	struct thread_info *thread_info;
	atomic_t usage;
	unsigned long flags;	/* per process flags, defined below */
	unsigned long ptrace;
 
	int lock_depth;		/* Lock depth */
 
	int prio, static_prio;
	struct list_head run_list;
	prio_array_t *array;
 
	unsigned long sleep_avg;
	unsigned long long timestamp, last_ran;
	int activated;
 
	unsigned long policy;
	cpumask_t cpus_allowed;
	unsigned int time_slice, first_time_slice;
 
#ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
	struct sched_info sched_info;
#endif
 
	struct list_head tasks;
	/*
	 * ptrace_list/ptrace_children forms the list of my children
	 * that were stolen by a ptracer.
	 */
	struct list_head ptrace_children;
	struct list_head ptrace_list;
 
	struct mm_struct *mm, *active_mm;
 
/* task state */
	struct linux_binfmt *binfmt;
	long exit_state;
	int exit_code, exit_signal;
	int pdeath_signal;  /*  The signal sent when the parent dies  */
	/* ???
 */
	unsigned long personality;
	unsigned did_exec:1;
	pid_t pid;
	pid_t tgid;
	/* 
	 * pointers to (original) parent process, youngest child, younger sibling,
	 * older sibling, respectively.  (p->father can be replaced with 
	 * p->parent->pid)
	 */
	struct task_struct *real_parent; /* real parent process (when being debugged) */
	struct task_struct *parent;	/* parent process */
	/*
	 * children/sibling forms the list of my children plus the
	 * tasks I'm ptracing.
	 */
	struct list_head children;	/* list of my children */
	struct list_head sibling;	/* linkage in my parent's children list */
	struct task_struct *group_leader;	/* threadgroup leader */
 
	/* PID/PID hash table linkage. */
	struct pid pids[PIDTYPE_MAX];
 
	struct completion *vfork_done;		/* for vfork() */
	int __user *set_child_tid;		/* CLONE_CHILD_SETTID */
	int __user *clear_child_tid;		/* CLONE_CHILD_CLEARTID */
 
	unsigned long rt_priority;
	unsigned long it_real_value, it_real_incr;
	cputime_t it_virt_value, it_virt_incr;
	cputime_t it_prof_value, it_prof_incr;
	struct timer_list real_timer;
	cputime_t utime, stime;
	unsigned long nvcsw, nivcsw; /* context switch counts */
	struct timespec start_time;
/* mm fault and swap info: this can arguably be seen as either mm-specific or thread-specific */
	unsigned long min_flt, maj_flt;
/* process credentials */
	uid_t uid,euid,suid,fsuid;
	gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
	struct group_info *group_info;
	kernel_cap_t   cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
	unsigned keep_capabilities:1;
	struct user_struct *user;
#ifdef CONFIG_KEYS
	struct key *session_keyring;	/* keyring inherited over fork */
	struct key *process_keyring;	/* keyring private to this process (CLONE_THREAD) */
	struct key *thread_keyring;	/* keyring private to this thread */
#endif
	int oomkilladj; /* OOM kill score adjustment (bit shift). */
	char comm[TASK_COMM_LEN];
/* file system info */
	int link_count, total_link_count;
/* ipc stuff */
	struct sysv_sem sysvsem;
/* CPU-specific state of this task */
	struct thread_struct thread;
/* filesystem information */
	struct fs_struct *fs;
/* open file information */
	struct files_struct *files;
/* namespace */
	struct namespace *namespace;
/* signal handlers */
	struct signal_struct *signal;
	struct sighand_struct *sighand;
 
	sigset_t blocked, real_blocked;
	struct sigpending pending;
 
	unsigned long sas_ss_sp;
	size_t sas_ss_size;
	int (*notifier)(void *priv);
	void *notifier_data;
	sigset_t *notifier_mask;
	
	void *security;
	struct audit_context *audit_context;
 
/* Thread group tracking */
   	u32 parent_exec_id;
   	u32 self_exec_id;
/* Protection of (de-)allocation: mm, files, fs, tty, keyrings */
	spinlock_t alloc_lock;
/* Protection of proc_dentry: nesting proc_lock, dcache_lock, write_lock_irq(&tasklist_lock); */
	spinlock_t proc_lock;
/* context-switch lock */
	spinlock_t switch_lock;
 
