Linux操作系统 进程管理课件

第10章Linux操作系统本章内容：进程管理,存储管理,文件系统，设备管理，中断、异常及系统调用，进程通信。10.1

进程管理内容进程描述符；进程的调度时机及调度算法；进程的创建与消亡。10.1.1进程与进程描述符1.进程概念

2.进程描述符(进程控制块)

由一个task_struct结构表示。task_struct结构是一个复杂的结构，占一千多字节，其各个成员用来准确描述进程在各方面的信息.主要有以下几个部分：

Linux进程与传统UNIX进程的概念没有多大区别；没有真正意义上的线程概念。但Linux通过clone（）系统调用支持轻权进程;Linux还支持内核线程的概念，内核线程永远在核心态运行，没有用户空间。(1)进程标识

包括进程的标识号（pid）、进程的用户标识、进程的组标识等。每个进程的标识号是惟一的。

(2)调度相关信息

这部分内容与进程调度有关,一部分信息见后面的第5节。进程描述符中还需要有结构保存当进程被换出时寄存器的状态，该进程恢复运行时便可从正确的状态开始继续运行。(3)进程虚拟空间信息

Linux的进程都在自己的私有地址空间中运行，task_struct的成员mm指向一个mm_struct结构，该结构描述进程空间。

(7)描述进程间关系的指针

所有的进程通过一个双向链表链接在一起。通过宏for_each_task可以对每个进程操作。指向其父进程、子进程、兄弟进程描述符的指针。需要根据pid号能够快速找到进程，系统以pid为关键字建立了一个哈希表,哈希函数值相同的进程通过进程描述符的pidhash_next和pidhash_pprev成员链在一起。10.1.2核心态与核心栈uniontask_union{ structtask_structtask; unsignedlongstack[2048];};

Linux的运行分为两种模式──核心态和用户态。内核总在核心态下运行，而普通进程通常在用户模式下运行，只有通过系统调用才能切换到核心态运行。进程拥有两个栈，用户模式栈与核心模式栈，分别在相应模式下使用。进程描述符和进程核心栈的空间分配在一起，内核为它们分配两个连续的物理页面。

因为进程描述符已经占用了1KB多的空间，所以核心栈的有效空间是6KB多一点，合理的设计使得这个容量已经足够了。核心栈与进程描述符如图10－1所示。两个物理页帧8KB进程描述符核心模式栈图10－1核心栈与进程描述符栈自顶向下增长

TASK_STOPPED：进程处于暂停状态，主要用于调试目的。如正在运行的进程收到SIGSTOP信号将进入TASK_STOPPED状态。

TASK_ZOMBIE：表示进程已经结束运行并释放了大部分占用的资源，但task_struct结构还未被释放。10.1.4进程的切换时机当前进程放弃CPU的情况可以分为两种。一、进程主动地放弃CPU

这种情况大体可以分为两类：

1.隐式地主动放弃CPU。往往是因为需要的资源目前不能获取，如执行read(),select()等系统调用的过程中,这种情况下的处理过程如下：

1)将进程加入合适的等待队列。

2)把当前进程的状态改为TASK_INTERRUTIBLE或TASK_UNINTERRUTIBLE。

3)调用schedule()函数，该函数的执行结果往往是当前进程放弃CPU。

进程的调度时机

进程的调度时机分成两种情形：

例如，进程被动放弃CPU的情形。当进程描述符的need_resched被置1时，并不立即直接调用schedule（）调度函数。而是在随后的某个时刻，当进程从内核态返回用户态之前检查need_resched是否为1，如果为1，则调用schedule（）调度函数。直接调用schedule（）调度函数，例如进程主动放弃CPU的第一类情形；间接调用schedule（）。10.1.5进程的调度算法

核心函数是schedule(),该函数的任务是选出一个可运行的进程。1.进程描述符有如下成员与调度有关：

1)policy标识进程的调度策略。

SCHED_OTHER普通进程；SCHED_FIFO实时进程，采用先进先出的调度算法；SCHED_RR实时进程，采用轮转法。2)rt_priority实时进程的优先级,普通进程不使用这个成员;3)nice普通进程的优先级;4)counter进程目前的CPU时间配额。2.对于普通进程来讲CPU时间的分配是典型的时分策略。

在某个时刻，运行队列中的每个进程都有一个counter值，当所有运行队列中的counter值都变为0以后，表明一轮已经结束，每个进程的counter根据其nice重新赋值，开始新的一轮执行过程。拥有CPU的进程每次时钟中断counter值减一。

