怎么解析Linux進(jìn)程

本篇文章為大家展示了怎么解析Linux進(jìn)程，內(nèi)容簡明扼要并且容易理解，絕對能使你眼前一亮，通過這篇文章的詳細(xì)介紹希望你能有所收獲。

只是簡單的描述了一下 Linux 基本概念，通過幾個例子來說明 Linux 基本應(yīng)用程序，然后以 Linux  基本內(nèi)核構(gòu)造來結(jié)尾。那么我們就深入理解一下 Linux 內(nèi)核來理解 Linux  的基本概念之進(jìn)程和線程。系統(tǒng)調(diào)用是操作系統(tǒng)本身的接口，它對于創(chuàng)建進(jìn)程和線程，內(nèi)存分配，共享文件和 I/O 來說都很重要。

我們將從各個版本的共性出發(fā)來進(jìn)行探討。

基本概念

Linux 一個非常重要的概念就是進(jìn)程，Linux 進(jìn)程和我們在

寫給大忙人看的進(jìn)程和線程

中探討的進(jìn)程模型非常相似。每個進(jìn)程都會運行一段獨立的程序，并且在初始化的時候擁有一個獨立的控制線程。換句話說，每個進(jìn)程都會有一個自己的程序計數(shù)器，這個程序計數(shù)器用來記錄下一個需要被執(zhí)行的指令。Linux  允許進(jìn)程在運行時創(chuàng)建額外的線程。

Linux  是一個多道程序設(shè)計系統(tǒng)，因此系統(tǒng)中存在彼此相互獨立的進(jìn)程同時運行。此外，每個用戶都會同時有幾個活動的進(jìn)程。因為如果是一個大型系統(tǒng)，可能有數(shù)百上千的進(jìn)程在同時運行。

在某些用戶空間中，即使用戶退出登錄，仍然會有一些后臺進(jìn)程在運行，這些進(jìn)程被稱為 守護(hù)進(jìn)程(daemon)。

Linux 中有一種特殊的守護(hù)進(jìn)程被稱為 計劃守護(hù)進(jìn)程(Cron daemon)  ，計劃守護(hù)進(jìn)程可以每分鐘醒來一次檢查是否有工作要做，做完會繼續(xù)回到睡眠狀態(tài)等待下一次喚醒。

“ Cron 是一個守護(hù)程序，可以做任何你想做的事情，比如說你可以定期進(jìn)行系統(tǒng)維護(hù)、定期進(jìn)行系統(tǒng)備份等。在其他操作系統(tǒng)上也有類似的程序，比如 Mac OS  X 上 Cron 守護(hù)程序被稱為 launchd 的守護(hù)進(jìn)程。在 Windows 上可以被稱為 計劃任務(wù)(Task Scheduler)。

在 Linux 系統(tǒng)中，進(jìn)程通過非常簡單的方式來創(chuàng)建，fork 系統(tǒng)調(diào)用會創(chuàng)建一個源進(jìn)程的拷貝(副本)。調(diào)用 fork 函數(shù)的進(jìn)程被稱為  父進(jìn)程(parent process)，使用 fork 函數(shù)創(chuàng)建出來的進(jìn)程被稱為 子進(jìn)程(child  process)。父進(jìn)程和子進(jìn)程都有自己的內(nèi)存映像。如果在子進(jìn)程創(chuàng)建出來后，父進(jìn)程修改了一些變量等，那么子進(jìn)程是看不到這些變化的，也就是 fork  后，父進(jìn)程和子進(jìn)程相互獨立。

雖然父進(jìn)程和子進(jìn)程保持相互獨立，但是它們卻能夠共享相同的文件，如果在 fork 之前，父進(jìn)程已經(jīng)打開了某個文件，那么 fork  后，父進(jìn)程和子進(jìn)程仍然共享這個打開的文件。對共享文件的修改會對父進(jìn)程和子進(jìn)程同時可見。