/* journalling filesystem info */
	void *journal_info;
 
/* VM state */
	struct reclaim_state *reclaim_state;
 
	struct dentry *proc_dentry;
	struct backing_dev_info *backing_dev_info;
 
	struct io_context *io_context;
 
	unsigned long ptrace_message;
	siginfo_t *last_siginfo; /* For ptrace use.  */
/*
 * current io wait handle: wait queue entry to use for io waits
 * If this thread is processing aio, this points at the waitqueue
 * inside the currently handled kiocb. It may be NULL (i.e. default
 * to a stack based synchronous wait) if its doing sync IO.
 */
	wait_queue_t *io_wait;
/* i/o counters(bytes read/written, #syscalls */
	u64 rchar, wchar, syscr, syscw;
#if defined(CONFIG_BSD_PROCESS_ACCT)
	u64 acct_rss_mem1;	/* accumulated rss usage */
	u64 acct_vm_mem1;	/* accumulated virtual memory usage */
	clock_t acct_stimexpd;	/* clock_t-converted stime since last update */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA
  	struct mempolicy *mempolicy;
	short il_next;
#endif
};

2.1  怎样获得进程描写叙述符

    内核必须高速得到当前进程task_struct，current()宏能够得到当前进程的task_struct指针。它是怎样实现的？

    Linux内核用了一个小技巧，在8KB内核栈配置下（内核栈能够配置为8KB或4KB，详见《深入理解linux内核》“多种类型的内核栈”），在该进程内核栈的顶端（低地址）放一个小的结构体thread_info（52字节）。再用thread_info.task指向task_struct。

// include/linux/sched.h
 
union thread_union{
    struct thread_info thread_info;
    unsigned long stack[2048];
}

   

    esp是CPU的栈指针。用来存放栈顶单元的地址。能够直接得到。(esp & 0xffff e000)能够得到thread_info的指针，thread_info.task就是task_struct的指针。

    注：

    1、task是struct thread_info中的第一个元素，应该在最低地址，图中的画法是错误的；

    2、current应该指向进程描写叙述符，而不是struct thread_info。

    很多其它细节：

    2.6曾经的内核，直接task_struct放在内核栈的尾端。2.6以后使用slab分配器分配task_struct，所以成了我们看到的这样子；对照PPC这部分的实现，PPC使用r2寄存器存储task_struct指针。x86属于便宜处理器，寄存器数量有限，无法做到这一点。

2.2  进程链表

    内核将全部进程用链表链接。

链表头是init_task描写叙述符，它是cpu0上的0进程。也叫swapper进程。

    疑问：

    swapper是per cpu的，那链表头有多个？不是，仅仅有cpu0的0进程描写叙述符才是init_task这个静态全局变量，其他cpu的0进程描写叙述符不是init_task，也不是静态。也不是全局。

    几个操作宏：

    SET_LINKS宏：从进程链表中插入一个task_struct。

    REMOVE_LINKS宏：从进程链表中删除一个task_struct。

    for_each_process宏：从init_task開始遍历进程链表。

3、进程状态及各状态的组织

3.1  进程状态

    task_struct中的state字段描写叙述了进程当前所处的状态：

    TASK_RUNNING：可执行状态，执行或等待执行。

    TASK_ INTERRUPTIBLE：可中断的等待状态，进程被挂起，直到某个条件变为真。

如硬件中断。等待的资源被释放。接受一个信号。

    TASK_UNINTERRUPTIBLE：不可中断的等待状态，与可中断的等待状态类似，但不能被信号中断。仅用在特定情况（进程必须等待，直到一个不能被中断的事件发生），比如当进程打开一个设备文件。其对应的设备驱动程序開始探測对应的硬件设备时。探測完毕曾经，设备驱动程序不能被中断，否则，硬件设备会处于不可预知的状态。

    TASK_ STOPPED：暂停状态。进程收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU信号后会进入暂停状态。

    TASK_  TRACED：跟踪状态，进程的运行由debugger程序暂停，当一个进程被还有一个进程监控时。不论什么信号都能够把这个进程置于TASK_TRACED状态。

    EXIT_ZOMBLE：僵死状态，进程死亡，等待父进程获取其死亡信息。此时进程描写叙述符还不能删除。

    EXIT_DEAD：僵死撤消状态。进程彻底消亡，为防止竞争条件（其它进程再一次wait()），而设置EXIT_DEAD。

    宏：

    set_task_state宏：设置指定进程的状态。

    set_current_state宏：设置当前进程的状态。 

    进程状态转换图： 

   

