Linux內(nèi)核架構(gòu)分析--進(jìn)程管理及調(diào)度學(xué)習(xí)筆記(詳細(xì)記錄）
如果系統(tǒng)只有一個(gè)處理器，那么給定時(shí)刻只有一個(gè)程序可以運(yùn)行。在多處理器系統(tǒng)中，真正并行運(yùn)行的進(jìn)程數(shù)目取決于物理CPU的數(shù)目。內(nèi)核和處理器建立了多任務(wù)的錯(cuò)覺，是通過(guò)以很短的間隔在系統(tǒng)運(yùn)行的應(yīng)用程序之間不停切換做到的。由此，以下兩個(gè)問題必須由內(nèi)核解決：除非明確要求，否則應(yīng)用程序不能彼此干擾；CPU時(shí)間必須在各種應(yīng)用程序之間盡可能公平共享（一些程序可能比其他程序更重要）。本篇博文主要涉及內(nèi)核共享CPU時(shí)間的方法以及如何在進(jìn)程之間切換（內(nèi)核為各進(jìn)程分配時(shí)間，保證切換之后從上次撤銷其資源時(shí)執(zhí)行環(huán)境完全相同）。
一、進(jìn)程優(yōu)先級(jí)
并非所有進(jìn)程的重要程度都相同，對(duì)于進(jìn)程，首先比較粗糙的劃分，進(jìn)程可以分為實(shí)時(shí)進(jìn)程和非實(shí)時(shí)進(jìn)程。
硬實(shí)時(shí)進(jìn)程：有嚴(yán)格的時(shí)間限制，某些任務(wù)必須在指定時(shí)限內(nèi)完成。比如汽車的安全氣囊，一旦發(fā)生碰撞，必須保證在一定時(shí)間內(nèi)觸發(fā)，超過(guò)時(shí)限則產(chǎn)生災(zāi)難性的后果。主流的Linux內(nèi)核不支持實(shí)時(shí)處理，但有一些修改版本如RTLinux、Xenomai、RATI提供了這些特性，這些方案中，將Linux內(nèi)核作為獨(dú)立的“進(jìn)程”運(yùn)行處理次要軟件，實(shí)時(shí)工作在Linux內(nèi)核外部完成。
軟實(shí)時(shí)進(jìn)程：軟實(shí)時(shí)進(jìn)程是硬實(shí)時(shí)進(jìn)程的一種弱化形式，優(yōu)先于其他普通進(jìn)程，稍微晚一點(diǎn)不會(huì)造成巨大影響。比如對(duì)CD的寫入操作。
普通進(jìn)程：沒有特定時(shí)間約束的進(jìn)程，可以根據(jù)重要性對(duì)其進(jìn)行分配優(yōu)先級(jí)。
圖1是CPU分配時(shí)間的一個(gè)簡(jiǎn)圖。進(jìn)程運(yùn)行按時(shí)間片調(diào)度，分配進(jìn)程的時(shí)間片額與其相對(duì)重要性相當(dāng)。系統(tǒng)中時(shí)間的流動(dòng)對(duì)應(yīng)于圓盤的轉(zhuǎn)動(dòng)，重要的進(jìn)程會(huì)比次要的進(jìn)程得到更多CPU時(shí)間，進(jìn)程被切換時(shí)，所有的CPU寄存器內(nèi)容和頁(yè)表都會(huì)被保存，下次該進(jìn)程恢復(fù)執(zhí)行時(shí)，其執(zhí)行環(huán)境可以完全恢復(fù)。這種簡(jiǎn)化模型忽略了一些進(jìn)程狀態(tài)相關(guān)的信息，不能使CPU時(shí)間利益回報(bào)盡可能最大化。但是為調(diào)度器的質(zhì)量確立一種定量標(biāo)準(zhǔn)非常困難。自Linux內(nèi)核誕生以來(lái)，調(diào)度器的代碼已經(jīng)重寫了好幾次。按時(shí)間先后順序，主要有O(n)調(diào)度器，O(1)調(diào)度器和CFS(completely fair scheduler)調(diào)度器。
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二、進(jìn)程生命周期