那么該如何區(qū)分父進(jìn)程和子進(jìn)程呢?子進(jìn)程只是父進(jìn)程的拷貝，所以它們幾乎所有的情況都一樣，包括內(nèi)存映像、變量、寄存器等。區(qū)分的關(guān)鍵在于 fork  函數(shù)調(diào)用后的返回值，如果 fork 后返回一個非零值，這個非零值即是子進(jìn)程的 進(jìn)程標(biāo)識符(Process Identiier,  PID)，而會給子進(jìn)程返回一個零值，可以用下面代碼來進(jìn)行表示

pid = fork();    // 調(diào)用 fork 函數(shù)創(chuàng)建進(jìn)程 if(pid < 0){   error()     // pid < 0,創(chuàng)建失敗 } else if(pid > 0){   parent_handle() // 父進(jìn)程代碼 } else {   child_handle()  // 子進(jìn)程代碼 }

父進(jìn)程在 fork 后會得到子進(jìn)程的 PID，這個 PID 即能代表這個子進(jìn)程的唯一標(biāo)識符也就是 PID。如果子進(jìn)程想要知道自己的 PID，可以調(diào)用  getpid 方法。當(dāng)子進(jìn)程結(jié)束運行時，父進(jìn)程會得到子進(jìn)程的 PID，因為一個進(jìn)程會 fork 很多子進(jìn)程，子進(jìn)程也會 fork 子進(jìn)程，所以 PID  是非常重要的。我們把第一次調(diào)用 fork 后的進(jìn)程稱為 原始進(jìn)程，一個原始進(jìn)程可以生成一顆繼承樹

Linux 進(jìn)程間通信

Linux 進(jìn)程間的通信機制通常被稱為 Internel-Process communication,IPC下面我們來說一說  Linux 進(jìn)程間通信的機制，大致來說，Linux 進(jìn)程間的通信機制可以分為 6 種

下面我們分別對其進(jìn)行概述

信號 signal

信號是 UNIX 系統(tǒng)最先開始使用的進(jìn)程間通信機制，因為 Linux 是繼承于 UNIX 的，所以 Linux  也支持信號機制，通過向一個或多個進(jìn)程發(fā)送異步事件信號來實現(xiàn)，信號可以從鍵盤或者訪問不存在的位置等地方產(chǎn)生;信號通過 shell 將任務(wù)發(fā)送給子進(jìn)程。

你可以在 Linux 系統(tǒng)上輸入 kill -l 來列出系統(tǒng)使用的信號，下面是我提供的一些信號

進(jìn)程可以選擇忽略發(fā)送過來的信號，但是有兩個是不能忽略的：SIGSTOP 和 SIGKILL 信號。SIGSTOP  信號會通知當(dāng)前正在運行的進(jìn)程執(zhí)行關(guān)閉操作，SIGKILL  信號會通知當(dāng)前進(jìn)程應(yīng)該被殺死。除此之外，進(jìn)程可以選擇它想要處理的信號，進(jìn)程也可以選擇阻止信號，如果不阻止，可以選擇自行處理，也可以選擇進(jìn)行內(nèi)核處理。如果選擇交給內(nèi)核進(jìn)行處理，那么就執(zhí)行默認(rèn)處理。

操作系統(tǒng)會中斷目標(biāo)程序的進(jìn)程來向其發(fā)送信號、在任何非原子指令中，執(zhí)行都可以中斷，如果進(jìn)程已經(jīng)注冊了新號處理程序，那么就執(zhí)行進(jìn)程，如果沒有注冊，將采用默認(rèn)處理的方式。

例如：當(dāng)進(jìn)程收到 SIGFPE 浮點異常的信號后，默認(rèn)操作是對其進(jìn)行  dump(轉(zhuǎn)儲)和退出。信號沒有優(yōu)先級的說法。如果同時為某個進(jìn)程產(chǎn)生了兩個信號，則可以將它們呈現(xiàn)給進(jìn)程或者以任意的順序進(jìn)行處理。