5)现在进入了函数的核心部分。可运行进程队列的每个进程都将被计算出一个权值，主要是利用goodness（）函数，讨论见后。最终最大的权值保存在变量c中，与之对应的进程描述符保存在变量next中。6)检查c是否为0。若为0则表明所有可执行进程的时间配额都已用完，因而对所有进程的counter重新“充电”，然后重新执行第5)步。7)如果next进程就是当前进程,则结束shedule()的运行。否则进行进程切换，CPU改由next进程占据。

4.goodness（）函数

goodness（）函数计算进程的当前权值。该函数的第一个参数是待估进程的描述符。

如果该进程是实时进程，它的权值为1000＋rt_priority，1000是普通进程权值无法到达的数字，因而实时进程总可以优先得到执行。对于普通进程，它的权值为counter＋20-nice，如果其又是内核线程，由于无需切换用户空间，则将权值加一作为奖励。10.1.6进程的创建1.进程的起源

Linux最早产生的进程是启动过程中创建出idle进程（不是通过fork（），而是编码制作出来)，pid号为0。它是创建一个内核线程，该线程进行一系列初始化动作后最终会执行/sbin/init文件，执行该文件的结果是运行模式从核心态切换到了用户态，该线程演变成了用户进程init，pid号为1。init进程是一个非常重要的进程，一切用户态进程都是它的后代进程。intmain(void){ pid_tpid; if((pid=fork())<0){printf("forkfailed\n");exit(1); } elseif(pid==0){/*子进程执行进入此部分*/ execlp("echoall","echoall",(char*)0); }else{/*父进程*/ printf("forksuccess\n");exit(0);}}

3.sys_clone(),sys_vfork(),sys_fork()三个系统调用可以实现创建子进程，这三个系统调用最终都会调用do_fork（）函数完成主要工作。该函数的第一个参数clone_flags可由多个标志位组成，常见的标志位有：CLONE_VM

子进程父进程共享进程空间;CLONE_FS子进程父进程共享文件系统信息;CLONE_FILES

子进程父进程共享打开的文件;CLONE_VFORK

如果父进程想使子进程释放空间时唤醒它，则置该位。

sys_clone（）对应的clone_flags可能是多个标志位的组合，取决于具体情况。

sys_fork（）对应的clone_flags值是SIGCHILD。SIGCHILD的作用是子进程终结或暂停时给父进程发信号。

sys_vfork（）对应的clone_flags值是CLONE_VFORK|CLONE_VM|SIGCHILD。

vfork（）是一个老的函数调用，子进程共享父进程的空间，包括页表，父进程被挂起直到子进程执行exec系列函数或子进程退出时。在合适的场合，较之fork（）时的“写时拷贝”策略vfork（）无疑开销更小。

5)调用get_pid()函数为子进程得到一个pid号。6)依次调用copy_files(),copy_fs(),copy_sighand(),copy_mm()分别复制父进程文件处理、信号处理及进程空间的信息。以上函数的具体行为取决clone_flags参数，例如,copy_mm()时,如果clone_flags包含有CLONE_VM标志，则子进程共享父进程的空间，不会进行复制。7)调用copy_thread()初始化子进程的核心模式栈时,核心栈保存了进程返回用户空间的上文。此处与平台相关，以i386为例，其中很重要的一点是存储寄存器eax值的位置被置0,这个值就执行系统调用后子进程的返回值。

8)将父进程的当前的时间配额counter分一半给子进程。9)利用宏SET_LINKS将子进程插入所有进程都在其中的双向链表。调用hash_pid（）,将子进程加入相应的hash队列。10)调用wake_up_process(),将该子进程插入可运行队列。至此，子进程创建完毕,并在可运行队列中等待被调度运行。11)如果clone_flags包含有CLONE_VFORK标志，则将父进程挂起直到子进程释放进程空间。进程描述符中有一个信号量vfork_sem可以起到将进程挂起的作用。12)返回子进程的pid值，该值就是系统调用后父进程的返回值。4)设置进程的退出状态，调用exit_notify()处理该进程与其父进程和子进程的各种关系。在该函数中会将该进程状态置为TASK_ZOMBIE。5)调用schedule（）调度函数切换到别的进程。

3.TASK_ZOMBIE进程

在do_exit（