進(jìn)程并不總是可以立即運(yùn)行，有時(shí)候它需要等待來(lái)自外部信號(hào)源、不受其控制的事件（如文本編輯等待輸入）。在調(diào)度器進(jìn)行進(jìn)程切換時(shí)，必須知道每個(gè)進(jìn)程的狀態(tài)，因?yàn)閷PU事件分配給無(wú)事可做的進(jìn)程沒有意義，進(jìn)程在各個(gè)狀態(tài)之間的轉(zhuǎn)換也同樣重要。
進(jìn)程可能存在的狀態(tài)有：運(yùn)行、等待和睡眠。圖2描述了進(jìn)程的幾種狀態(tài)及其轉(zhuǎn)換。除了圖中所示的幾種狀態(tài)以外，還有一種狀態(tài)被稱為僵尸態(tài)。
運(yùn)行：該進(jìn)程正在運(yùn)行。
等待（就緒）：進(jìn)程能夠運(yùn)行，但沒有得到許可，因?yàn)镃PU分配給了另一個(gè)進(jìn)程。調(diào)度器可能在下一次任務(wù)切換時(shí)選擇該進(jìn)程。
睡眠：進(jìn)程正在睡眠無(wú)法運(yùn)行（“睡眠”狀態(tài)有兩種）。因?yàn)樗诘却粋€(gè)外部事件，調(diào)度器無(wú)法在任務(wù)切換時(shí)選擇該進(jìn)程。
僵尸：進(jìn)程已經(jīng)死亡，但是它的數(shù)據(jù)還沒有從進(jìn)程表中刪除。（在UNIX操作系統(tǒng)下銷毀進(jìn)程需要兩步，第一步由另一個(gè)進(jìn)程或一個(gè)用戶殺死（通過(guò)信號(hào)完成）；第二步是進(jìn)程的父進(jìn)程在子進(jìn)程終止時(shí)必須調(diào)用或已經(jīng)調(diào)用wait4系統(tǒng)調(diào)用，使內(nèi)核釋放為子進(jìn)程保留的資源。當(dāng)條件一發(fā)生，第二個(gè)條件不成立的情況，便會(huì)出現(xiàn)“僵尸”狀態(tài)）
為了維持系統(tǒng)中現(xiàn)存的各個(gè)進(jìn)程，防止它們與系統(tǒng)其他部分相互干擾，Linux進(jìn)程管理結(jié)構(gòu)中還需要兩種進(jìn)程狀態(tài)選項(xiàng)：用戶狀態(tài)和核心態(tài)。進(jìn)程通常處于用戶狀態(tài)，只能訪問自身的數(shù)據(jù)，無(wú)法干擾系統(tǒng)中其他進(jìn)程。如果進(jìn)程想要訪問系統(tǒng)數(shù)據(jù)，則必須切換到核心態(tài)，這種訪問必須經(jīng)由明確定義的路徑（系統(tǒng)調(diào)用）。從用戶狀態(tài)進(jìn)入核心態(tài)的第二種方法是通過(guò)中斷，此時(shí)切換是自動(dòng)觸發(fā)的，處理中斷操作，通常與中斷發(fā)生時(shí)執(zhí)行的程序無(wú)關(guān)。（系統(tǒng)調(diào)用是由用戶應(yīng)用程序有意調(diào)用的，中斷則是不可預(yù)測(cè)的）
內(nèi)核的搶占調(diào)度模型是優(yōu)先讓優(yōu)先級(jí)高的進(jìn)程占用CPU，它建立了一個(gè)層次結(jié)構(gòu)，用于判斷哪些進(jìn)程狀態(tài)可由其他狀態(tài)搶占。
普通進(jìn)程總是可能被搶占，甚至由其他進(jìn)程搶占。
如果系統(tǒng)處于核心態(tài)并正在處理系統(tǒng)調(diào)用，那么其他進(jìn)程是無(wú)法奪取CPU時(shí)間的。
中斷可以暫停處于用戶態(tài)和和心態(tài)的進(jìn)程，具有最高優(yōu)先級(jí)。
在內(nèi)核2.5開發(fā)期間，內(nèi)核搶占（kernel preemption）選項(xiàng)被添加到內(nèi)核，它支持緊急情況下切換到另一個(gè)進(jìn)程，甚至當(dāng)前進(jìn)程處于系統(tǒng)調(diào)用也行。內(nèi)核搶占可以減少等待時(shí)間，但代價(jià)是增加了內(nèi)核的復(fù)雜度，因?yàn)閾屨紩r(shí)有許多數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)需要針對(duì)并發(fā)訪問進(jìn)行保護(hù)。