3.2  各个状态的进程的组织 

    TASK_RUNNING：进程调度必须高速找出最佳可执行进程，因此可执行进程的组织结构至关重要。

    Linux2.6为了让调度程序能在固定的时间内选出“最佳”可执行进程，建立了多个可执行进程链表，每种进程优先权（0~139）相应一个不同的链表。在SMP中。每一个CPU有自己的进程链表集。

    TASK_ INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE：进程被划分为多个子类，每一个子类相应一个特定事件。

这种情况下，进程状态没有提供足够的信息来高速恢复进程。所以有必要引进附加的进程链表。linux用等待队列实现这种链表。

    等待队列是Linux中实现的一种机制，它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。等待队列表示一组睡眠的进程，当某一条件变为真时，由内核唤醒它们。

    为了避免“惊群效应”。等待队列分为两种：资源相互排斥类和非相互排斥类。等待相互排斥类资源的进程由内核有选择的唤醒，而非相互排斥进程总是有内核在事件发生时唤醒。

    TASK_STOPPED、EXIT_ZOMBIE、EXIT_DEAD：没有专门的链表。

4、进程从何而来？

4.1  进程间关系

    因为进程不是凭空创见，而是由已有进程复制创建的。所以进程之间有父子关系。

也就是说，Linux进程之间的关系能够组织为一棵树，其根节点为0号进程。

    task_struct中相关字段：

    real_parent：创建pid为p的进程为父进程，假设这个父进程不复存在（如父进程先于子进程死亡），进程p就由init进程（1号进程）收养。

    parent：通常与real_parent一致。但偶尔不同，如还有一个进程发出监控p的ptrace()系统调用请求时。

    children：子进程链表头。

    sibling：兄弟进程链表。

    除了父子关系，进程还存在其它关系（线程组。进程组，登录会话，调试跟踪）：

    group_leader：当前进程p所在进程组的领头进程的描写叙述符指针。

    signal->pgrp：p所在进程组的领头进程的PID。

    tgid：p所在线程组的领头进程的PID，getpid()系统调用返回该值，而不是pid。

    signal->session：p的登录会话领头进程的PID。

    ptrace_children：被debugger程序跟踪的p的子进程的链表头。

    ptrace_list：指向所跟踪进程事实上际父进程链表的前一个和下一个元素。

    进程组和会话中的进程安排：

    进程组一般是由shell的管道线将几个进程编成一组的。比如，由下列形式的shell命令形成的进程组会话例如以下图：

proc1 | proc2 &
proc3 | proc4 | proc5

   

    因此，一个进程拥有4个id：PID。tgid，pgrp，session。内核为了加速查找，以这四个值为索引。将task_struct组织为4个散列表。并用链表来解决散列冲突。

    task_struct结构中：struct pid pids[4]；

struct pid{
    int nr;//冗余？
    struct hlist_node pid_chain;
    struct list_head pid_list;
}

    所以散列表看起来是这种：

   

