在 Linux 内核内，进程是由相当大的一个称为 task_struct 的结构表示的。此结构包含所有表示此进程所必需的数据，此外，还包含了大量的其他数据用来统计（accounting）和维护与其他进程的关系（如父和子）。task_struct 位于 ./linux/include/linux/sched.h（注意./linux/指向内核源代码树）。下面是task_struct结构：
[cpp] view plain copy struct task_struct { volatile long state; /* -1 不可运行, 0 可运行, >0 已停止 */ void *stack; /* 堆栈 */ atomic_t usage; unsigned int flags; /* 一组标志 */ unsigned int ptrace; /* ... */ int prio, static_prio, normal_prio; /* 优先级 */ /* ... */ struct list_head tasks; /* 执行的线程（可以有很多） */ struct plist_node pushable_tasks; struct mm_struct *mm, *active_mm; /* 内存页（进程地址空间） */ /* 进行状态 */ int exit_state; int exit_code, exit_signal; int pdeath_signal; /* 当父进程死亡时要发送的信号 */ /* ... */ pid_t pid; /* 进程号 */ pid_t tgid; /* ... */ struct task_struct *real_parent; /* 实际父进程real parent process */ struct task_struct *parent; /* SIGCHLD的接受者，由wait4()报告 */ struct list_head children; /* 子进程列表 */ struct list_head sibling; /* 兄弟进程列表 */ struct task_struct *group_leader; /* 线程组的leader */ /* ... */ char comm[TASK_COMM_LEN]; /* 可执行程序的名称（不包含路径） */ /* 文件系统信息 */ int link_count, total_link_count; /* ... */ /* 特定CPU架构的状态 */ struct thread_struct thread; /* 进程当前所在的目录描述 */ struct fs_struct *fs; /* 打开的文件描述信息 */ struct files_struct *files; /* ... */ }; 在task_struct结构中，可以看到几个预料之中的项，比如执行的状态、堆栈、一组标志、父进程、执行的线程（可以有很多）以及开放文件。state 变量是一些表明任务状态的比特位。最常见的状态有：TASK_RUNNING 表示进程正在运行，或是排在运行队列中正要运行；TASK_INTERRUPTIBLE 表示进程正在休眠、TASK_UNINTERRUPTIBLE 表示进程正在休眠但不能叫醒；TASK_STOPPED 表示进程停止等等。这些标志的完整列表可以在 ./linux/include/linux/sched.h 内找到。 flags 定义了很多指示符，表明进程是否正在被创建（PF_STARTING）或退出（PF_EXITING），或是进程当前是否在分配内存（PF_MEMALLOC）。可执行程序的名称（不包含路径）占用 comm（命令）字段。每个进程都会被赋予优先级（称为 static_prio），但进程的实际优先级是基于加载以及其他几个因素动态决定的。优先级值越低，实际的优先级越高。tasks字段提供了链接列表的能力。它包含一个 prev 指针（指向前一个任务）和一个 next 指针（指向下一个任务）。 进程的地址空间由 mm 和 active_mm 字段表示。mm 代表的是进程的内存描述符，而 active_mm 则是前一个进程的内存描述符（为改进上下文切换时间的一种优化）。thread_struct thread结构则用来标识进程的存储状态，此元素依赖于Linux在其上运行的特定架构。例如对于x86架构，在 ./linux/arch/x86/include/asm/processor.h的thread_struct结构中可以找到该进程自执行上下文切换后的存储（硬件注册表、程序计数器等）。代码如下：
[cpp] view plain copy struct thread_struct { /* Cached TLS descriptors: */ struct desc_struct tls_array[GDT_ENTRY_TLS_ENTRIES]; unsigned long sp0; unsigned long sp; #ifdef CONFIG_X86_32 unsigned long sysenter_cs; #else unsigned long usersp; /* Copy from PDA */ unsigned short es; unsigned short ds; unsigned short fsindex; unsigned short gsindex; #endif #ifdef CONFIG_X86_32 unsigned long ip; #endif /* ... */ #ifdef CONFIG_X86_32 /* Virtual 86 mode info */ struct vm86_struct __user *vm86_info; unsigned long screen_bitmap; unsigned long v86flags; unsigned long v86mask; unsigned long saved_sp0; unsigned int saved_fs; unsigned int saved_gs; #endif /* IO permissions: */ unsigned long *io_bitmap_ptr; unsigned long iopl; /* Max allowed port in the bitmap, in bytes: */ unsigned io_bitmap_max; /* MSR_IA32_DEBUGCTLMSR value to switch in if TIF_DEBUGCTLMSR is set. */ unsigned long debugctlmsr; /* Debug Store context; see asm/ds.h */ struct ds_context *ds_ctx; }; 2. 