三、進(jìn)程表示
Linux內(nèi)核涉及進(jìn)程和程序的所有算法都圍繞數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)task_struct建立，該結(jié)構(gòu)定義在include/sched.h中。task_struct包含很多成員，將進(jìn)程與各內(nèi)核子系統(tǒng)聯(lián)系起來(lái)。task_struct定義的簡(jiǎn)化版本如下：
task_struct結(jié)構(gòu)體的內(nèi)容可以分解為各個(gè)部分，每個(gè)部分表示進(jìn)程的一個(gè)方面。
狀態(tài)和執(zhí)行信息；
有關(guān)已經(jīng)分配的虛擬內(nèi)存信息；
進(jìn)程身份憑據(jù)；
使用的文件信息；
線程信息記錄該進(jìn)程特定于CPU的運(yùn)行時(shí)間數(shù)據(jù)（與硬件無(wú)關(guān)）；
與其他應(yīng)用程序協(xié)作時(shí)所需的進(jìn)程間通信相關(guān)信息；
該進(jìn)程所用的信號(hào)處理程序，用于響應(yīng)信號(hào)的到來(lái)。
對(duì)于進(jìn)程管理，task_struct中state指定了當(dāng)前狀態(tài)（TASK_RUNNING運(yùn)行；TASK_INTERRUPTIBLE等待某事件/資源的睡眠狀態(tài)；TASK_UNINTERRUPTIBLE年內(nèi)和指示停用的睡眠狀態(tài)；TASK_STOPPED特意停止運(yùn)行（多用于調(diào)試）；TASK_TRACED（用于調(diào)試區(qū)分常規(guī)進(jìn)程）；EXIT_ZOMBIE僵尸狀態(tài)；EXIT_DEAD指wait系統(tǒng)調(diào)用已發(fā)出）。
此外，Linux提供資源限制（resource limit）機(jī)制，對(duì)進(jìn)程使用系統(tǒng)資源施加某些限制。在task_struct中反應(yīng)在rlim數(shù)組上，系統(tǒng)調(diào)用setrlimit來(lái)增減當(dāng)前限制。rlim數(shù)組中的位置標(biāo)識(shí)了受限制資源的類型，這也是內(nèi)核需要定義預(yù)處理器常數(shù)，將資源與位置關(guān)聯(lián)起來(lái)的原因。具體代碼以及不同硬件上的值的設(shè)置手冊(cè)上有詳細(xì)描述。init進(jìn)程的限制在系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)生效， 定義在include/asm-generic-resource.h中的INIT_RLIMITS。
1、進(jìn)程類型
典型的UNIX進(jìn)程包括：二進(jìn)制代碼組成的應(yīng)用程序、單線程、分配給應(yīng)用程序的一組資源。新進(jìn)程使用fork和exec系統(tǒng)調(diào)用產(chǎn)生。
fork生成當(dāng)前進(jìn)程一個(gè)相同副本，該副本稱為子進(jìn)程，子進(jìn)程復(fù)制所有父進(jìn)程的資源，父子進(jìn)程相互獨(dú)立。
exec從一個(gè)可執(zhí)行文件加載另一個(gè)應(yīng)用程序，來(lái)替代當(dāng)前運(yùn)行的程序。（不創(chuàng)建新進(jìn)程，必須首先使用fork復(fù)制一個(gè)舊進(jìn)程，然后調(diào)用exec在系統(tǒng)上創(chuàng)建另一個(gè)應(yīng)用程序）
除此以外，Linux還提供了clone系統(tǒng)調(diào)用，用于實(shí)現(xiàn)線程，但僅僅系統(tǒng)調(diào)用還不足以做到，還需要用戶空間庫(kù)配合實(shí)現(xiàn)。
clone工作原理基本與fork相同，但新進(jìn)程不獨(dú)立于父進(jìn)程，而可以指定與父進(jìn)程共享某些資源。
