Linux操作系统 进程管理

1、第十章Linux操作系统本章包括进程管理、存储管理、文件系统、设备管理、中断、异常和系统传输以及进程通信。10.1过程管理，内容过程描述符；过程的调度时机和调度算法；过程的创造和消亡。10.1.1过程和过程描述符1。过程概念2。过程描述符(过程控制块)由task_struct结构表示。任务结构是一种复杂的结构，占用了一千多个字节，其成员用来准确地描述过程的各个方面的信息。主要有以下几个部分：(Linux进程的概念与传统的UNIX进程没有太大的不同；没有真正的线程概念。但是Linux通过克隆()系统调用支持轻量级进程。Linux还支持内核线程的概念，它总是在内核模式下运行，没有用户空间。(1)过

2、程标识包括过程标识号(pid)、过程用户标识和过程组标识。每个流程的标识号都是唯一的。(2)调度相关信息本部分与工艺调度相关，部分信息见以下第5节。进程描述符中还有一个结构，用于在进程被换出时保存寄存器的状态，以便进程可以在恢复运行时从正确的状态继续运行。(3)进程虚拟空间信息Linux进程在它们自己的私有地址空间中运行，任务结构的成员mm指向描述进程空间的mm结构。(4)信号处理信息Linux支持传统的UNIX信号语义。该部分记录信号处理功能、信号屏蔽等信息。(5)文件相关信息包括进程和文件系统之间的交互信息。本文主要分为两个部分。一部分描述了进程在访问文件时使用的当前目录和根目录信息。另一

3、部分描述了进程使用的文件信息。这部分主要有一个文件结构数组，数组中的有效项指向一个文件对象。(6)会计信息和统计信息资源是有限的，每个过程对每个资源的使用都有限制。此外，还有统计信息来记录系统所需的信息，如页面异常次数、CPU使用时间等。(7)描述进程之间关系的指针，所有进程通过双向链表链接在一起。每个任务的宏允许您对每个进程进行操作。指向其父进程、子进程和同级进程描述符的指针。有必要根据pid编号快速找到流程。系统建立一个以pid为关键字的哈希表，具有相同散列函数值的进程通过进程描述符的pidhash_next和pidhash_pprev成员链接在一起。10.1.2核心状态和核心堆栈，联合任

4、务_联合结构任务_结构任务；无符号长stack2048；Linux分为两种模式：核心模式和用户模式。内核总是以核心模式运行，而普通进程通常以用户模式运行，只有通过系统调用，它们才能切换到核心模式。该过程有两个栈，用户模式栈和核心模式栈，它们在相应的模式中使用。进程描述符和进程核心堆栈的空间被一起分配，并且核心为它们分配两个连续的物理页面。由于进程描述符占用了1KB以上的空间，核心堆栈的有效空间略大于6KB，通过合理的设计就足够了。核心堆栈和流程描述符如图101所示。两个物理页帧8KB，进程描述符，核心模式堆栈，图101核心堆栈和进程描述符，10.1.3进程状态和状态转换图在Linux中有五种进

5、程状态，它们是：TASK_RUNNING:表示进程有资格运行，或者正在运行，或者正在等待调度执行。进程描述符有一个run_list成员，通过这个成员，处于TASK_RUNNING状态的所有进程被链接在一起，这被称为可运行队列。可中断任务和不可中断任务：这两种状态都表示进程处于睡眠状态。可中断任务不仅可以在资源满足时被唤醒，还可以被信号唤醒，但不可中断任务不能。TASK_STOPPED:进程处于挂起状态，主要用于调试目的。如果正在运行的进程收到停止信号，它将进入停止状态。任务_僵尸：表示进程已经完成运行并释放了大部分被占用的资源，但是任务_结构还没有被释放。10.1.4进程的切换定时当前进程放弃

