Linux内核剖析之进程简介
Linux内核剖析之进程简介
1、概念
1.1 什么是进程？
进程是程序执行的一个实例，可以看作充分描述程序已经执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，它有两种用法： (1)、一个父进程希望复制自己，使父子进程执行不同的代码段，常用于网络服务程序。 (2)、一个进程要执行一个不同的程序，fork()后立即exec()，如shell。1.2 什么是线程？
有时候，一个进程希望有多个执行流，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”，它们需要并行工作。但它们又不是完全无关的，不能设计成单独的进程。所以就需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内核如何实现线程？
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，也可以认为轻量级进程就是Linux线程。 所谓轻量级进程，就是它的资源并不是独享的，而是与一组轻量级进程共享。这就是线程组。 getpid()、kill()、_exit()这样的一些系统调用，对线程组整体起作用。 仅仅这些内核这些功能还远远不够，必须有用户线程库的支持。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：进程描述符task_struct
内核将关于一个进程的所有信息放在一个结构体里以方便管理。 严格的一一对应，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，而只能看成是进程线程全局唯一的数字标识。应用经常需要的是进程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结构体的声明如下：
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 如何获得进程描述符
内核必须快速得到当前进程task_struct，current()宏可以得到当前进程的task_struct指针，它是如何实现的？ Linux内核用了一个小技巧，在8KB内核栈配置下（内核栈可以配置为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，可以直接得到。(esp & 0xffff e000)可以得到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应该指向进程描述符，而不是struct thread_info。 更多细节： 2.6以前的内核，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；对比PPC这部分的实现，PPC使用r2寄存器存储task_struct指针，x86属于廉价处理器，寄存器数量有限，无法做到这一点。
2.2 进程链表
内核将所有进程用链表链接。链表头是init_task描述符，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，只有cpu0的0进程描述符才是init_task这个静态全局变量，其它cpu的0进程描述符不是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开始遍历进程链表。
3、进程状态及各状态的组织
3.1 进程状态
task_struct中的state字段描述了进程当前所处的状态：
TASK_RUNNING：可运行状态，运行或等待运行。 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），例如当进程打开一个设备文件，其相应的设备驱动程序开始探测相应的硬件设备时，探测完成以前，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，进程的执行由debugger程序暂停，当一个进程被另一个进程监控时，任何信号都可以把这个进程置于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（其他进程再一次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：进程调度必须快速找出最佳可运行进程，因此可运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”可运行进程，建立了多个可运行进程链表，每种进程优先权（0~139）对应一个不同的链表。在SMP中，每个CPU有自己的进程链表集。 TASK_ INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE：进程被划分为多个子类，每个子类对应一个特定事件。这种情况下，进程状态没有提供足够的信息来快速恢复进程，所以有必要引进附加的进程链表。linux用等待队列实现这样的链表。 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：资源互斥类和非互斥类。等待互斥类资源的进程由内核有选择的唤醒，而非互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
由于进程不是凭空创见，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进程之间的关系可以组织为一棵树，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，如果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，如另一个进程发出监控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，进程还存在其他关系（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：指向所跟踪进程其实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：
进程组通常是由shell的管道线将几个进程编成一组的。例如，由下列形式的shell命令形成的进程组会话如下图：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;}
4.2 如何创建进程
进程是在系统运行过程中动态创建的，例如：用户在shell中输入一条命令、程序执行fork或pthread_create等。
此时，进程如何创建呢？-->
fork系统调用，以前的做法是，子进程复制父进程所拥有的资源。但是很多情况下，子进程要做与父进程不同的事，所以子进程立即调用execve()，复制的数据立即丢弃，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，并阻塞父进程的执行，一直到子进程退出或执行一个新的程序。
现在的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系统调用允许细致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)// 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); } /* 如果设置了CLONE_STOPPED标志，或要跟踪子进程，那么子进程被设置成TASK_STOPPED,并为子进程增加挂起的SIGSTOP信号，在另一进程把子进程的状态恢复为TASK_RUNNING之前（通常是SIGCONT信号），子进程不得运行*/ 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）,则在运行队列中，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,把子进程插入如今成运行队列的队尾 */ if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED)) wake_up_new_task(p, clone_flags); else p->state = TASK_STOPPED; /* 如果父进程被跟踪，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;}系统调用返回时会触发进程调度，这时候子进程会被优先执行（如果同cpu且不共享页表），子进程描述符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所有的寄存器，并强迫cpu返回到用户态。子进程最终得到执行。之后进程调度，父进程可能得到执行。这就是为什么fork()执行一次，返回两次。