2、命名空間
命名空間提供了虛擬化的一種輕量級(jí)形式，使得我們可以從不同方面查看運(yùn)行系統(tǒng)的全局屬性。傳統(tǒng)上，在Linux以及其它衍生的UNIX變體中，許多資源是全局管理的。系統(tǒng)中所有進(jìn)程都通過(guò)PID標(biāo)識(shí)，內(nèi)核必須管理一個(gè)全局的PID列表，用戶ID的管理方式類似，通過(guò)全局唯一的UID標(biāo)識(shí)。全局ID使內(nèi)核可以有選擇允許或拒絕某些特權(quán)，但不能阻止若干個(gè)用戶能看到彼此。如果Web主機(jī)打算向用戶提供計(jì)算機(jī)的全部訪問權(quán)限，傳統(tǒng)意義上需要為每個(gè)用戶提供一臺(tái)物理機(jī)，使用KVM或VMWare時(shí)資源分配做得不是非常好。
對(duì)于計(jì)算機(jī)的各個(gè)用戶都需要建立獨(dú)立內(nèi)核，和一份完全安裝好的配套用戶層應(yīng)用這個(gè)問題，命名空間提供了一種不同的解決方案。虛擬化系統(tǒng)中，一臺(tái)物理計(jì)算機(jī)可以運(yùn)行多個(gè)內(nèi)核，可能是并行的多個(gè)不同的操作系統(tǒng)，命名空間只使用一個(gè)內(nèi)核在一臺(tái)物理機(jī)上運(yùn)作，將前述的所有資源通過(guò)命名空間抽象，使得可以將一組進(jìn)程放置到容器中，各個(gè)容器彼此隔離。
圖3描述了命名空間可以組織為層次關(guān)系。一個(gè)命名空間是父命名空間，衍生了兩個(gè)子命名空間，子命名空間中各進(jìn)程擁有自己的PID號(hào)。雖然子容器不了解系統(tǒng)中其他容器，但父容器知道子命名空間的存在，也可以看到其中執(zhí)行的所有進(jìn)程，因此自子容器中的進(jìn)程可以映射到父容器中，獲取全局中唯一的PID號(hào)。若命名空間比較簡(jiǎn)單，也可以設(shè)計(jì)成非層次的（UTS命名空間，父子命名空間沒有聯(lián)系）。
新的命名空間創(chuàng)建方式有兩種：fork或clone系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建進(jìn)程時(shí)，有特定選項(xiàng)可以控制是與父進(jìn)程共享命名空間，還是新建命名空間；unshare系統(tǒng)調(diào)用將進(jìn)程的某些部分從父進(jìn)程分離，其中也包括命名空間。 命名空間的實(shí)現(xiàn)分為兩個(gè)部分：每個(gè)子系統(tǒng)的命名空間結(jié)構(gòu)；將給定進(jìn)程關(guān)聯(lián)到所屬各命名空間的機(jī)制。
圖4是進(jìn)程與命名空間之間的聯(lián)系示意圖。
子系統(tǒng)的全局屬性封裝到命名空間中，每個(gè)進(jìn)程關(guān)聯(lián)到選定的命名該空間。每個(gè)可以感知命名空間的內(nèi)核子系統(tǒng)都提供了一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct_nsproxy（匯集了指向特定于子系統(tǒng)的命名空間包裝器的指針），將所有通過(guò)命名空間形式提供的對(duì)象集中起來(lái)。
每個(gè)命名空間都提供了相應(yīng)的標(biāo)志用于fork建立一個(gè)新的命名空間。因?yàn)樵诿總€(gè)進(jìn)程關(guān)聯(lián)到自身命名空間時(shí)，使用了指針，所以多個(gè)進(jìn)程可以共享一組子命名空間，修改給定的命名空間，對(duì)所有屬于該命名空間的進(jìn)程都是可見的。
UTS（UNIX Timesharing System）命名空間
它存儲(chǔ)了系統(tǒng)的名稱（Linux...）、內(nèi)核發(fā)布版本、機(jī)器名等。使用uname工具可以取得這些屬性的當(dāng)前值。它幾乎不需要特別處理，因?yàn)樗恍枰?jiǎn)單量，沒有層次組織。所有相關(guān)信息都匯集到結(jié)構(gòu)uts_namespace中。