下面我們就來看一下這些信號是干什么用的

• SIGABRT 和 SIGIOT

SIGABRT 和 SIGIOT 信號發(fā)送給進(jìn)程，告訴其進(jìn)行終止，這個 信號通常在調(diào)用 C標(biāo)準(zhǔn)庫的abort()函數(shù)時由進(jìn)程本身啟動

• SIGALRM 、 SIGVTALRM、SIGPROF

當(dāng)設(shè)置的時鐘功能超時時會將 SIGALRM 、 SIGVTALRM、SIGPROF 發(fā)送給進(jìn)程。當(dāng)實際時間或時鐘時間超時時，發(fā)送  SIGALRM。當(dāng)進(jìn)程使用的 CPU 時間超時時，將發(fā)送 SIGVTALRM。當(dāng)進(jìn)程和系統(tǒng)代表進(jìn)程使用的CPU 時間超時時，將發(fā)送 SIGPROF。

• SIGBUS

SIGBUS 將造成總線中斷錯誤時發(fā)送給進(jìn)程

• SIGCHLD

當(dāng)子進(jìn)程終止、被中斷或者被中斷恢復(fù)，將 SIGCHLD 發(fā)送給進(jìn)程。此信號的一種常見用法是指示操作系統(tǒng)在子進(jìn)程終止后清除其使用的資源。

• SIGCONT

SIGCONT 信號指示操作系統(tǒng)繼續(xù)執(zhí)行先前由 SIGSTOP 或 SIGTSTP 信號暫停的進(jìn)程。該信號的一個重要用途是在 Unix shell  中的作業(yè)控制中。

• SIGFPE

SIGFPE 信號在執(zhí)行錯誤的算術(shù)運算(例如除以零)時將被發(fā)送到進(jìn)程。

• SIGUP

當(dāng) SIGUP 信號控制的終端關(guān)閉時，會發(fā)送給進(jìn)程。許多守護(hù)程序?qū)⒅匦录虞d其配置文件并重新打開其日志文件，而不是在收到此信號時退出。

• SIGILL

SIGILL 信號在嘗試執(zhí)行非法、格式錯誤、未知或者特權(quán)指令時發(fā)出

• SIGINT

當(dāng)用戶希望中斷進(jìn)程時，操作系統(tǒng)會向進(jìn)程發(fā)送 SIGINT 信號。用戶輸入 ctrl - c 就是希望中斷進(jìn)程。

• SIGKILL

SIGKILL 信號發(fā)送到進(jìn)程以使其馬上進(jìn)行終止。與 SIGTERM 和 SIGINT  相比，這個信號無法捕獲和忽略執(zhí)行，并且進(jìn)程在接收到此信號后無法執(zhí)行任何清理操作，下面是一些例外情況