4.2  怎样创建进程

    进程是在系统执行过程中动态创建的。比如：用户在shell中输入一条命令、程序执行fork或pthread_create等。

    此时，进程怎样创建呢？-->

    fork系统调用，曾经的做法是，子进程复制父进程所拥有的资源。

可是非常多情况下，子进程要做与父进程不同的事。所以子进程马上调用execve()，复制的数据马上丢弃。所以效率低。

    后来引入了vfork系统调用，子进程共享其父进程的内存地址空间，并堵塞父进程的运行，一直到子进程退出或运行一个新的程序。

    如今的fork引入了写时复制技术（copy-on-write） --> vfrok的优势不再，应避免使用。

    此外，clone系统调用同意仔细地控制子进程共享哪些父进程的数据。被用来实现轻量级进程。

    下表列出了clone的共享标志：

// include/linux/sched.h
 
/*
 * cloning flags:
 */
#define CSIGNAL		0x000000ff	/* signal mask to be sent at exit */
#define CLONE_VM	0x00000100	/* set if VM shared between processes */
#define CLONE_FS	0x00000200	/* set if fs info shared between processes */
#define CLONE_FILES	0x00000400	/* set if open files shared between processes */
#define CLONE_SIGHAND	0x00000800	/* set if signal handlers and blocked signals shared */
#define CLONE_PTRACE	0x00002000	/* set if we want to let tracing continue on the child too */
#define CLONE_VFORK	0x00004000	/* set if the parent wants the child to wake it up on mm_release */
#define CLONE_PARENT	0x00008000	/* set if we want to have the same parent as the cloner */
#define CLONE_THREAD	0x00010000	/* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS	0x00020000	/* New namespace group?
 */
#define CLONE_SYSVSEM	0x00040000	/* share system V SEM_UNDO semantics */
#define CLONE_SETTLS	0x00080000	/* create a new TLS for the child */
#define CLONE_PARENT_SETTID	0x00100000	/* set the TID in the parent */
#define CLONE_CHILD_CLEARTID	0x00200000	/* clear the TID in the child */
#define CLONE_DETACHED		0x00400000	/* Unused, ignored */
#define CLONE_UNTRACED		0x00800000	/* set if the tracing process can't force CLONE_PTRACE on this clone */
#define CLONE_CHILD_SETTID	0x01000000	/* set the TID in the child */
#define CLONE_STOPPED		0x02000000	/* Start in stopped state */
 
/*
 * List of flags we want to share for kernel threads,
 * if only because they are not used by them anyway.
 */
#define CLONE_KERNEL    (CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND)

    fork()、clone()、vfrok()系统调用均使用do_fork()函数实现。

//  kernel/fork.c
 
/*
 *  Ok, this is the main fork-routine.
 *
 * It copies the process, and if successful kick-starts
 * it and waits for it to finish using the VM if required.
 */
long do_fork(unsigned long clone_flags,
	      unsigned long stack_start,
	      struct pt_regs *regs,
	      unsigned long stack_size,
	      int __user *parent_tidptr,
	      int __user *child_tidptr)
{
	struct task_struct *p;
	int trace = 0;
	long pid = alloc_pidmap();//通过查找pidmap_array位图，为子进程分配新的PID
	if (pid < 0)
		return -EAGAIN;
	/* 检查子进程是否要跟踪*/
	if (unlikely(current->ptrace)) {
		trace = fork_traceflag (clone_flags);
		if (trace)
			clone_flags |= CLONE_PTRACE;
	}
	/* 核心！复制父进程的task_struct，并申请了内核栈和thread_info */
	p = copy_process(clone_flags, stack_start, regs, stack_size, parent_tidptr, child_tidptr, pid);
	/*
	 * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
	 * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
	 */
	if (!IS_ERR(p)) {
		struct completion vfork;
		if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
			p->vfork_done = &vfork;
			init_completion(&vfork);
		}
		/* 假设设置了CLONE_STOPPED标志。或要跟踪子进程，那么子进程被设置成TASK_STOPPED,并为子进程添加挂起的SIGSTOP信号。在还有一进程把子进程的状态恢复为TASK_RUNNING之前（一般是SIGCONT信号）。子进程不得执行*/
		if ((p->ptrace & PT_PTRACED) || (clone_flags & CLONE_STOPPED)) {
			/*
			 * We'll start up with an immediate SIGSTOP.
			 */
			sigaddset(&p->pending.signal, SIGSTOP);
			set_tsk_thread_flag(p, TIF_SIGPENDING);
		}
		/* 唤醒子进程，1）若父子进程在同一cpu且不能共享页表（CLONE_VM=0）,则在执行队列中，把子进程插入在父进程前面，以避免不必要的写时复制开销;2）不同cpu或CLONE_VM=1,把子进程插入现在成执行队列的队尾 */
		if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED))
			wake_up_new_task(p, clone_flags);
		else
			p->state = TASK_STOPPED;
		/* 假设父进程被跟踪，则把子进程pid保存，以使祖父进程（debugger）获取 */
		if (unlikely (trace)) {
			current->ptrace_message = pid;
			ptrace_notify ((trace << 8) | SIGTRAP);
		}
		/* vfrok要求父进程挂起，直到子进程结束或执行新的程序 */
		if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
			wait_for_completion(&vfork);
			if (unlikely (current->ptrace & PT_TRACE_VFORK_DONE))
				ptrace_notify ((PTRACE_EVENT_VFORK_DONE << 8) | SIGTRAP);
		}
	} else {
		free_pidmap(pid);
		pid = PTR_ERR(p);
	}
	return pid;
}

