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进程和线程的概念我就不讲了。总之，你记着：内核调度的对象是线程，而不是进程。linux系统中的线程很特别，它对线程和进程并不做特别区分。进程的另 外一个名字叫任务(task).我和作者一样，习惯了把用户空间运行的程序叫做进程，把内核中运行的程序叫做任务。 内核把进程存放在叫做任务队列(task list)的双向循环链表中，链表中的每一项都是类型为task_struct,名称叫做进程描述符(process descriptor)的结构，该结构定义在include/linux/sched.h文件中，它包含了一个具体进程的所有信息。 linux通过slab分配器分配task_struct结构，这样能达到对象复用和缓存着色的目的。在2.6以前的内核中，各个进程的 task_struct存放在它们内核栈的尾端。由于现在用slab分配器动态生成task_struct，所以只需在栈底或栈顶创建一个新的结构 (struct thread_info),他在asm/thread_info.h中定义，需要的请具体参考。每个任务中的thread_info结构在它的内核栈中的 尾端分配，结构中task域存放的是指向该任务实际task_struct指针。 在内核中，访问任务通常需要获得指向其task_struct指针。实际上，内核中大部分处理进程的代码都是通过task_struct进行的。通过 current宏查找到当前正在执行的进程的进程描述符就显得尤为重要。在x86系统上，current把栈指针的后13个有效位屏蔽掉，用来计算 thread_info的偏移，该操作通过current_thread_info函数完成，汇编代码如下：
最后，current再从thread_info的task域中提取并返回task_struct的值：current_thread_info()->task; 进程描述符中的state域描述了进程的当前状态。系统中的每个进程都必然处于五种进程状态中的一种，什么运行态啦，阻塞态啦，它们之间转化的条件啦等 等，这一点我也不细说了，为啥？随便一本操作系统的书里，讲得都比我好，要讲就要讲别人讲不好的，是不？现在我关心的问题是：当内核需要调整某个进程的状 态时，该怎么做？这时最好使用set_task_state(task, state)函数，该函数将指定的进程设置为指定的状态，必要的时候，它会设置内存屏蔽来强制其他处理器作重新排序。(一般只有在SMP系统中有此必要) 否则，它等价于：task->state = state; 另外set_current_state(state)和set_task_state(current, state)含义是等价的。 一般程序在用户空间执行。当一个程序执行了系统调用或者触发了某个异常，它就陷入内核空间。系统调用和异常处理程序是对内核明确定义的接口，进程只有通过这些接口才能陷入内核执行----对内核的所有访问都必须通过这些接口。 linux进程之间存在一个明显的继承关系。所有的进程都是PID为1的init进程的后代，内核在系统启动的最后阶段启动init进程。该进程读取系统的初始化脚本并执行其他的相关程序，最终完成系统启动的整个过程。 系统中的每个进程必有一个父进程，每个进程也可以拥有一个或多个子进程。进程既然有父子之称，当然就有兄弟之意了。每个task_struct都包含一个 指向其父进程task_struct且叫做parent的指针，同时包含一个称为children的子进程链表。所以访问父进程：struct task_struct *task = current->parent;按照如下方式访问子进程：
其中init进程描述符是作为init_task静态分配的。通过上面的init进程，父子进程关系，兄弟进程关系以及进程描述符的结构，我们可以得到一 个惊人的事实：可以通过这种关系从系统的任何一个进程出发查找到任意指定的其他进程。而且方式还挺多的，这个就看书了，内容挺多我就不说了，只是最后需要 指出的是，在一个拥有大量进程的系统中通过重复来遍历所有的进程是非常耗费时间的，因此，如果没有充足的理由千万别这样做。爱要一万个理由，这么做呢，没看出来. 许多的操作系统都提供了产生进程的机制，linux这优秀的系统也不例外。Unix很简单：首先fork()通过拷贝当前进程创建一个子进程。子父进程的 区别仅仅在于PID,PPID和某些资源和统计量。然后exec()函数负责读取可执行文件并将其载入地址空间并执行。从上面分析可以看出，传统的 fork()系统调用直接把所有的资源复制给心创建的进程。这种方式过于简单但效率底下。在Linux下使用了一种叫做写时拷贝(copy-on-write)页实现。这种技术原理是：内存并不复制整个进程地址空间，而是让父进程和子进程共享同一拷贝，只有在需要写入的时候，数据才会被复制。不懂？简单点，就是资源的复制只是发生在需要写入的时候才进行，在此之前，都是以只读的方式共享。 linux通过clone()系统调用实现fork(),通过参数标志来说父子进程共享的资源。无论是fork(),还是 vfork(),__clone()最后都根据各自需要的参数标志去调用clone().然后有clone()去调用do_fork().这样一说，我想 大家明白我的意思了，问题的关键纠结于do_fork(),它定义在kernel/fork.c中，完成了大部分工作，该函数调用 copy_process()函数，然后让进城开始运行，copy_precess()函数完成的工作很有意思：