僵尸進(jìn)程無法殺死，因為僵尸進(jìn)程已經(jīng)死了，它在等待父進(jìn)程對其進(jìn)行捕獲

處于阻塞狀態(tài)的進(jìn)程只有再次喚醒后才會被 kill 掉

init 進(jìn)程是 Linux 的初始化進(jìn)程，這個進(jìn)程會忽略任何信號。

SIGKILL 通常是作為最后殺死進(jìn)程的信號、它通常作用于 SIGTERM 沒有響應(yīng)時發(fā)送給進(jìn)程。

• SIGPIPE

SIGPIPE 嘗試寫入進(jìn)程管道時發(fā)現(xiàn)管道未連接無法寫入時發(fā)送到進(jìn)程

• SIGPOLL

當(dāng)在明確監(jiān)視的文件描述符上發(fā)生事件時，將發(fā)送 SIGPOLL 信號。

• SIGRTMIN 至 SIGRTMAX

SIGRTMIN 至 SIGRTMAX 是實時信號

• SIGQUIT

當(dāng)用戶請求退出進(jìn)程并執(zhí)行核心轉(zhuǎn)儲時，SIGQUIT 信號將由其控制終端發(fā)送給進(jìn)程。

• SIGSEGV

當(dāng) SIGSEGV 信號做出無效的虛擬內(nèi)存引用或分段錯誤時，即在執(zhí)行分段違規(guī)時，將其發(fā)送到進(jìn)程。

• SIGSTOP

SIGSTOP 指示操作系統(tǒng)終止以便以后進(jìn)行恢復(fù)時

• SIGSYS

當(dāng) SIGSYS 信號將錯誤參數(shù)傳遞給系統(tǒng)調(diào)用時，該信號將發(fā)送到進(jìn)程。

• SYSTERM

我們上面簡單提到過了 SYSTERM 這個名詞，這個信號發(fā)送給進(jìn)程以請求終止。與 SIGKILL  信號不同，該信號可以被過程捕獲或忽略。這允許進(jìn)程執(zhí)行良好的終止，從而釋放資源并在適當(dāng)時保存狀態(tài)。SIGINT 與SIGTERM 幾乎相同。

• SIGTSIP

SIGTSTP 信號由其控制終端發(fā)送到進(jìn)程，以請求終端停止。

• SIGTTIN 和 SIGTTOU

當(dāng) SIGTTIN 和SIGTTOU 信號分別在后臺嘗試從 tty 讀取或?qū)懭霑r，信號將發(fā)送到該進(jìn)程。

• SIGTRAP

在發(fā)生異?；蛘?trap 時，將 SIGTRAP 信號發(fā)送到進(jìn)程

• SIGURG

當(dāng)套接字具有可讀取的緊急或帶外數(shù)據(jù)時，將 SIGURG 信號發(fā)送到進(jìn)程。

• SIGUSR1 和 SIGUSR2

SIGUSR1 和 SIGUSR2 信號被發(fā)送到進(jìn)程以指示用戶定義的條件。

• SIGXCPU

當(dāng) SIGXCPU 信號耗盡 CPU 的時間超過某個用戶可設(shè)置的預(yù)定值時，將其發(fā)送到進(jìn)程

• SIGXFSZ

當(dāng) SIGXFSZ 信號增長超過最大允許大小的文件時，該信號將發(fā)送到該進(jìn)程。

• SIGWINCH

SIGWINCH 信號在其控制終端更改其大小(窗口更改)時發(fā)送給進(jìn)程。

管道 pipe

Linux 系統(tǒng)中的進(jìn)程可以通過建立管道 pipe 進(jìn)行通信

在兩個進(jìn)程之間，可以建立一個通道，一個進(jìn)程向這個通道里寫入字節(jié)流，另一個進(jìn)程從這個管道中讀取字節(jié)流。管道是同步的，當(dāng)進(jìn)程嘗試從空管道讀取數(shù)據(jù)時，該進(jìn)程會被阻塞，直到有可用數(shù)據(jù)為止。shell  中的管線 pipelines 就是用管道實現(xiàn)的，當(dāng) shell 發(fā)現(xiàn)輸出

sort <f | head

它會創(chuàng)建兩個進(jìn)程，一個是 sort，一個是 head，sort，會在這兩個應(yīng)用程序之間建立一個管道使得 sort 進(jìn)程的標(biāo)準(zhǔn)輸出作為 head  程序的標(biāo)準(zhǔn)輸入。sort 進(jìn)程產(chǎn)生的輸出就不用寫到文件中了，如果管道滿了系統(tǒng)會停止 sort 以等待 head 讀出數(shù)據(jù)