內(nèi)核通過(guò)copy_utsname函數(shù)創(chuàng)建UTS命名空間，在讀取或設(shè)置UTS屬性值時(shí)，內(nèi)核會(huì)保證總是操作特定于當(dāng)前進(jìn)程的uts_namespace實(shí)例，在當(dāng)前進(jìn)程修改UTS屬性不會(huì)反映到父進(jìn)程，而父進(jìn)程的修改也不會(huì)傳播到子進(jìn)程。
用戶命名空間
用戶命名空間維護(hù)了一些統(tǒng)計(jì)數(shù)據(jù)（如進(jìn)程和打開文件數(shù)目），它在數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)管理方面類似于UTS，在要求創(chuàng)建新的用戶命名空間時(shí)，生成當(dāng)前用戶命名空間的一份副本，并關(guān)聯(lián)到當(dāng)前進(jìn)程nsproxy實(shí)例。
每個(gè)用戶命名空間對(duì)其用戶資源使用的統(tǒng)計(jì)，與其他命名空間完全無(wú)關(guān)，對(duì)root用戶的統(tǒng)計(jì)也是如此。這是因?yàn)樵诳寺∫粋€(gè)用戶命名空間時(shí)，為當(dāng)前用戶和root都創(chuàng)建了新的user_struct實(shí)例。
3、進(jìn)程ID號(hào)
UNIX進(jìn)程會(huì)分配一個(gè)ID號(hào)（簡(jiǎn)稱PID）作為其命名空間中唯一的標(biāo)識(shí)。ID有的多類型：
進(jìn)程處于某個(gè)線程組時(shí)，擁有線程組ID（TGID）（若進(jìn)程沒有使用線程，則PID與TGID相同）；
獨(dú)立進(jìn)程可以合并成進(jìn)程組，進(jìn)程組成員的task_struct的pgrp屬性值相同（為進(jìn)程組組長(zhǎng)PID）（用管道連接的進(jìn)程便包含在同一個(gè)進(jìn)程組中）；
幾個(gè)進(jìn)程組可以合并成一個(gè)會(huì)話，會(huì)話中所有進(jìn)程都有會(huì)話ID（SID），保存在task_struct的session中。
命名空間增加了PID管理的復(fù)雜性。PID命名空間按層次組織，因此必須區(qū)分局部ID和全局ID。
全局ID是在內(nèi)核本身和初始命名空間中唯一的ID號(hào)，對(duì)每個(gè)ID類型，都有一個(gè)全局ID，保證在整個(gè)系統(tǒng)中唯一；
局部ID屬于某特定命名空間，不具備全局有效性。在所屬的命名空間內(nèi)部有效，因此類型相同、值也相同的ID可能出現(xiàn)在不同的命名空間中。
PID分配器（pid allocator）用于加速新ID的分配（此處ID是廣義的包括TGID，SID等）。內(nèi)核提供輔助函數(shù)，實(shí)現(xiàn)通過(guò)ID及其類型查找進(jìn)程的task_struct的功能，以及將ID的內(nèi)核表示形式和用戶空間可見的數(shù)值進(jìn)行轉(zhuǎn)換的功能。
PID命名空間的表示方式以及含義：
PID的管理圍繞struct_pid和struct_upid展開，struct pid是內(nèi)核對(duì)PID的內(nèi)部表示，而struct upid則表示特定的命名空間中可見的信息。
枚舉類型中定義的ID類型不包括線程組ID，因?yàn)榫€程組ID無(wú)非是線程組組長(zhǎng)的PID。
圖5對(duì)pid和upid兩個(gè)結(jié)構(gòu)的關(guān)系進(jìn)行了概述。對(duì)于members數(shù)組，形式上只有一個(gè)數(shù)組項(xiàng)，如果一個(gè)進(jìn)程只包含在全局命名空間中，那么確實(shí)如此。由于該數(shù)組位于結(jié)構(gòu)的末尾，因此只要分配更多的內(nèi)存空間，即可向數(shù)組添加附加的項(xiàng)。
