Linux内核源码进程原理分析

news2025/2/24 14:39:52

Linux内核源码进程原理分析

  • 一、Linux 内核架构图
  • 二、进程基础知识
  • 三、Linux 进程四要素
  • 四、task_struct 数据结构主要成员
  • 五、创建新进程分析
  • 六、剖析进程状态迁移
  • 七、写时复制技术

一、Linux 内核架构图

在这里插入图片描述
在这里插入图片描述

二、进程基础知识

Linux 内核把进程称为任务(task)，进程的虚拟地址空间分为用户虚拟地址空间和内核虚拟地址空间，所有进程共享内核虚拟地址空间，每个进程有独立的用户虚拟地址空间。

进程有两种特殊形式：

没有用户虚拟地址空间的进程称为内核线程。
共享用户虚拟地址空间的进程称为用户线程。
通用在不会引起混淆的情况下把用户线程简称为线程。共享同一个用户虚拟地址空间的所有用户线程组成一个线程组。

C 标准库进程术语和 Linux 内核进程术语对应关系如下：

C 标准库进程术语Linux 内核进程术语
包含多个线程的进程线程组
只有一个线程的进程进程或任务
线程共享用户虚拟地址空间的进程

三、Linux 进程四要素

  1. 有一段程序供其执行。
  2. 有进程专用的系统堆栈空间。
  3. 在内核有 task_struct 数据结构。
  4. 有独立的存储空间，拥有专有的用户空间。

四、task_struct 数据结构主要成员

(include/linux/sched.h)

struct task_struct {//进程描述符
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
	/*
	 * For reasons of header soup (see current_thread_info()), this
	 * must be the first element of task_struct.
	 */
	struct thread_info		thread_info;
#endif
	unsigned int			__state;//指向进程状态

#ifdef CONFIG_PREEMPT_RT
	/* saved state for "spinlock sleepers" */
	unsigned int			saved_state;
#endif

	/*
	 * This begins the randomizable portion of task_struct. Only
	 * scheduling-critical items should be added above here.
	 */
	randomized_struct_fields_start

	void				*stack;//指向内核栈
	refcount_t			usage;
	/* Per task flags (PF_*), defined further below: */
	unsigned int			flags;
	unsigned int			ptrace;

       // ...... 
};
  • task_struct：进程描述符。
  • __state：指向进程状态。
  • *stack：指向内核栈。
  • pid：指向全局的进程号。
  • tgid：指向全局的线程组的标识符。
  • *real_parent：指向真实的父进程
  • *parent：指向当前的父进程。比如一个进程被另外的进程使用系统调用进行跟踪（ptrace），那么此时的父进程就是跟踪进程。
  • 进程调度策略的优先级：prio、static_prio、normal_prio、rt_priority。
  • nr_cpus_allowed：允许进程在哪些处理器上执行。
  • *mm：指向内存描述符，内核线程此项位NULL。
  • *active_mm：指向内存描述符，内核线程运行时从进程借用。
  • *fs：文件系统信息。

还有很多成员，这里就不一一列举。

五、创建新进程分析

在 Linux 内核中，新进程是从一个已经存在的进程复制出来的，内核使用静态数据结构造出 0 号内核线程，0 号内核线程分叉生成 1 号内核线程和 2 号内核线程（kthreadd 线程）。1 号内核线程完成初始化以后装载用户程序，变成 1 号进程，其他进程都是 1 号进程或者它的子孙进程分叉生成的；其他内核线程是 kthreadd 线程分叉生成的。

Linux 3 个系统调用创建新的进程：

  • fork(分叉)：子进程是父进程的一个副本，采用写时复制技术。
  • vfork：用于创建子进程，之后子进程立即调用 execve 以装载新程序的情况，为了避免复制物理页，父进程会睡眠等待子进程装载新程序。现在 fork 采用了写时复制技术，vfork 失去了速度优势，已经被废弃。
  • clone（克隆）：可以精确地控制子进程和父进程共享哪些资源。这个系统调用的主要用处是可供 pthread 库用来创建线程。

clone 是功能最齐全的函数，参数多、使用复杂，fork 是 clone 的简化函数。
（kernel/fork.c）

#ifdef __ARCH_WANT_SYS_FORK
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
	struct kernel_clone_args args = {
		.exit_signal = SIGCHLD,
	};

	return _do_fork(&args);
#else
	/* can not support in nommu mode */
	return -EINVAL;
#endif
}
#endif