管道實際上就是 |，兩個應(yīng)用程序不知道有管道的存在，一切都是由 shell 管理和控制的。

共享內(nèi)存 shared memory

兩個進(jìn)程之間還可以通過共享內(nèi)存進(jìn)行進(jìn)程間通信，其中兩個或者多個進(jìn)程可以訪問公共內(nèi)存空間。兩個進(jìn)程的共享工作是通過共享內(nèi)存完成的，一個進(jìn)程所作的修改可以對另一個進(jìn)程可見(很像線程間的通信)。

在使用共享內(nèi)存前，需要經(jīng)過一系列的調(diào)用流程，流程如下

• 創(chuàng)建共享內(nèi)存段或者使用已創(chuàng)建的共享內(nèi)存段(shmget())

• 將進(jìn)程附加到已經(jīng)創(chuàng)建的內(nèi)存段中(shmat())

• 從已連接的共享內(nèi)存段分離進(jìn)程(shmdt())

• 對共享內(nèi)存段執(zhí)行控制操作(shmctl())

先入先出隊列 FIFO

先入先出隊列 FIFO 通常被稱為 命名管道(Named  Pipes)，命名管道的工作方式與常規(guī)管道非常相似，但是確實有一些明顯的區(qū)別。未命名的管道沒有備份文件：操作系統(tǒng)負(fù)責(zé)維護(hù)內(nèi)存中的緩沖區(qū)，用來將字節(jié)從寫入器傳輸?shù)阶x取器。一旦寫入或者輸出終止的話，緩沖區(qū)將被回收，傳輸?shù)臄?shù)據(jù)會丟失。相比之下，命名管道具有支持文件和獨特  API ，命名管道在文件系統(tǒng)中作為設(shè)備的專用文件存在。當(dāng)所有的進(jìn)程通信完成后，命名管道將保留在文件系統(tǒng)中以備后用。命名管道具有嚴(yán)格的 FIFO 行為

寫入的第一個字節(jié)是讀取的第一個字節(jié)，寫入的第二個字節(jié)是讀取的第二個字節(jié)，依此類推。

消息隊列 Message Queue

一聽到消息隊列這個名詞你可能不知道是什么意思，消息隊列是用來描述內(nèi)核尋址空間內(nèi)的內(nèi)部鏈接列表?？梢园磶追N不同的方式將消息按順序發(fā)送到隊列并從隊列中檢索消息。每個消息隊列由  IPC 標(biāo)識符唯一標(biāo)識。消息隊列有兩種模式，一種是嚴(yán)格模式， 嚴(yán)格模式就像是 FIFO 先入先出隊列似的，消息順序發(fā)送，順序讀取。還有一種模式是  非嚴(yán)格模式，消息的順序性不是非常重要。

套接字 Socket

還有一種管理兩個進(jìn)程間通信的是使用 socket，socket  提供端到端的雙相通信。一個套接字可以與一個或多個進(jìn)程關(guān)聯(lián)。就像管道有命令管道和未命名管道一樣，套接字也有兩種模式，套接字一般用于兩個進(jìn)程之間的網(wǎng)絡(luò)通信，網(wǎng)絡(luò)套接字需要來自諸如TCP(傳輸控制協(xié)議)或較低級別UDP(用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議)等基礎(chǔ)協(xié)議的支持。

套接字有以下幾種分類

• 順序包套接字(Sequential Packet Socket)：此類套接字為最大長度固定的數(shù)據(jù)報提供可靠的連接。此連接是雙向的并且是順序的。

• 數(shù)據(jù)報套接字(Datagram Socket)：數(shù)據(jù)包套接字支持雙向數(shù)據(jù)流。數(shù)據(jù)包套接字接受消息的順序與發(fā)送者可能不同。

• 流式套接字(Stream Socket)：流套接字的工作方式類似于電話對話，提供雙向可靠的數(shù)據(jù)流。

• 原始套接字(Raw Socket)：可以使用原始套接字訪問基礎(chǔ)通信協(xié)議。

Linux 中進(jìn)程管理系統(tǒng)調(diào)用

現(xiàn)在關(guān)注一下 Linux 系統(tǒng)中與進(jìn)程管理相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用。在了解之前你需要先知道一下什么是系統(tǒng)調(diào)用。