    子进程怎样运行？

    系统调用返回时会触发进程调度，这时候子进程会被优先运行（假设同cpu且不共享页表），子进程描写叙述符thread字段的值被装入几个cpu寄存器，特别是esp（内核态堆栈指针）和eip（ret_from_fork()函数的地址）。最后schedule_tail()函数用存放在栈中的值装载全部的寄存器，并强迫cpu返回到用户态。子进程终于得到运行。之后进程调度，父进程可能得到运行。这就是为什么fork()运行一次。返回两次。

4.3  我们接下来从内核中走出来，站在应用程序猿的角度看看进程

    系统调用的返回值放在eax寄存器中：返回给子进程的值是0。返回给父进程的值是子进程的PID。这是UNIX的通用做法。应用开发人员能够利用这一事实。使用基于PID值的条件语句，使子进程和父进程有不同的行为。

例如以下所看到的：

#include <stdio.h>
#include <bits/types.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
 
int glob = 6;
char buf[] = "a write to stdout
";
int main(void)
{
	int var;
	pid_t pid;
	var = 88;
	if(write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1)
		printf("write error
");
	printf("before fork
");
	if((pid = fork()) < 0){
		printf("fork error
");
	} else if(pid == 0) {    /* child */
		glob++;
		var++;
	} else{                  /* parent */
		sleep(2);
	}
	printf("pid = %d, glob = %d, var = %d
", getpid(), glob, var);
	exit(0);
}

   

    这里引出还有一个问题。就是上面两种不同的运行方式造成结果不同的原因。

fork时。父进程数据空间拷贝到子进程中时，缓冲区也被拷贝到子进程中。

    write是不带缓冲的，标准IO库（如printf）是带缓冲的。假设标准输出连接到终端设备，则它是行缓冲的，否则它是全缓冲的。

（详见《UNIX环境高级编程》）

    从用户态看来，子进程继承了父进程的（有些须要结合《UNIX环境高级编程》上下文才干看懂）：

---

    打开文件

    实际用户ID、实际组ID、有效用户ID、有效组ID

    附加组ID

    进程组ID

    会话ID

    控制终端

    设置用户ID标志和设置组ID标志

    当前工作文件夹

    根文件夹

    文件模式创建屏蔽字

    信号屏蔽和安排

    针对随意打开文件描写叙述符的在运行时关闭标志

    环境

    连接的共享存储段

    存储映射

    资源限制

---

    父进程和子进程的差别是：

---

    fork的返回值

    进程ID不同

    父进程ID

    子进程的tms_utime、tms_stime、 tms_cutime以及tms_ustime均被设置为0

    父进程设置的文件所不会被子进程继承

    子进程的未处理的闹钟被清除

    子进程的未处理信号集设置为空集

---

    父子进程对打开文件的共享：

---

---

    注意差别于独立进程打开文件：

---

---

    4.3  进程究竟从何而来——从start_kernel()開始

//  init/main.c
/*
 *	Activate the first processor.
 */
 
asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
	char * command_line;
	extern struct kernel_param __start___param[], __stop___param[];
/*
 * Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
 * enable them
 */
	lock_kernel();
	page_address_init();
	printk(linux_banner);
	setup_arch(&command_line);
	setup_per_cpu_areas();
	/*
	 * Mark the boot cpu "online" so that it can call console drivers in
	 * printk() and can access its per-cpu storage.
	 */
	smp_prepare_boot_cpu();
 
