1 进程结构
union task_union{
struct task_struct task ;
char stack[PAGE_SIZE] ;
}
这实际上是一个内存页，页的底部是进程控制块结构。其余部分是作为进程的内核态堆栈使用。
2 task 数组
struct task_struct * task[NR_TASKS] = {&(init_task.task), };
这个数组中存储的是task_struct 结构的指针，但是实际上数组中的每一项都指着一块内存页。3 任务段数据
struct tss_struct {
long back_link; /* 16 high bits zero */
long esp0;
long ss0; /* 16 high bits zero */
long esp1;
long ss1; /* 16 high bits zero */
long esp2;
long ss2; /* 16 high bits zero */
long cr3;
long eip;
long eflags;
long eax,ecx,edx,ebx;
long esp;
long ebp;
long esi;
long edi;
long es; /* 16 high bits zero */
long cs; /* 16 high bits zero */
long ss; /* 16 high bits zero */
long ds; /* 16 high bits zero */
long fs; /* 16 high bits zero */
long gs; /* 16 high bits zero */
long ldt; /* 16 high bits zero */
long trace_bitmap; /* bits: trace 0, bitmap 16-31 */
struct i387_struct i387;
};
4 进程控制块
struct task_struct {
/*----------------------- these are hardcoded - don't touch -----------------------*/
long state; // 进程运行状态（-1不可运行，0可运行，>0以停止）
long counter; // 任务运行时间片，递减到0是说明时间片用完
long priority; // 任务运行优先数，刚开始是counter＝priority
long signal; // 任务的信号位图，信号值=偏移+1
struct sigaction sigaction[32]; //信号执行属性结构，对应信号将要执行的操作和标志信息
long blocked; // 信号屏蔽码
/*----------------------------------- various fields--------------------------------- */
int exit_code; // 任务退出码，当任务结束时其父进程会读取
unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack;
// start_code 代码段起始的线性地址
// end_code 代码段长度
// end_data 代码段长度+数据段长度
// brk 代码段长度+数据段长度+bss段长度
// start_stack 堆栈段起始线性地址
long pid,father,pgrp,session,leader;
// pid 进程号
// father 父进程号
// pgrp 父进程组号
// session 会话号
// leader 会话首领
unsigned short uid,euid,suid;
// uid 用户标id
// euid 有效用户id
// suid 保存的用户id
unsigned short gid,egid,sgid;
// gid 组id
// egid 有效组id
// sgid 保存组id
long alarm; // 报警定时值
long utime,stime,cutime,cstime,start_time;
// utime 用户态运行时间
// stime 内核态运行时间
// cutime 子进程用户态运行时间
// cstime 子进程内核态运行时间
// start_time 进程开始运行时刻
unsigned short used_math; // 标志，是否使用了387协处理器
/* ----------------------------------file system info-------------------------------- */
int tty; // 进程使用tty的子设备号，-1表示没有使用
unsigned short umask; //文件创建属性屏蔽码
struct m_inode * pwd; // 当前工作目录的i节点
struct m_inode * root; // 根目录的i节点
struct m_inode * executable; // 可执行文件的i节点
unsigned long close_on_exec; // 执行时关闭文件句柄位图标志
struct file * filp[NR_OPEN]; // 进程使用的文件
/*------------------ ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2 - ds&ss -------------------*/
struct desc_struct ldt[3]; // 本任务的ldt表，0-空，1-代码段，2-数据和堆栈段
/* ---------------------------------tss for this task ---------------------------------*/
struct tss_struct tss; // 本任务的tss段
};
5 linux进程结构
(1) 在linux中gdt中的每一项，都有两个表项，一个是ldt描述符，另一个是tss描述符。
(2) 在task数组中占有一项，每一项是一个物理页面，物理内存页面底端是进程控制块，内存页面的其余部分是内核态堆栈。
(3) task数组中的表项和gdt中的表项是一一对应的。 对于一个在task数组中的任务项是nr的任务来说，它的tss描述符在gdt中描述符
的位置是,gdtr + 3*8 + 16 * nr ，ldt描述符在gdt中的描述符的位置是 gdtr + 3 * 8 + 16 * nr + 8 。
(4) 对应于表项为nr的进程，它对应的页目录项是16 * nr --------16 * (nr + 1) 。
6 进程0
进程0是一个特殊的进程，它是所有进程的祖先进程，所有其他的进程都是复制进程0或者其后代进程产生的。 但是进程0不是。