操作系統(tǒng)為我們屏蔽了硬件和軟件的差異，它的最主要功能就是為用戶提供一種抽象，隱藏內(nèi)部實現(xiàn)，讓用戶只關(guān)心在 GUI  圖形界面下如何使用即可。操作系統(tǒng)可以分為兩種模式

• 內(nèi)核態(tài)：操作系統(tǒng)內(nèi)核使用的模式

• 用戶態(tài)：用戶應(yīng)用程序所使用的模式

我們常說的上下文切換  指的就是內(nèi)核態(tài)模式和用戶態(tài)模式的頻繁切換。而系統(tǒng)調(diào)用指的就是引起內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)切換的一種方式，系統(tǒng)調(diào)用通常在后臺靜默運行，表示計算機程序向其操作系統(tǒng)內(nèi)核請求服務(wù)。

系統(tǒng)調(diào)用指令有很多，下面是一些與進(jìn)程管理相關(guān)的最主要的系統(tǒng)調(diào)用

fork

fork 調(diào)用用于創(chuàng)建一個與父進(jìn)程相同的子進(jìn)程，創(chuàng)建完進(jìn)程后的子進(jìn)程擁有和父進(jìn)程一樣的程序計數(shù)器、相同的 CPU 寄存器、相同的打開文件。

exec

exec 系統(tǒng)調(diào)用用于執(zhí)行駐留在活動進(jìn)程中的文件，調(diào)用 exec 后，新的可執(zhí)行文件會替換先前的可執(zhí)行文件并獲得執(zhí)行。也就是說，調(diào)用 exec  后，會將舊文件或程序替換為新文件或執(zhí)行，然后執(zhí)行文件或程序。新的執(zhí)行程序被加載到相同的執(zhí)行空間中，因此進(jìn)程的  PID不會修改，因為我們沒有創(chuàng)建新進(jìn)程，只是替換舊進(jìn)程。但是進(jìn)程的數(shù)據(jù)、代碼、堆棧都已經(jīng)被修改。如果當(dāng)前要被替換的進(jìn)程包含多個線程，那么所有的線程將被終止，新的進(jìn)程映像被加載執(zhí)行。

這里需要解釋一下進(jìn)程映像(Process image) 的概念

什么是進(jìn)程映像呢?進(jìn)程映像是執(zhí)行程序時所需要的可執(zhí)行文件，通常會包括下面這些東西

• 代碼段(codesegment/textsegment)

又稱文本段，用來存放指令，運行代碼的一塊內(nèi)存空間

此空間大小在代碼運行前就已經(jīng)確定

內(nèi)存空間一般屬于只讀，某些架構(gòu)的代碼也允許可寫

在代碼段中，也有可能包含一些只讀的常數(shù)變量，例如字符串常量等。

• 數(shù)據(jù)段(datasegment)

可讀可寫

存儲初始化的全局變量和初始化的 static 變量

數(shù)據(jù)段中數(shù)據(jù)的生存期是隨程序持續(xù)性(隨進(jìn)程持續(xù)性) 隨進(jìn)程持續(xù)性：進(jìn)程創(chuàng)建就存在，進(jìn)程死亡就消失

• bss 段(bsssegment)：

可讀可寫

存儲未初始化的全局變量和未初始化的 static 變量

bss 段中的數(shù)據(jù)一般默認(rèn)為 0

• Data 段

是可讀寫的，因為變量的值可以在運行時更改。此段的大小也固定。

• 棧(stack)：

可讀可寫

存儲的是函數(shù)或代碼中的局部變量(非 static 變量)