	/*
	 * Set up the scheduler prior starting any interrupts (such as the
	 * timer interrupt). Full topology setup happens at smp_init()
	 * time - but meanwhile we still have a functioning scheduler.
	 */
	sched_init();
	/*
	 * Disable preemption - early bootup scheduling is extremely
	 * fragile until we cpu_idle() for the first time.
	 */
	preempt_disable();
	build_all_zonelists();
	page_alloc_init();//初始化伙伴系统
	printk("Kernel command line: %s
", saved_command_line);
	parse_early_param();
	parse_args("Booting kernel", command_line, __start___param,
		   __stop___param - __start___param,
		   &unknown_bootoption);
	sort_main_extable();
	trap_init();
	rcu_init();
	init_IRQ();
	pidhash_init();
	init_timers();
	softirq_init();
	time_init();
	/*
	 * HACK ALERT! This is early. We're enabling the console before
	 * we've done PCI setups etc, and console_init() must be aware of
	 * this. But we do want output early, in case something goes wrong.
	 */
	console_init();
	if (panic_later)
		panic(panic_later, panic_param);
	profile_init();
	local_irq_enable();
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_INITRD
	if (initrd_start && !initrd_below_start_ok &&
			initrd_start < min_low_pfn << PAGE_SHIFT) {
		printk(KERN_CRIT "initrd overwritten (0x%08lx < 0x%08lx) - "
		    "disabling it.
",initrd_start,min_low_pfn << PAGE_SHIFT);
		initrd_start = 0;
	}
#endif
	vfs_caches_init_early();
	mem_init();
	kmem_cache_init();//初始化slab
	numa_policy_init();
	if (late_time_init)
		late_time_init();
	calibrate_delay();//确定cpu时钟速度
	pidmap_init();
	pgtable_cache_init();
	prio_tree_init();
	anon_vma_init();
#ifdef CONFIG_X86
	if (efi_enabled)
		efi_enter_virtual_mode();
#endif
	fork_init(num_physpages);
	proc_caches_init();
	buffer_init();
	unnamed_dev_init();
	security_init();
	vfs_caches_init(num_physpages);
	radix_tree_init();
	signals_init();
	/* rootfs populating might need page-writeback */
	page_writeback_init();
#ifdef CONFIG_PROC_FS
	proc_root_init();
#endif
	check_bugs();
	acpi_early_init(); /* before LAPIC and SMP init */
	/* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */
	rest_init();//继续，后面会创建1号init进程，最后cpu_idle()，用以cpu没进程运行时替补
}
/*
 * We need to finalize in a non-__init function or else race conditions
 * between the root thread and the init thread may cause start_kernel to
 * be reaped by free_initmem before the root thread has proceeded to
 * cpu_idle.
 *
 * gcc-3.4 accidentally inlines this function, so use noinline.
 */
 
static void noinline rest_init(void)
	__releases(kernel_lock)
{
	kernel_thread(init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND);
	numa_default_policy();
	unlock_kernel();
	preempt_enable_no_resched();
	cpu_idle();
} 

    疑问：

    并非仅仅有代码就能够运行，没有内核栈，task_struct等数据结构怎么行？

    0号进程使用的全部数据结构都是静态创建的（全部其它进程的数据结构都是动态分配的），也就是说，当磁盘中的内核映像载入如内存的时候。0号进程的数据结构也就有了。

    0号进程完毕诸多初始化的光荣使命之后，循环在cpu_idle()，这时仅仅有在cpu没有可调度的进程时，就会运行0号进程。

    SMP系统中，每一个CPU都有一个进程0.启动时仅仅用到一个cpu，禁用其它CPU，当0进程激活其它CPU时，通过copy_process()创建其它cpu的0号进程。

    【linux-2.6.11】init() --> smp_prepare_cpus() --> smp_boot_cpus() --> do_boot_cpu() --> idle = fork_idle() --> task = copy_process()

    进程1

    进程0使用kernel_thread()创建进程1，此时的进程1还是内核线程，它运行内核中init( )函数[init/main.c]，继续初始化工作。

    之后init()调用execve()装入可运行程序，通常是/sbin/init。

    这个程序的主要工作是：用户系统初始化，启动各种deamon进程（依据《UNIX环境高级编程》，内核线程也属于守护进程），启动tty和图形界面。

    此时init内核线程变为一个普通进程。在系统关闭之前，init进程一直存活，由于它创建和监控在操作系统外层运行的全部进程的活动。

static int init(void * unused)
{
	lock_kernel();
	/*
	 * Tell the world that we're going to be the grim
	 * reaper of innocent orphaned children.
	 *
	 * We don't want people to have to make incorrect
	 * assumptions about where in the task array this
	 * can be found.
	 */
	child_reaper = current;
	/* Sets up cpus_possible() */
	smp_prepare_cpus(max_cpus);   /* 这里创建其它0号进程 */
	do_pre_smp_initcalls();
	fixup_cpu_present_map();
	smp_init();
	sched_init_smp();
	/*
	 * Do this before initcalls, because some drivers want to access
	 * firmware files.
	 */
	populate_rootfs();
	do_basic_setup();
	/*
	 * check if there is an early userspace init.  If yes, let it do all
	 * the work
	 */
	if (sys_access((const char __user *) "/init", 0) == 0)
		execute_command = "/init";
	else
		prepare_namespace();
	/*
	 * Ok, we have completed the initial bootup, and
	 * we're essentially up and running. Get rid of the
	 * initmem segments and start the user-mode stuff..
	 */
	free_initmem();
	unlock_kernel();
	system_state = SYSTEM_RUNNING;
	numa_default_policy();
	if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0)
		printk("Warning: unable to open an initial console.
");
	(void) sys_dup(0);
	(void) sys_dup(0);
	