进程管理 在很多情况下，进程都是动态创建并由一个动态分配的 task_struct 表示。一个例外是 init 进程本身，它总是存在并由一个静态分配的task_struct表示，参看./linux/arch/x86/kernel/init_task.c，代码如下： [cpp] view plain copy static struct signal_struct init_signals = INIT_SIGNALS(init_signals); static struct sighand_struct init_sighand = INIT_SIGHAND(init_sighand); /* * 初始化线程结构 */ union thread_union init_thread_union __init_task_data = { INIT_THREAD_INFO(init_task) }; /* * 初始化init进程的结构。所有其他进程的结构将由fork.c中的slabs来分配 */ struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task); EXPORT_SYMBOL(init_task); /* * per-CPU TSS segments. */ DEFINE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(struct tss_struct, init_tss) = INIT_TSS; 注意进程虽然都是动态分配的，但还是需要考虑最大进程数。在内核内最大进程数是由一个称为max_threads的符号表示的，它可以在 ./linux/kernel/fork.c 内找到。可以通过 /proc/sys/kernel/threads-max 的 proc 文件系统从用户空间更改此值。 Linux 内所有进程的分配有两种方式。第一种方式是通过一个哈希表，由 PID 值进行哈希计算得到；第二种方式是通过双链循环表。循环表非常适合于对任务列表进行迭代。由于列表是循环的，没有头或尾；但是由于 init_task 总是存在，所以可以将其用作继续向前迭代的一个锚点。让我们来看一个遍历当前任务集的例子。任务列表无法从用户空间访问，但该问题很容易解决，方法是以模块形式向内核内插入代码。下面给出一个很简单的程序，它会迭代任务列表并会提供有关每个任务的少量信息（name、pid 和 parent 名）。注意，在这里，此模块使用 printk 来发出结果。要查看具体的结果，可以通过 cat 实用工具（或实时的 tail -f /var/log/messages）查看 /var/log/messages 文件。next_task 函数是 sched.h 内的一个宏，它简化了任务列表的迭代（返回下一个任务的 task_struct 引用）。如下： [cpp] view plain copy #define next_task(p) \ list_entry_rcu((p)->tasks.next, struct task_struct, tasks) 查询任务列表信息的简单内核模块： [cpp] view plain copy #include <linux/kernel.h> #include <linux/module.h> #include <linux/sched.h> int init_module(void) { /* Set up the anchor point */ struct task_struct *task=&init_task; /* Walk through the task list, until we hit the init_task again */ do { printk(KERN_INFO "=== %s [%d] parent %s\n", task->comm,task->pid,task->parent->comm); } while((task=next_task(task))!=&init_task); printk(KERN_INFO "Current task is %s [%d]\n", current->comm,current->pid); return 0; } void cleanup_module(void) { return; } 编译此模块的Makefile文件如下： [plain] view plain copy obj-m += procsview.o KDIR := /lib/modules/$(shell uname -r)/build PWD := $(shell pwd) default: $(MAKE) -C $(KDIR) SUBDIRS=$(PWD) modules 在编译后，可以用 insmod procsview.ko 插入模块对象，也可以用 rmmod procsview 删除它。插入后，/var/log/messages 可显示输出，如下所示。从中可以看到，这里有一个空闲任务（称为 swapper）和 init 任务（pid 1）。 Dec 28 23:18:16 ubuntu kernel: [12128.910863] === swapper [0] parent swapper Dec 28 23:18:16 ubuntu kernel: [12128.910934] === init [1] parent swapper Dec 28 23:18:16 ubuntu kernel: [12128.910945] === kthreadd [2] parent swapper Dec 28 23:18:16 ubuntu kernel: [12128.910953] === migration/0 [3] parent kthreadd ...... Dec 28 23:24:12 ubuntu kernel: [12485.295015] Current task is insmod [6051] Linux 维护一个称为current的宏，标识当前正在运行的进程（类型是 task_struct）。模块尾部的那行prink用于输出当前进程的运行命令及进程号。注意到当前的任务是 insmod，这是因为 init_module 函数是在 insmod 命令执行的上下文运行的。current 符号实际指的是一个函数（get_current），可在一个与 arch 有关的头部中找到它。