內(nèi)核提供了若干輔助函數(shù)，用于操作和掃描上述復(fù)雜結(jié)構(gòu)，完成以下兩個(gè)任務(wù)：
給出局部數(shù)字id和對(duì)應(yīng)的命名空間，查找此二元組的task_struct；
給出task_struct、id類型、命名空間，取得命名空間局部的數(shù)字ID。
此外，內(nèi)核還負(fù)責(zé)提供機(jī)制來(lái)生成唯一PID，具體方法：為跟蹤已經(jīng)分配和仍然可用的PID，內(nèi)核使用一個(gè)大的位圖，其中每個(gè)PID由一個(gè)比特標(biāo)識(shí)。PID的值可通過(guò)對(duì)應(yīng)比特在位圖中的位置計(jì)算而來(lái)。所有其他的ID都可以派生自PID。
4、進(jìn)程關(guān)系
完成了ID連接關(guān)系之后，內(nèi)核還負(fù)責(zé)管理建立在UNIX進(jìn)程創(chuàng)建模型之上的“家族關(guān)系”（如果由進(jìn)程A形成了進(jìn)程B，則A是父進(jìn)程，B是子進(jìn)程；若進(jìn)程A形成了若干個(gè)子進(jìn)程，則這些子進(jìn)程之間成為兄弟關(guān)系）。
圖6說(shuō)明了進(jìn)程家族中的父子關(guān)系和兄弟關(guān)系，以及task_struct中children和sibling兩個(gè)鏈表表頭實(shí)現(xiàn)這些關(guān)系的方式。
四、進(jìn)程管理相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用
1、進(jìn)程復(fù)制
Linux的進(jìn)程復(fù)制有三種方式：
fork，重量級(jí)調(diào)用，它建立了父進(jìn)程的完整副本，然后作為子進(jìn)程執(zhí)行。（為了減少工作量，提高效率，使用了寫時(shí)復(fù)制技術(shù)）
vfork，類似于fork，不創(chuàng)建父進(jìn)程副本。相反，父子進(jìn)程之間共享數(shù)據(jù)。（節(jié)省了大量CPU時(shí)間）vfork設(shè)計(jì)用于子進(jìn)程形成后立即執(zhí)行execve系統(tǒng)調(diào)用加載新程序的情形。在子進(jìn)程退出或開始 新程序之前，內(nèi)核保證父進(jìn)程處于堵塞狀態(tài)。
clone，產(chǎn)生線程，可以對(duì)父子進(jìn)程之間的共享、復(fù)制進(jìn)行精確控制。
（1）寫時(shí)復(fù)制（COW）
寫時(shí)復(fù)制技術(shù)（copy-on-write），用來(lái)防止在fork執(zhí)行時(shí)將父進(jìn)程的所有數(shù)據(jù)復(fù)制到子進(jìn)程。為了解決很多情況下不需要復(fù)制父進(jìn)程信息時(shí)，復(fù)制父進(jìn)程副本使用大量?jī)?nèi)存，耗費(fèi)很長(zhǎng)時(shí)間的問題。 fork之后，父子進(jìn)程的地址空間指向同樣的物理內(nèi)存頁(yè)，此時(shí)，物理內(nèi)存頁(yè)處于只讀狀態(tài)。如果確實(shí)要對(duì)內(nèi)存進(jìn)行寫入操作，會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)異常，然后由內(nèi)核分配內(nèi)存空間。
（2）執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用
fork、vfork和clone系統(tǒng)調(diào)用的入口點(diǎn)分別是sys_fork、sys_vfork和sys_clone函數(shù)。這些入口函數(shù)都調(diào)用體系結(jié)構(gòu)無(wú)關(guān)的do_fork函數(shù)，通過(guò)clone_flags這個(gè)標(biāo)志集合區(qū)分不同入口。