4.3 我们接下来从内核中走出来，站在应用程序员的角度看看进程
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，应用开发者可以利用这一事实，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。如下所示：#include <stdio.h>#include <bits/types.h>#include <unistd.h>#include <stdlib.h> int glob = 6;char buf[] = "a write to stdout\n";int main(void){ int var; pid_t pid; var = 88; if(write(STDOUT_FILENO, buf, sizeof(buf)-1) != sizeof(buf)-1) printf("write error\n"); printf("before fork\n"); if((pid = fork()) < 0){ printf("fork error\n"); } else if(pid == 0) { /* child */ glob++; var++; } else{ /* parent */ sleep(2); } printf("pid = %d, glob = %d, var = %d\n", getpid(), glob, var); exit(0);}
这里引出另一个问题，就是上面两种不同的执行方式造成结果不同的原因。fork时，父进程数据空间复制到子进程中时，缓冲区也被复制到子进程中。 write是不带缓冲的，标准IO库（如printf）是带缓冲的。如果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（有些需要结合《UNIX环境高级编程》上下文才能看懂）：
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
当前工作目录
根目录
文件模式创建屏蔽字
信号屏蔽和安排
针对任意打开文件描述符的在执行时关闭标志
环境
连接的共享存储段
存储映射
资源限制
父进程和子进程的区别是：
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：
注意区别于独立进程打开文件：
4.3 进程到底从何而来——从start_kernel()开始
// 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\n", 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.\n",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没进程执行时替补}/* * 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();} 0号进程使用的所有数据结构都是静态创建的（所有其他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加载如内存的时候，0号进程的数据结构也就有了。 0号进程完成诸多初始化的光荣使命之后，循环在cpu_idle()，这时只有在cpu没有可调度的进程时，就会执行0号进程。 SMP系统中，每个CPU都有一个进程0.启动时只用到一个cpu，禁用其他CPU，当0进程激活其他CPU时，通过copy_process()创建其他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，它执行内核中init( )函数[init/main.c]，继续初始化工作。 之后init()调用execve()装入可执行程序，一般是/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（根据《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，因为它创建和监控在操作系统外层执行的所有进程的活动。
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); /* 这里创建其他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.\n"); (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.");}其他内核线程 内核中有一些重要任务，以现行的方式执行效率不高，委托给独立的调度执行流做比较合适。每个进程就是一个独立的执行流，而这些为内核工作的执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使用很多其他内核线程，其中一些在初始化阶段创建，一些在系统运行过程中动态创建。
一些内核线程的例子：
keventd（也被称为事件）：执行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：执行周期内存回收。 pdflush：刷新“脏”缓冲区中的的内容到磁盘以回收内存。 kblockd：执行kblockd_workqueue工作队列中的函数，周期性的激活块设备驱动程序。 ksoftirqd：运行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，包括内存，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，而不管该线程所属线程组中的所有其他线程。linux线程库函数pthread_exit()基于此系统调用// kernel/exit.cfastcall 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\n", 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，系统调用参数（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 * 是否需要向父进程发送SIGCHLD信号 * release_task()回收进程其他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 (;;) ;}如果父进程不需要接收来自子进程的信号，就调用do_exit()； 如果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成。
5、进程切换
这里只涉及内核如何完成进程切换，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，如何换下旧进程，装上新进程。
尽管每个进程可以拥有属于自己的地址空间，但所有的进程必须共享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。进程切换只发生在内核态。在执行进程切换之前，用户态进程使用的所有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，它包含了大部分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、切换页全局目录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宏完成。6、进程资源限制
每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括：
// 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// include/linux/resource.h struct rlimit { unsigned long rlim_cur; unsigned long rlim_max;};setrlimit()系统调用：改变rlim_cur，以rlim_max为上限。 只有具有CAP_SYS_ESOURCE权限的超级用户才能改变rlim_max。 大多数资源限制RLIMIT_INFINITY，即内核没有对资源限制。然而系统管理员可以给一些资源施加更强的限制。
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