	/*
	 * We try each of these until one succeeds.
	 *
	 * The Bourne shell can be used instead of init if we are 
	 * trying to recover a really broken machine.
	 */
	if (execute_command)
		run_init_process(execute_command);
	run_init_process("/sbin/init");
	run_init_process("/etc/init");
	run_init_process("/bin/init");
	run_init_process("/bin/sh");
	panic("No init found.  Try passing init= option to kernel.");
}

    其它内核线程

    内核中有一些重要任务，以现行的方式运行效率不高。托付给独立的调度运行流做比較合适。每一个进程就是一个独立的运行流。而这些为内核工作的运行流共享使用内核的地址空间等资源，于是就被叫做内核线程。

    Linux使用非常多其它内核线程，当中一些在初始化阶段创建。一些在系统执行过程中动态创建。

    一些内核线程的样例：

---

    keventd（也被称为事件）：运行keventd_wq工作队列中的函数。

    kapmd：处理与高级电源管理（APM）相关的事件。

    kswapd：运行周期内存回收。

    pdflush：刷新“脏”缓冲区中的的内容到磁盘以回收内存。

    kblockd：运行kblockd_workqueue工作队列中的函数，周期性的激活块设备驱动程序。

    ksoftirqd：执行tasklet，系统中每cpu都有这样一个内核线程。

---

4.4  撤销进程

    进程结束时必须通知内核，以便内核释放进程所拥有的资源，包含内存，打开文件，信号量等。

    进程终止有8种方式：

---

    正常终止：

    1、从main返回

    2、调用exit（做一些清理并结束进程）

    3、调用_exit或_Exit（直接结束进程）（基于exit_group()系统调用）

    4、最后一个线程从其启动例程返回

    5、最后一个线程调用pthread_exit（基于exit()系统调用）

    异常终止：

    6、调用abort

    7、接收到一个信号并终止

    8、最后一个线程对取消请求作出响应

---

   

    两个进程终止的系统调用：

    1、exit_group()，终止整个线程组，也适用于单线程进程。

c库函数exit()基于此系统调用

    2、exit()。终止某一个线程，而无论该线程所属线程组中的全部其它线程。linux线程库函数pthread_exit()基于此系统调用

//  kernel/exit.c
fastcall NORET_TYPE void do_exit(long code)
{
	struct task_struct *tsk = current;
	int group_dead;
	profile_task_exit(tsk);
	if (unlikely(in_interrupt()))
		panic("Aiee, killing interrupt handler!");
	if (unlikely(!tsk->pid))
		panic("Attempted to kill the idle task!");
	if (unlikely(tsk->pid == 1))
		panic("Attempted to kill init!");
	if (tsk->io_context)
		exit_io_context();
	if (unlikely(current->ptrace & PT_TRACE_EXIT)) {
		current->ptrace_message = code;
		ptrace_notify((PTRACE_EVENT_EXIT << 8) | SIGTRAP);
	}
	/* 更新状态，进程正在退出*/
	tsk->flags |= PF_EXITING;
	del_timer_sync(&tsk->real_timer);
	if (unlikely(in_atomic()))
		printk(KERN_INFO "note: %s[%d] exited with preempt_count %d
",
				current->comm, current->pid,
				preempt_count());
	acct_update_integrals();
	update_mem_hiwater();
	group_dead = atomic_dec_and_test(&tsk->signal->live);
	if (group_dead)
		acct_process(code);
	/* 解除对内存。信号量，文件系统。打开文件，命名空间等的引用。非共享则删除 */
	exit_mm(tsk);
	exit_sem(tsk);
	__exit_files(tsk);
	__exit_fs(tsk);
	exit_namespace(tsk);
	exit_thread();
	exit_keys(tsk);
	if (group_dead && tsk->signal->leader)
		disassociate_ctty(1);
	module_put(tsk->thread_info->exec_domain->module);
	if (tsk->binfmt)
		module_put(tsk->binfmt->module);
	/* exit_code，系统调用參数（正常终止）或内核提供的错误码（异常终止）*/
	tsk->exit_code = code;
	/* 更新亲属关系，子进程将被兄弟进程或init收养 
	 * 是否须要向父进程发送SIGCHLD信号
	 * release_task()回收进程其它数据结构占用的内存
	 * 进程EXIT_DEAD或EXIT_ZOMBIE*/
	exit_notify(tsk);
#ifdef CONFIG_NUMA
	mpol_free(tsk->mempolicy);
	tsk->mempolicy = NULL;
#endif
 