#ifdef __ARCH_WANT_SYS_VFORK
SYSCALL_DEFINE0(vfork)
{
	struct kernel_clone_args args = {
		.flags		= CLONE_VFORK | CLONE_VM,
		.exit_signal	= SIGCHLD,
	};

	return _do_fork(&args);
}
#endif


#ifdef __ARCH_WANT_SYS_CLONE
#ifdef CONFIG_CLONE_BACKWARDS
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
		 int __user *, parent_tidptr,
		 unsigned long, tls,
		 int __user *, child_tidptr)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS2)
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, newsp, unsigned long, clone_flags,
		 int __user *, parent_tidptr,
		 int __user *, child_tidptr,
		 unsigned long, tls)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS3)
SYSCALL_DEFINE6(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
		int, stack_size,
		int __user *, parent_tidptr,
		int __user *, child_tidptr,
		unsigned long, tls)
#else
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
		 int __user *, parent_tidptr,
		 int __user *, child_tidptr,
		 unsigned long, tls)
#endif
{
	struct kernel_clone_args args = {
		.flags		= (lower_32_bits(clone_flags) & ~CSIGNAL),
		.pidfd		= parent_tidptr,
		.child_tid	= child_tidptr,
		.parent_tid	= parent_tidptr,
		.exit_signal	= (lower_32_bits(clone_flags) & CSIGNAL),
		.stack		= newsp,
		.tls		= tls,
	};

	if (!legacy_clone_args_valid(&args))
		return -EINVAL;

	return _do_fork(&args);
}
#endif

Linux 内核定义系统调用的独特方式，目前以系统调用 fork 为例：创建新进程的 3 个系统调用在文件kernel/fork.c中，它们把工作委托给函数_do_fork（从6.0开始，更名为kernel_clone）。具体源码分析如下：

long _do_fork(struct kernel_clone_args *args)
{
	u64 clone_flags = args->flags;
	struct completion vfork;
	struct pid *pid;
	struct task_struct *p;
	int trace = 0;
	long nr;

// ......

}

Linux 内核函数_do_fork()执行流程如下图所示：
在这里插入图片描述
具体核心处理函数为 copy_process()内核源码如下：

/*
 * This creates a new process as a copy of the old one,
 * but does not actually start it yet.
 *
 * It copies the registers, and all the appropriate
 * parts of the process environment (as per the clone
 * flags). The actual kick-off is left to the caller.
 */
static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(
					struct pid *pid,
					int trace,
					int node,
					struct kernel_clone_args *args)
{
	int pidfd = -1, retval;
	struct task_struct *p;
	struct multiprocess_signals delayed;
	struct file *pidfile = NULL;
	u64 clone_flags = args->flags;
	struct nsproxy *nsp = current->nsproxy;

// ......

}

函数 copy_process()：创建新进程的主要工作由此函数完成， 具体处理流程如下图所示：
在这里插入图片描述
同一个线程组的所有线程必须属于相同的用户命名空间和进程号命名空间。

六、剖析进程状态迁移

进程主要有 7 种状态：

  • 就绪状态、
  • 运行状态、
  • 轻度睡眠、
  • 中度睡眠、
  • 深度睡眠、
  • 僵尸状态、
  • 死亡状态。

它们之间状态变迁如下：
在这里插入图片描述
就绪：state是TASK_RUNING（没有严格区别就绪和运行），正在运行队列中等待调度器调度。

运行：state是TASK_RUNING，证明调度器选中，正在CPU上执行。

僵尸：state是TASK_DEAD，进程退出并且父进程关注子进程退出事件。

死亡：state是exit_state。

七、写时复制技术

写时复制核心思想：只有在不得不复制数据内容时才去复制数据内容；降低资源浪费。

申请新进程的步骤：

  1. 申请一块空的PCB（进程控制块）。
  2. 为 新进程分配数据资源（这里使用写时复制技术）。
  3. 初始化PCB。
  4. 把刚才申请的新进程插入到就绪队列中。state是task_running，被调度器调度，进入运行状态。

应用程序（进程 1）修改页面 C 之前：
在这里插入图片描述
应用程序（进程 1）修改页面 C 之后：
在这里插入图片描述
注意：只有可修改的页面才需要标记为写时复制，不能修改的页面可以由父进程和子进程共享。

在这里插入图片描述

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