（3）do_fork的實(shí)現(xiàn)
do_fork的代碼流程圖如圖7所示。
子進(jìn)程生產(chǎn)成功后，內(nèi)核必須執(zhí)行收尾操作：
如果設(shè)置了CLONE_PID標(biāo)志，fork操作可能會(huì)創(chuàng)建新的pid命名空間。如果創(chuàng)建了新的命名空間，則需要在新命名空間獲取pid，否則直接獲取局部pid。
如果用了ptrace監(jiān)控，創(chuàng)建進(jìn)程后，就向它發(fā)送SIGSTOP信號(hào)，讓調(diào)試器檢查數(shù)據(jù)。
子進(jìn)程使用wake_up_new_task喚醒（將它的task_struct添加到調(diào)度器隊(duì)列，讓它有機(jī)會(huì)執(zhí)行）。
如果使用vfork機(jī)制，必須啟用子進(jìn)程的完成機(jī)制，子進(jìn)程的task_struct的vfork_done成員即用于該目的，父進(jìn)程用wait_for_completion函數(shù)在該變量中進(jìn)入睡眠，直至子進(jìn)程退出。子進(jìn)程終止時(shí)，內(nèi)核調(diào)用complete(vfork_done)喚醒因該變量睡眠的進(jìn)程。
（4）復(fù)制進(jìn)程
在do_fork中大多數(shù)工作是由copy_process函數(shù)完成的，該函數(shù)根據(jù)標(biāo)志的控制，處理了3個(gè)系統(tǒng)調(diào)用（fork、vfork和clone）的主要工作。
copy_process流程圖如圖8所示。（詳見手冊(cè)）
5）創(chuàng)建線程特別問題
用戶空間線程庫(kù)使用clone系統(tǒng)調(diào)用來(lái)生成新線程。該調(diào)用支持（上文討論之外的）標(biāo)志，對(duì)copy_process（及其調(diào)用的函數(shù)）具有某些特殊影響。
CLONE_PARENT_SETTID將生成線程的PID復(fù)制到clone調(diào)用指定的用戶空間中的某個(gè)地址
CLONE_CHILD_SETTID首先會(huì)將另一個(gè)傳遞到clone的用戶空間指針（child_tidptr）保存在新進(jìn)程的task_struct中。
CLONE_CHILD_CLEARTID首先會(huì)在copy_process中將用戶空間指針child_tidptr保存在task_struct中，這次是另一個(gè)不同的成員。
上述標(biāo)志可用于從用戶空間檢測(cè)內(nèi)核中線程的產(chǎn)生和銷毀。CLONE_CHILD_SETTID和CLONE_PARENT_SETTID用于檢測(cè)線程的生成。CLONE_CHILD_CLEARTID用于在線程結(jié)束時(shí)從內(nèi)核向用戶空間傳遞信息，在多處理器系統(tǒng)上這些檢測(cè)可以真正地并行執(zhí)行。
2、內(nèi)核線程
內(nèi)核線程是直接由內(nèi)核本身啟動(dòng)的進(jìn)程。內(nèi)核線程實(shí)際上是將內(nèi)核函數(shù)委托給獨(dú)立的進(jìn)程，與系統(tǒng)中其他進(jìn)程“并行”執(zhí)行（實(shí)際上，也并行于內(nèi)核自身的執(zhí)行）。內(nèi)核線程經(jīng)常稱之為（內(nèi)核）守護(hù)進(jìn)程，它們用于執(zhí)行下列任務(wù)：
周期性地將修改的內(nèi)存頁(yè)與頁(yè)來(lái)源塊設(shè)備同步（例如，使用mmap的文件映射）。
如果內(nèi)存頁(yè)很少使用，則寫入交換區(qū)。
管理延時(shí)動(dòng)作（deferred action）。
實(shí)現(xiàn)文件系統(tǒng)的事務(wù)日志。
基本上，內(nèi)核線程有兩種：
線程啟動(dòng)后一直等待，直至內(nèi)核請(qǐng)求線程執(zhí)行某一特定操作。