6、中央处理器有两种情况。1.这个过程自动放弃了中央处理器，大致可以分为两类：1 .隐蔽自愿放弃中央处理器。这通常是因为目前所需的资源不可用，例如，在执行read()，select()和其他系统调用的过程中，这种情况下的处理过程如下：1)将该过程添加到适当的等待队列中。2)将当前流程的状态更改为任务间可执行或任务统一。3)调用schedule()函数，这通常会导致当前进程放弃CPU。4)检查资源是否可用，如果不可用，跳到步骤。5)如果资源可用，从等待队列中删除该进程。2。这个过程明确地自愿放弃中央处理器。例如，系统调用sched _ yield()、sched _ setscheduler()、p

7、ause()和nanosleep()将导致当前进程放弃CPU。其次，进程被动地放弃了中央处理器，这将导致当前进程描述符的需求重新调度被设置为1。当前流程的时间片已经用完；新唤醒的进程比当前进程具有更高的优先级。进程的调度机会可以分为两种情况：例如，进程被动放弃CPU的情况。当过程描述符的需求被设置为1时，schedule()调度函数不会立即被直接调用。相反，稍后，在进程从内核模式返回到用户模式之前，检查needed _ 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，进程自愿放弃第一种CPU调度()是间接调用的。1

8、0.1.5进程调度算法的核心功能是schedule()，该功能的任务是选择一个可运行的进程。1.进程描述符具有以下与调度相关的成员：1)策略标识进程的调度策略。其他普通程序；先进先出实时处理，采用先进先出调度算法；实时进程，使用旋转方法。2)rt _ priority实时进程的优先级，不用于普通进程；3)尼斯普通流程的优先级；4)计数器进程的当前CPU时间配额。CPU时间的分配是普通进程的典型时分策略。在某个时刻，运行队列中的每个进程都有一个计数器值。当所有正在运行的队列中的计数器值变为0时，表示该轮已结束。每个进程的计数器都根据它的nice重新分配，新一轮的执行开始了。每次带有中央处理器的进

9、程将计数器值中断一次。3。3.schedule()函数的执行过程：1)检查是否有软中断服务请求，如果有，先执行这些请求。2)如果当前进程调度策略为SCHED_RR，计数器为0，则将进程移动到可执行进程队列的末尾，并重新分配计数器。3)检查当前流程的状态。如果它是可中断的，并且进程接收到信号，将进程状态设置为任务运行。4)如果当前进程的状态不是TASK_RUNNING，将其从可执行进程队列中删除，然后将当前进程描述符的需求恢复为0。5)现在它已经进入了函数的核心部分。可运行进程队列中的每个进程将被计算一个权重，主要使用good()函数，这将在后面讨论。最终的最大重量保存在变量c中，相应的过程描述

10、符保存在下一个变量中。6)检查C是否为0。如果为0，则意味着所有可执行进程的时间配额都已用完，因此“重新填充”所有进程的计数器，然后重新执行步骤5)。7)如果下一个进程是当前进程，则结束进程的操作()。否则，将执行进程切换，而下一个进程将占用CPU。4。函数的作用是：计算流程的当前权重。该函数的第一个参数是要评估的过程的描述符。如果进程是一个实时进程，它的权重是1000rt_priority，而1000是一个普通进程无法达到的数字，因此实时进程总是可以优先执行的。对于普通工艺，它的重量是20磅。如果是一个内核线程，因为不需要切换用户空间，权重将增加一个作为奖励。10.1.6流程1的创建。进程的

11、起源由Linux产生的最早的进程是创建一个空闲进程(不是由fork()产生的，而是通过编码产生的)，进程号为0。它是创建一个内核线程。在一系列初始化操作之后，线程将最终执行/sbin/init文件。作为执行文件的结果，运行模式从核心模式切换到用户模式，并且线程演变成pid号为1的用户进程init。Init进程是一个非常重要的进程，所有用户模式的进程都是它的后代。2.2.fork/exec新进程的生成模式通常，fork()创建一个新进程，然后新进程通过调用exec系列函数来执行实际任务。如果函数fork()被成功调用，则当前进程有一个子进程。该函数返回两个值，其中子进程返回0，父进程返回子进程的