经过上面的操作，再回到do_fork()函数，如果copy_process()函数成功返回。新创建的子进程被唤醒并让其投入运行。内核有意选择子进 程先运行。因为一般子进程都会马上调用exec()函数，这样可以避免写时拷贝的额外开销。如果父进程首先执行的话，有可能会开始向地址空间写入。 说完了fork，接下来说说他的兄弟---vfork(),兄弟就是兄弟，这像！两者功能相同，不同点在于vfork()不拷贝父进程的页表项。子进程作 为父进程的一个单独的线程在它的地址空间里运行，父进程被阻塞，直到子进程退出或执行exec(),子进程不能向地址空间写入。按照刚才的方法，分析一下 vfork(),它是通过向clone()系统调用传递一个特殊标志来进行的，过程如下：
上面步骤的顺利完成就意味着父子进程将会在各自的地址空间里运行。说句真的，通过研究发现这样的开销是降低了，但技术上不算咋优良。 如果说进程是80年代早上初升的太阳， 那不得不说的线程就是当前正午的烈日。线程机制提供了在同一程序内共享内存地址空间运行的一组线程。线程机制支持并发程序设计技术，可以共享打开的文件和 其他资源。如果你的系统是多核心的，那多线程技术可保证系统的真正并行。然而，有一件令人奇怪的事情，在linux中，并没有线程这个概念，linux中 所有的线程都当作进程来处理，换句话说就是在内核中并没有什么特殊的结构和算法来表示线程。那么，说了这多，到底在linux中啥是线程，我们说在 linux中，线程仅仅是一个使用共享资源的进程。每个线程都拥有一个隶属于自己的task_struct.所以说线程本质上还是进程，只不过该进程可以 和其他一些进程共享某些资源信息。 这样一说，后面就明白了也好解决了，两者既然属于同一类，那创建的方式也是一样的，但总要有不同啊，这个不同咋体现呢，这个好办，我们在调用 clone()的时候传递一些参数标志来指明需要共享的资源就可以了：clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, 0);这段代码产生的结果和调用fork()差不多，只是父子俩共享地址空间，文件系统资源，文件描述符和信号处理程序。换个说法就是这里的父进程和子进 程都叫做线程。也就是说clone()的参数决定了clone的行为，具体有哪些参数，我是个懒人，也不想说了。 前边说的主要是用户级线程，现在我们接着来说说内核级线程。内核线程和用户级线程的区别在于内核线程没有独立的地址空间(实际上它的mm指针被设置为 NULL).它也可以被调度也可以被抢占。内核线程也只能由其他内核线程创建。方法如下：int kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags).新的任务也是通过像普通的clone()系统调用传递特定的flags参数而创建的。上面函数返回时，父进程退出，并返回一个子线程 task_struct的指针。子进程开始运行fn指向的函数，arg是运行时需要用到的参数。一个特殊的clone标志CLONE_KERNEL定义了 内核线程常用到参数标志：CLONE_FS, CLONE_FILES, CLONE_SIGHAND.大部分的内核线程把这个标志传递给它们的flags参数。 我虽有才，还是不如书上说的好啊，讲了那么多的创建，出生，突然来点终结的的话， 多少有点感伤啊。但感伤归感伤，进程终归是要终结的。一 个进程终结时必须释放它所占用的资源并把这一消息告诉其父进程。进程终止的方式有很多种，进程的析构发生在它调用exit()之后，即可能显示地调用这个 系统调用，也可能隐式地从某个程序的主函数返回。当进程接受到它即不能处理也不能忽略的信号或异常时，它还可能被动地终结。但话说回来，不管进程怎么终 结，该任务大部分都要靠do_exit()来完成，它定义在kernel/exit.c中，具体的工作如下所示：
经过上面的步骤，与进程相关的资源都被释放掉了，它以不能够再运行且处于TASK_ZOMBLE状态。现在它占用的所有资源就是保存 threadk_info的内核栈和保存tast_struct结构的那一小片slab。此时进程存在的唯一目的就是向它的父进程提供信息。 僵死的进程是不能再运行的。但系统仍然保留它的进程描述符，这样就有办法在子进程终结时仍可以获得它的信息。在父进程获得已终结的子进程的信息后，子进程的task_struct结构才被释放。 熟悉linux系统中子进程相关知识的我们都知道在linux中有一系列wait()函数，这些函数都是基于系统调用wait4()实现的。它的动作就是 挂起调用它的进程直到其中的一个子进程退出，此时函数会返回该退出子进程的PID.调用该函数时提供的指针会包含子函数退出时的退出代码。最终释放进程描 述符时，会调用release_task(),完成的工作如下：
至此，进程描述符和所有进程独享的资源就全部释放掉了。 最后，我们讨论进程相关的最后一个问题:前边的一切看似很完美，很美好，美好让人还怕，不是么？哪里出问题了，父进程创建子进程，然后子进程退出处释放占用的资源并告诉父进程自己的PID以及退出状态。问 题就出在这里，子进程一定能保证在父进程前边退出么，这是没办法保证的，所以必须要有机制来保证子进程在这种情况下能找到一个新的父进程。否则的话，这些 成为孤儿的进程就会在退出时永远处于僵死状态，白白的耗费内存。解决这个问题的办法，就是给子进程在当前线程组内找一个线程作为父亲，如果这样也不行(运 气太背了，不是)。在do_exit()会调用notify_present(),该函数会通过forget_original_parent来执行寻父过程，具体我就不讲了，讲到这个详细的地步，还不自己看看，我没办法了. 一旦系统给进程成功地找到和设置了新的父进程，就不会再有出现驻留僵死进程的危险了，init进程会例行调用wait()来等待子进程，清除所有与其相关的僵死进程。 |
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