下面主要讲一下 进程0的创建顺序：
(1) 进程控制块和页目录页表的手动创建
以下就是一个任务的初始过程
#define INIT_TASK 
/* state etc */ { 0,15,15, 
/* signals */ 0,{{},},0, /* ec,brk
*/ 0,0,0,0,0,0, /* pid etc.. */ 0,-1,0,0,0, /* uid etc */ 0,0,0,0,0,0, /* alarm */ 0,0,0,0,0,0, /* math */ 0, /* fs info */ -1,0022,NULL,NULL,NULL,0, /* filp */ {NULL,}, { {0,0}, // ldt第0项是空/* ldt */ {0x9f,0xc0fa00}, //代码段长640K,基地0,G=1,D=1,DPL=3,P=1,TYPE=0x0a {0x9f,0xc0f200}, //数据段长640K，基地0，G=1, D=1, DPL=3,P=1, TYPE=0x02
}, /*tss*/ {0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,
// esp0 = PAGE_SIZE+(long)&init_task 内核态堆栈指针初始化为页面最后 // ss0 = 0x10 内核态堆栈的段选择符，指向系统数据段描述符，进程0的进程控制 // 块和内核态堆栈都在system模块中 // cr3 = (long)&pg_dir 页目录表，其实linux0.11所有进程共享一个页目录表 0,0,0,0,0,0,0,0, 0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, _LDT(0),0x80000000, // ldt表选择符指向gdt中的LDT0处 {} }, 
}
进程0的数据段基址为0，段限长为640KB ，代码段基址为0，段限长为640KB。任务0的数据段和代码段 和系统的代码段和数据段是重合的。
进程0的内核态堆栈和进程控制块都是位于系统模块内。
(2)在main模块中调用了，sched_init()函数加载了 进程0的进程0的tss段描述符，ldt段描述符，并且加载TR寄存器，使它指向进程0的tss段，这时候
进程0才完成了启动。
/*****************************************************************************//* 功能： 1. 初始化task数组和GDT（包括设置进程1的LDT和TSS） *//* 2. 加载TR和IDTR寄存器 *//* 3. 设置时钟中断门和系统调用中断门 *//* 参数： （无） *//* 返回： （无） *//*****************************************************************************/void sched_init(void){ int i; struct desc_struct * p; if (sizeof(struct sigaction) != 16) panic("Struct sigaction MUST be 16 bytes");// 在gdt中设置进程0的tss段描述符 set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss));// 在gdt中设置进程0的ldt段描述符 set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt));// 下面的循环把gdt和task中其他的项清空 p = gdt+2+FIRST_TSS_ENTRY; for(i=1;i<NR_TASKS;i++) { task[i] = NULL; p->a=p->b=0; p++; p->a=p->b=0; p++; }/* Clear NT, so that we won't have troubles with that later on */ __asm__("pushfl ; andl $0xffffbfff,(%esp) ; popfl"); ltr(0); // 把进程0的tss段加载到TR寄存器 lldt(0); // 把进程0的ldt段加载到IDTR寄存器。 // 这是将gdt中进程0的ldt描述符对应的选择符加载到TR中。CPU将 // 选择符加载到可见部分，将tss的基地址和段长等加载到不可见部分。 // TR寄存器只在这里明确加载一次，以后新任务ldt的加载是CPU根据 // TSS段中LDT字段自动加载。// 初始化8253定时器 outb_p(0x36,0x43); /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */ outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */ outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */ set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt); // 设置时钟中断门 outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21); set_system_gate(0x80,&system_call); // 设置系统调用中断门}
(3)切换回用户态。
// 把进程0从内核态切换到用户态去执行，使用的方法是模拟中断调用返回// 利用指令iret完成特权级的转变。#define move_to_user_mode() __asm__ ("movl %%esp,%%eax
" // 当前堆栈指针保存到eax中"pushl $0x17
" // 当前堆栈段选择符0x17入栈，它指向进程0的数据段描述符// 因为进程0的代码段、数据段、内核代码段、数据段4者重// 合，所以它指向的仍然是内核模块区域。 "pushl %%eax
" // 把当前堆栈指针入栈。这样模拟外层堆栈的SS:ESP。 // 由于进程0数据段选择符0x17对应的还是内核模块，和// 内核数据段选择符0x10的差别仅在与对应描述符的dpl和// 本身rpl的不同，所以外层堆栈指针指向的还是原来的堆栈// 即user_stack "pushfl
" // eflags入栈 "pushl $0x0f
" // 进程0代码段选择符入栈，模拟返回的CS "pushl $1f
" // 下面标号1的偏移地址入栈，模拟返回的EIP // 也是由于4段重合，所以这里返回的CS对应的段的基地址与 // 内核代码段基地址一样，都是0，故将返回的CS:EIP就是下 // 面标号1处。 "iret