棧的生存期隨代碼塊持續(xù)性，代碼塊運行就給你分配空間，代碼塊結(jié)束，就自動回收空間

• 堆(heap)：

可讀可寫

存儲的是程序運行期間動態(tài)分配的 malloc/realloc 的空間

堆的生存期隨進(jìn)程持續(xù)性，從 malloc/realloc 到 free 一直存在

下面是這些區(qū)域的構(gòu)成圖

exec 系統(tǒng)調(diào)用是一些函數(shù)的集合，這些函數(shù)是

• execl

• execle

• execlp

• execv

• execve

• execvp

下面來看一下 exec 的工作原理

1. 鴻蒙官方戰(zhàn)略合作共建——HarmonyOS技術(shù)社區(qū)

2. 當(dāng)前進(jìn)程映像被替換為新的進(jìn)程映像

3. 新的進(jìn)程映像是你做為 exec 傳遞的燦睡

4. 結(jié)束當(dāng)前正在運行的進(jìn)程

5. 新的進(jìn)程映像有 PID，相同的環(huán)境和一些文件描述符(因為未替換進(jìn)程，只是替換了進(jìn)程映像)

6. CPU 狀態(tài)和虛擬內(nèi)存受到影響，當(dāng)前進(jìn)程映像的虛擬內(nèi)存映射被新進(jìn)程映像的虛擬內(nèi)存代替。

waitpid

等待子進(jìn)程結(jié)束或終止

exit

在許多計算機操作系統(tǒng)上，計算機進(jìn)程的終止是通過執(zhí)行 exit 系統(tǒng)調(diào)用命令執(zhí)行的。0 表示進(jìn)程能夠正常結(jié)束，其他值表示進(jìn)程以非正常的行為結(jié)束。

其他一些常見的系統(tǒng)調(diào)用如下

Linux 進(jìn)程和線程的實現(xiàn)

Linux 進(jìn)程

Linux 進(jìn)程就像一座冰山，你看到的只是冰山一角。

在 Linux 內(nèi)核結(jié)構(gòu)中，進(jìn)程會被表示為 任務(wù)，通過結(jié)構(gòu)體 structure 來創(chuàng)建。不像其他的操作系統(tǒng)會區(qū)分進(jìn)程、輕量級進(jìn)程和線程，Linux  統(tǒng)一使用任務(wù)結(jié)構(gòu)來代表執(zhí)行上下文。因此，對于每個單線程進(jìn)程來說，單線程進(jìn)程將用一個任務(wù)結(jié)構(gòu)表示，對于多線程進(jìn)程來說，將為每一個用戶級線程分配一個任務(wù)結(jié)構(gòu)。Linux  內(nèi)核是多線程的，并且內(nèi)核級線程不與任何用戶級線程相關(guān)聯(lián)。

對于每個進(jìn)程來說，在內(nèi)存中都會有一個 task_struct 進(jìn)程描述符與之對應(yīng)。進(jìn)程描述符包含了內(nèi)核管理進(jìn)程所有有用的信息，包括  調(diào)度參數(shù)、打開文件描述符等等。進(jìn)程描述符從進(jìn)程創(chuàng)建開始就一直存在于內(nèi)核堆棧中。

Linux 和 Unix 一樣，都是通過 PID 來區(qū)分不同的進(jìn)程，內(nèi)核會將所有進(jìn)程的任務(wù)結(jié)構(gòu)組成為一個雙向鏈表。PID  能夠直接被映射稱為進(jìn)程的任務(wù)結(jié)構(gòu)所在的地址，從而不需要遍歷雙向鏈表直接訪問。

我們上面提到了進(jìn)程描述符，這是一個非常重要的概念，我們上面還提到了進(jìn)程描述符是位于內(nèi)存中的，這里我們省略了一句話，那就是進(jìn)程描述符是存在用戶的任務(wù)結(jié)構(gòu)中，當(dāng)進(jìn)程位于內(nèi)存并開始運行時，進(jìn)程描述符才會被調(diào)入內(nèi)存。