比如 ./linux/arch/x86/include/asm/current.h，如下： [cpp] view plain copy #include <linux/compiler.h> #include <asm/percpu.h> #ifndef __ASSEMBLY__ struct task_struct; DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task); static __always_inline struct task_struct *get_current(void) { return percpu_read_stable(current_task); } #define current get_current() #endif /* __ASSEMBLY__ */ #endif /* _ASM_X86_CURRENT_H */ 3. 进程创建 用户空间内可以通过执行一个程序、或者在程序内调用fork（或exec）系统调用来创建进程，fork调用会导致创建一个子进程，而exec调用则会用新程序代替当前进程上下文。一个新进程的诞生还可以分别通过vfork()和clone()。fork、vfork和clone三个用户态函数均由libc库提供，它们分别会调用Linux内核提供的同名系统调用fork,vfork和clone。下面以fork系统调用为例来介绍。 传统的创建一个新进程的方式是子进程拷贝父进程所有资源，这无疑使得进程的创建效率低，因为子进程需要拷贝父进程的整个地址空间。更糟糕的是，如果子进程创建后又立马去执行exec族函数，那么刚刚才从父进程那里拷贝的地址空间又要被清除以便装入新的进程映像。为了解决这个问题，内核中提供了上述三种不同的系统调用。 （1）内核采用写时复制技术对传统的fork函数进行了下面的优化。即子进程创建后，父子以只读的方式共享父进程的资源（并不包括父进程的页表项）。当子进程需要修改进程地址空间的某一页时，才为子进程复制该页。采用这样的技术可以避免对父进程中某些数据不必要的复制。 （2）使用vfork函数创建的子进程会完全共享父进程的地址空间，甚至是父进程的页表项。父子进程任意一方对任何数据的修改使得另一方都可以感知到。为了使得双方不受这种影响，vfork函数创建了子进程后，父进程便被阻塞直至子进程调用了exec()或exit()。由于现在fork函数引入了写时复制技术，在不考虑复制父进程页表项的情况下，vfork函数几乎不会被使用。 （3）clone函数创建子进程时灵活度比较大，因为它可以通过传递不同的clone标志参数来选择性的复制父进程的资源。 大部分系统调用对应的例程都被命名为 sys_* 并提供某些初始功能以实现调用（例如错误检查或用户空间的行为），实际的工作常常会委派给另外一个名为 do_* 的函数。在./linux/include/asm-generic/unistd.h中记录了所有的系统调用号及名称。注意fork实现与体系结构相关，对32位的x86系统会使用./linux/arch/x86/include/asm/unistd_32.h中的定义，fork系统调用编号为2。fork系统调用在unistd.h中的宏关联如下： [cpp] view plain copy #define __NR_fork 1079 #ifdef CONFIG_MMU __SYSCALL(__NR_fork, sys_fork) #else __SYSCALL(__NR_fork, sys_ni_syscall) #endif 在unistd_32.h中的调用号关联为： #define __NR_fork 2 在很多情况下，用户空间任务和内核任务的底层机制是一致的。系统调用fork、vfork和clone在内核中对应的服务例程分别为sys_fork()，sys_vfork()和sys_clone()。它们最终都会依赖于一个名为 do_fork 的函数来创建新进程。例如在创建内核线程时，内核会调用一个名为 kernel_thread 的函数（对32位系统参见 ./linux/arch/x86/kernel/process_32.c，注意process.c是包含32/64bit都适用的代码，process_32.c是特定于32位架构，process_64.c是特定于64位架构），此函数执行某些初始化后会调用 do_fork。创建用户空间进程的情况与此类似。在用户空间，一个程序会调用fork，通过int $0x80之类的软中断会导致对名为sys_fork的内核函数的系统调用（参见 ./linux/arch/x86/kernel/process_32.c），如下： [cpp] view plain copy int sys_fork(struct pt_regs *regs) { return do_fork(SIGCHLD, regs->sp, regs, 0, NULL, NULL); } 最终都是直接调用do_fork。进程创建的函数层次结构如下图：
图1 进程创建的函数层次结构
从图中可以看到 do_fork 是进程创建的基础。可以在 ./linux/kernel/fork.c 内找到 do_fork 函数（以及合作函数 copy_process）。 当用户态的进程调用一个系统调用时，CPU切换到内核态并开始执行一个内核函数。在X86体系中，可以通过两种不同的方式进入系统调用：执行int $0×80汇编命令和执行sysenter汇编命令。后者是Intel在Pentium II中引入的指令，内核从2.6版本开始支持这条命令。这里将集中讨论以int $0×80方式进入系统调用的过程。 通过int $0×80方式调用系统调用实际上是用户进程产生一个中断向量号为0×80的软中断。当用户态fork()调用发生时，用户态进程会保存调用号以及参数，然后发出int $0×80指令，陷入0x80中断。CPU将从用户态切换到内核态并开始执行system_call()。这个函数是通过汇编命令来实现的，它是0×80号软中断对应的中断处理程序。对于所有系统调用来说，它们都必须先进入system_call()，也就是所谓的系统调用处理程序。再通过系统调用号跳转到具体的系统调用服务例程处。32位x86系统的系统调用处理程序在./linux/arch/x86/kernel/entry_32.S中，代码如下：
[python] view plain copy .macro SAVE_ALL cld PUSH_GS pushl %fs CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4 /*CFI_REL_OFFSET fs, 0;*/ pushl %es CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4 /*CFI_REL_OFFSET es, 0;*/ pushl %ds CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4 /*CFI_REL_OFFSET ds, 0;*/ pushl