" // 中断返回。由于当前CPL=0，将返回的CS的RPL=3，所以 // 不仅仅要改变CS，EIP，还要发生堆栈切换（但实际上堆栈// 还是user_stack)，同时CPL变成3。 "1: movl $0x17,%%eax
" // 把数据段寄存器的值设为进程0的数据段 "movw %%ax,%%ds
" "movw %%ax,%%es
" "movw %%ax,%%fs
" "movw %%ax,%%gs" :::"ax")
6 用fork创建进程
除了进程0，所有其他的进程都是由fork()系统调用创建的，子进程是通过复制父进程的数据和代码而产生的。
创建结束之后，子进程与父进程的代码和数据共享，但是子进程有自己的进程控制块，内核堆栈和页表。
一个进程需要以下三中数据结构
(1) 进程控制块 task__struct 。
(2) gdt中的tss 和ldt描述符。
(3)页目录项和页表项。
所以fork系统调用的任务就是创建进程的上述三个部分。
sys_fork()函数分两步实现，第一步 首先调用,find_empty_process() 函数，第二步调用 copy_process()函数，复制进程。
_sys_fork:// 第一步，调用find_empty_process()函数，找task[]中的空闲项。// 找到后数组下标放在eax中。如果没找到直接跳转到ret指令。 call _find_empty_process testl %eax,%eax js 1f push %gs // 中断时没有入栈的寄存器入栈，// 作为copy_process() 函数的参数 pushl %esi pushl %edi pushl %ebp pushl %eax // 第二步，调用copy_process() 函数复制进程。 call _copy_process addl $20,%esp1: ret
内存复制函数
copy_mem/*****************************************************************************//* 功能：设置新进程的LDT项（数据段描述符和代码段描述符）中的基地址部分 *//* 并且复制父进程（也就是当前进程）的页目录和页表， *//* 实现父子进程数据代码共享 *//* 参数： nr 新进程任务数组下标 *//* p 新进程的进程控制块 *//* 返回： 0 （成功）， -ENOMEM（出错） *//*****************************************************************************/int copy_mem(int nr,struct task_struct * p){ unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit; unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit; code_limit=get_limit(0x0f); // 取当前进程代码段长度 data_limit=get_limit(0x17); // 取当前进程数据段长度 old_code_base = get_base(current->ldt[1]); // 取当前进程代码段基地址，这是线性地址 old_data_base = get_base(current->ldt[2]); // 取当前进程数据段基地址，这是线性地址 // 0.11进程代码段和数据段基地址必须重合if (old_data_base != old_code_base) panic("We don't support separate I&D"); //0.11中数据段代码段的基地址是重合的，都是nr*64M（nr是task[]数组下标），所以 //数据段的长度肯定大于代码段长度。而且 copy_page_tables()传入的是data_limit，这 // 把代码和数据都包含进去了。 if (data_limit < code_limit) panic("Bad data_limit"); // 新进程的代码段基地址 = 数据段基地址 = 64M*nr new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000; // 设置进程的起始线性地址 p->start_code = new_code_base; // 设置新进程的ldt项。在copy_process()中完全复制父进程的ldt，所以 // 只需重新设置ldt的基地址字段，其他字段和父进程一样 set_base(p->ldt[1],new_code_base); set_base(p->ldt[2],new_data_base); // 把线性地址old_data_base处开始，一共data_limit个字节的内存对应的页目录、// 页表复制到线性地址new_data_base。这里仅仅复制相关的页目录和页表，使它们// 指向同一个物理页面，实现父子进程数据代码共享。 if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) { free_page_tables(new_data_base,data_limit); return -ENOMEM; } return 0;}
复制进程
/*****************************************************************************//* 功能：复制进程，把当前进程current复制到task[nr] *//* 参数：当前进程（current）内核堆栈的所有内容 *//* 当前进程内核堆栈保存了所有寄存器的值，在程序中要把这些寄存器的值 *//* 全部复制给子进程，从而给子进程创造和父进程一样的运行环境 *//* 返回：子进程pid *//*****************************************************************************/int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none, long ebx,long ecx,long edx, long fs,long es,long ds, long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss){ struct task_struct *p; int i; struct file *f;// 在主内存区申请一页新的内存，用来放置子进程的task_struct和内核堆栈// get_free_page()返回的是物理地址 p = (struct task_struct *) get_free_page(); if (!p) return -EAGAIN;// 设置task数组中相关项 task[nr] = p;// 下面的赋值语句仅仅把父基础的task_struct部分全部复制给子进程// 注意：仅仅复制task_struct部分，内核堆栈不复制，因此子程序的内核堆栈// 是空的，这也是我们希望的 *p = *current; /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */// 下面的很多赋值语句修改子进程的task_struct中若干字段// 这些字段跟父进程是有差别的 p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; //子进程设为不可中断状态 p->pid = last_pid; // 设置子进程pid p->father = current->pid; // 把当前进程pid舍为子进程的father p->counter = p->priority; // 继承父亲的优先级 p->signal = 0; p->alarm = 0; p->leader = 0; /* process leadership doesn't inherit */ p->utime = p->stime = 0; p->cutime = p->cstime = 0; p->start_time = jiffies; // 子进程开始时间 p->tss.back_link = 0;// 子进程的内核堆栈指针设置为task_struct所在页面的最高端 p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p; // 子进程的内核堆栈选择符为0x10，指向GDT中系统数据段。// 注意 虽然子进程的内核堆栈位于内核system模块外，在主内存区，但是因为系统数据段// 基地址为0，限长为16M，函概了所有物理内存，故子进程内核堆栈也位于系统数// 段内。esp0要的是段内偏移，也是因为系统数据段基地址为0，物理地址// PAGE_SIZE + (long) p 也是段内偏移。p->tss.ss0 = 0x10;// 把父进程系统调用返回地址赋给子进程当前运行的eip。这样当子进程被调度程序选中// 后他从fork返回地址处开始执行。 p->tss.eip = eip; p->tss.eflags = eflags;// eax是函数返回值存放的地方，把子进程的eax设置为0，这样fork在子进程中返回的是0。// 注意 子进程并没有执行fork()函数，子进程的系统堆栈没有进行过操作，当然不会有像// 父进程那样的fork函数调用。但是当子进程开始运行时，就好像它从fork中返回。 p->tss.eax = 0; p->tss.ecx = ecx; p->tss.edx = edx; p->tss.ebx = ebx; p->tss.esp = esp; // 用户堆栈指针和父进程一样，子进程完全复制父进程的用户堆栈 p->tss.ebp = ebp; p->tss.esi = esi; p->tss.edi = edi; p->tss.es = es & 0xffff; p->tss.cs = cs & 0xffff; p->tss.ss = ss & 0xffff; p->tss.ds = ds & 0xffff; p->tss.fs = fs & 0xffff; p->tss.gs = gs & 0xffff;// 设置子进程的ldt。从这里可以看到，task下标为nr的进程在GDT中的2项一定是// _LDT(nr)和_TSS(nr)。task[]中的项和GDT中的2项一一对应。 p->tss.ldt = _LDT(nr); p->tss.trace_bitmap = 0x80000000; if (last_task_used_math == current) __asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387));// 在copy_mem函数中设置子进程的代码段描述符，数据段描述符，并且复制父进程的// 页目录、页表。实现和父进程代码数据的共享。 if (copy_mem(nr,p)) { task[nr] = NULL; free_page((long) p); return -EAGAIN; }// 子进程继承父进程打开的文件，所以文件引用数目要加一 for (i=0; i<NR_OPEN;i++) if (f=p->filp[i]) f->f_count++;// 子进程继承父进程的工作目录、根目录和可执行文件，所以引用数目加一 if (current->pwd) current->pwd->i_count++; if (current->root) current->root->i_count++; if (current->executable) current->executable->i_count++;// GDT中对应位置（和nr对应）放入子进程的TSS描述符、LDT描述符 set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss)); set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));// 最后把子进程的状态设置为可运行状态，这样子进程可以被调度 p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case */// 父进程返回子进程的pid return last_pid;}
7 进程的结束
进程结束的时候，需要关闭的资源主要有：(1) 释放所有的物理页面。（子进程自己清除）
(2) 关闭所有打开的文件。（子进程自己清除）
(3) 清除task[] 中的相应的项。（父进程自己清除）
子进程通过exit()清除前面两个选项，将自身的状态变为TASK_ZOMBIE 。
父进程通过调用waitpid() 将task[] 数组清空。
一个进程的经过exit()之后，物理页表被清除 ， 页表页目录项也被清除，但是它的进程控制块和内核堆栈还在，，
此时进程的状态变为TASK_ZOMBIE ，不会再被处理器处理。不被处理但是还占用着task数组中的一个表项，这
就成为了僵尸进程。
子进程调用了exit()函数之后，就通知父进程，父进程调用waitpid() 来清除 task数组中的表项。但是很有可能，
父进程没有执行waitpid()操作，情况如下：
(1) 父进程早于子进程执行exit()函数。
(2) 子进程僵死，但是父进程没有调用waitpid()操作。
(3) 父进程调用了waitpid()，但是因为某种愿意没有释放资源。
解决方法：
如果父进程无法释放资源，那么就让进程1来释放资源。
当一个父进程早于子进程exit()的时候，它把所有的子进程过继给父进程。