12、pid值。下面是一个示例代码。内部主(无效)pid _ t pidif(PID=fork()0)printf(fork failed dn)；出口(1)；否则，如果(pid=0) /*子进程执行进入此部分*/execlp(全部回显，全部回显，(char *)0)；否则/*父进程*/printf(分支成功)；退出(0)；3。Sys _ clone()，Sys _ vfork()，Sys _ fork()，三个系统调用可以创建子进程，这三个系统调用最终将调用do_fork()函数来完成主要工作。该函数的第一个参数clone_flags可以由多个标志组成。常见标志是：克隆虚拟机子进程的父进程共享进程

13、空间；克隆_文件系统子进程的父进程共享文件系统信息；克隆_文件子进程和父进程共享打开的文件；如果父进程希望子进程在释放空空间时将其唤醒，则会设置CLONE_VFORK。根据具体情况，对应于sys_clone()的clone_flags可以是多个标志位的组合。对应于sys_fork()的克隆_标志的值是SIGCHILD。SIGCHILD的功能是在子进程终止或暂停时向父进程发送信号。对应于sys_vfork()的克隆标志的值是克隆_ VFORK |克隆_虚拟机| SIGCHILD。Vfork()是一个旧的函数调用，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

14、程退出。在适当的情况下，vfork()无疑比fork()中的“写时复制”策略更便宜。4。4.do_fork () 1)的执行进程调用alloc_task_struct()为子进程描述符分配空间。严格来说，子流程还没有生成。2)将父进程描述符的所有值分配给子进程描述符。3)检查是否超过资源限制，如果超过，完成并返回错误消息。更改一些统计信息。4)修改子进程描述符的一些成员的值，以正确反映子进程的状态，例如，进程状态被设置为TASK _ UNITERE。5)调用get_pid()函数获取子进程的pid号。6)依次调用copy _ files()、copy _ fs()、copy _ sighand

15、()和copy _ mm()来复制父进程文件的处理、信号处理和进程空间信息。上述函数的具体行为取决于clone_flags参数。例如，当copy_mm()包含CLONE_VM标志时，子进程共享父进程的空间，并且不会复制它。7)当调用copy_thread()来初始化子进程的核心模式堆栈时，核心堆栈保存返回用户空间的进程文本。这与平台有关。以i386为例。最重要的一点是，存储寄存器中eax值的位置设置为0，该值将是执行系统调用后子进程的返回值。8)将父进程的当前时间配额计数器对半分给子进程。9)使用宏SET_LINKS将子进程插入所有进程所在的双链表中。调用hash_pid()，并将子进程添加到

16、相应的哈希队列中。10)调用wake_up_process()将子进程插入到可运行队列中。此时，子进程已经创建，并且正在等待调度以在可运行队列中运行。11)如果clone_flags包含CLONE_VFORK标志，则挂起父进程，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，它可以挂起进程。12)返回子进程的pid值，即系统调用后父进程的返回值。10.1.7工艺1的销毁。定时，当一个进程在其正常操作后被破坏时，最常见的情况是显式或隐式调用exit()函数。当一个进程接收到某个信号时，该信号的处理功能会结束该进程并将其销毁。示例1: kill如果没有指定信号，默认信号SIGTERM将被发送到进程，导致进程结束。示例2:用户程序访问非法空间，导致内核向进程发送SIGSEGV信号，导致进程结束。2.进程销毁的最后一个动作是通过调用函数do_exit()来完成的。1)设置标志表示进程正在被破坏。2)如果进程在计时器队列或信号量队列中等待，将其移出。3)调用_ _ exit _ mm()、_ _ exit _ files()、_ _ exit _ fs()和exit_sighand()来释放进程占用的各种资源。通常，如果一个资源被释放，它的共享计数器应该减少1。如果此时有其他进程正在使用该资源，则共享计数器不会被设置为0，而是会在此时直接返回。如果为0，