	BUG_ON(!(current->flags & PF_DEAD));
	/* 进程调度，一去不回 */
	schedule();
	BUG();
	/* Avoid "noreturn function does return".  */
	for (;;) ;
}

    至此。进程已死，永不会复活。但其尸体（某些数据结构）还在，对僵死进程的处理有两种可能的方式：

    假设父进程不须要接收来自子进程的信号，就调用do_exit()；

    假设已经给父进程发送了一个信号，就调用wait4()或waitpid()系统调用。

    后一种情况下，release_task()函数将回收进程描写叙述符所占用的内存空间；

    而在前一种情况下。内存的回收将由进程调度程序来完毕。

5、进程切换

    这里仅仅涉及内核怎样完毕进程切换。而不涉及调度机制和算法策略。也就是说。这里假定调度程序已经选好了合适的进程，怎样换下旧进程。装上新进程。

    虽然每一个进程能够拥有属于自己的地址空间，但全部的进程必须共享cpu寄存器。

因此cpu寄存器的保存和恢复是进程切换的重要内容。

    进程恢复前必须装入的一组数据称为硬件上下文。Linux中，硬件上下文一部分存放在task_struct。剩余部分存放在内核态堆栈中。

    进程切换仅仅发生在内核态。

在运行进程切换之前，用户态进程使用的全部寄存器内容都已保存在内核态堆栈上。

    task_struct中的类型为thread_struct的thread字段用于在进程切换时保存硬件上下文，它包括了大部分CPU寄存器，但不包括eax等通用寄存器，通用寄存器保留在内核堆栈中。

    进程切换由两步组成：

    1、切换页全局文件夹以安装一个新的地址空间。

    2、切换内核态堆栈和硬件上下文。由switch_to宏完毕。

6、进程资源限制

    每一个进程都有一组相关的资源限制，避免用户过分使用系统资源（CPU，磁盘等）。

    当前进程的限制存放在current->signal->rlim[]数组字段，数组每一项元素代表一种资源

    这些资源包含：

// include/asm-generic/resource.h
 
#define RLIMIT_CPU      0               /* CPU time in ms */
#define RLIMIT_FSIZE    1               /* Maximum filesize */
#define RLIMIT_DATA     2               /* max data size */
#define RLIMIT_STACK    3               /* max stack size */
#define RLIMIT_CORE     4               /* max core file size */
#define RLIMIT_RSS      5               /* max resident set size */
#define RLIMIT_NPROC    6               /* max number of processes */
#define RLIMIT_NOFILE   7               /* max number of open files */
#define RLIMIT_MEMLOCK  8               /* max locked-in-memory address space */
#define RLIMIT_AS       9               /* address space limit */
#define RLIMIT_LOCKS    10              /* maximum file locks held */
#define RLIMIT_SIGPENDING 11            /* max number of pending signals */
#define RLIMIT_MSGQUEUE 12              /* maximum bytes in POSIX mqueues */
 
#define RLIM_NLIMITS    13

    当中rlim字段数据结构：

// include/linux/resource.h
 
struct rlimit {
        unsigned long   rlim_cur;
        unsigned long   rlim_max;
};

    getrlimit()系统调用：读取rlim_cur

    setrlimit()系统调用：改变rlim_cur。以rlim_max为上限。

    仅仅有具有CAP_SYS_ESOURCE权限的超级用户才干改变rlim_max。

    大多数资源限制RLIMIT_INFINITY，即内核没有对资源限制。然而系统管理员能够给一些资源施加更强的限制。