線程啟動(dòng)后按周期性間隔運(yùn)行，檢測(cè)特定資源的使用，在用量超出或低于預(yù)置的限制值時(shí)采取行動(dòng)。內(nèi)核使用這類線程用于連續(xù)監(jiān)測(cè)任務(wù)。
因?yàn)閮?nèi)核線程是由內(nèi)核自身生成的，它有兩個(gè)特別之處：
它們?cè)贑PU的管態(tài)（supervisor mode）執(zhí)行，而不是用戶狀態(tài)。
它們只可以訪問虛擬地址空間的內(nèi)核部分（高于TASK_SIZE的所有地址），但不能訪問用戶空間。
內(nèi)核線程可以用兩種方法實(shí)現(xiàn)：
古老的方法：
將一個(gè)函數(shù)傳遞給kernel_thread，內(nèi)核調(diào)用daemonize以轉(zhuǎn)換為守護(hù)進(jìn)程，從內(nèi)核釋放父進(jìn)程的所有資源。
daemonize阻塞信號(hào)的接收。
將init作為守護(hù)進(jìn)程的父進(jìn)程。
備選方案：使用宏kthread_run（參數(shù)與kthread_create相同），它會(huì)調(diào)用kthread_create創(chuàng)建新線程，立即喚醒它。還可以使用kthread_create_cpu代替kthread_create創(chuàng)建內(nèi)核線程，使之綁定到特定的CPU。
3、啟動(dòng)新程序
（1）execve的實(shí)現(xiàn)
該系統(tǒng)調(diào)用的入口點(diǎn)是體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的sys_execve函數(shù)。該函數(shù)很快將其工作委托給系統(tǒng)無(wú)關(guān)的do_execve例程。
do_execve的代碼流程圖如圖9所示。
編輯
do_execve的主要工作：
打開要執(zhí)行的文件；
bprm_init，申請(qǐng)進(jìn)程空間并初始化，處理若干管理性任務(wù)；
prepare_binprm，提供父進(jìn)程相關(guān)的值（特別是有效UID和GID），也是用于初始化；
search_binary_handler，查找一種適當(dāng)?shù)亩M(jìn)制格式，用于所要執(zhí)行的特定文件。
通常，二進(jìn)制格式處理程序執(zhí)行下列操作：
釋放原進(jìn)程的所有資源；
將應(yīng)用程序映射到虛擬地址空間，參數(shù)和環(huán)境也映射到虛擬地址空間；
設(shè)置進(jìn)程的指令指針和其他特定于體系結(jié)構(gòu)的寄存器。
（2）解釋二進(jìn)制格式
Linux內(nèi)核中，每種二進(jìn)制格式都表示為結(jié)構(gòu)體linux_binfmt，都需要用register_binfmt向內(nèi)核注冊(cè)。
linux_binfmt結(jié)構(gòu)為：
二進(jìn)制格式主要接口函數(shù)
load_binary用于加載普通程序。
load_shlib用于加載共享庫(kù)，即動(dòng)態(tài)庫(kù)。
core_dump用于在程序錯(cuò)誤的情況下輸出內(nèi)存轉(zhuǎn)儲(chǔ)，用于調(diào)試分析，以解決問題。
4、退出進(jìn)程
進(jìn)程必須用exit系統(tǒng)調(diào)用終止，使得內(nèi)核有機(jī)會(huì)將該進(jìn)程使用的資源釋放回系統(tǒng)。該調(diào)用的入口點(diǎn)是sys_exit函數(shù)，該函數(shù)的實(shí)現(xiàn)就是將各個(gè)引用計(jì)數(shù)器減1，如果引用計(jì)數(shù)器歸0而沒有進(jìn)程再使用對(duì)應(yīng)的結(jié)構(gòu)，那么將相應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域返還給內(nèi)存管理模塊.