“ 進(jìn)程位于內(nèi)存被稱為 PIM(Process In Memory)  ，這是馮諾伊曼體系架構(gòu)的一種體現(xiàn)，加載到內(nèi)存中并執(zhí)行的程序稱為進(jìn)程。簡單來說，一個進(jìn)程就是正在執(zhí)行的程序。

進(jìn)程描述符可以歸為下面這幾類

• 調(diào)度參數(shù)(scheduling parameters)：進(jìn)程優(yōu)先級、最近消耗 CPU 的時間、最近睡眠時間一起決定了下一個需要運行的進(jìn)程

• 內(nèi)存映像(memory image)：我們上面說到，進(jìn)程映像是執(zhí)行程序時所需要的可執(zhí)行文件，它由數(shù)據(jù)和代碼組成。

• 信號(signals)：顯示哪些信號被捕獲、哪些信號被執(zhí)行

• 寄存器：當(dāng)發(fā)生內(nèi)核陷入 (trap) 時，寄存器的內(nèi)容會被保存下來。

• 系統(tǒng)調(diào)用狀態(tài)(system call state)：當(dāng)前系統(tǒng)調(diào)用的信息，包括參數(shù)和結(jié)果

• 文件描述符表(file descriptor table)：有關(guān)文件描述符的系統(tǒng)被調(diào)用時，文件描述符作為索引在文件描述符表中定位相關(guān)文件的 i-node  數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

• 統(tǒng)計數(shù)據(jù)(accounting)：記錄用戶、進(jìn)程占用系統(tǒng) CPU 時間表的指針，一些操作系統(tǒng)還保存進(jìn)程最多占用的 CPU  時間、進(jìn)程擁有的最大堆棧空間、進(jìn)程可以消耗的頁面數(shù)等。

• 內(nèi)核堆棧(kernel stack)：進(jìn)程的內(nèi)核部分可以使用的固定堆棧

• 其他：當(dāng)前進(jìn)程狀態(tài)、事件等待時間、距離警報的超時時間、PID、父進(jìn)程的 PID 以及用戶標(biāo)識符等

有了上面這些信息，現(xiàn)在就很容易描述在 Linux  中是如何創(chuàng)建這些進(jìn)程的了，創(chuàng)建新流程實際上非常簡單。為子進(jìn)程開辟一塊新的用戶空間的進(jìn)程描述符，然后從父進(jìn)程復(fù)制大量的內(nèi)容。為這個子進(jìn)程分配一個  PID，設(shè)置其內(nèi)存映射，賦予它訪問父進(jìn)程文件的權(quán)限，注冊并啟動。

當(dāng)執(zhí)行 fork 系統(tǒng)調(diào)用時，調(diào)用進(jìn)程會陷入內(nèi)核并創(chuàng)建一些和任務(wù)相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，比如內(nèi)核堆棧(kernel stack) 和 thread_info  結(jié)構(gòu)。

“ 關(guān)于 thread_info  結(jié)構(gòu)可以參考https://docs.huihoo.com/doxygen/linux/kernel/3.7/arch_2avr32_2include_2asm_2thread__info_8h_source.html

這個結(jié)構(gòu)中包含進(jìn)程描述符，進(jìn)程描述符位于固定的位置，使得 Linux 系統(tǒng)只需要很小的開銷就可以定位到一個運行中進(jìn)程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

進(jìn)程描述符的主要內(nèi)容是根據(jù)父進(jìn)程的描述符來填充。Linux 操作系統(tǒng)會尋找一個可用的 PID，并且此 PID  沒有被任何進(jìn)程使用，更新進(jìn)程標(biāo)示符使其指向一個新的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)即可。為了減少 hash table 的碰撞，進(jìn)程描述符會形成鏈表。它還將 task_struct  的字段設(shè)置為指向任務(wù)數(shù)組上相應(yīng)的上一個/下一個進(jìn)程。

“ task_struct ：Linux 進(jìn)程描述符，內(nèi)部涉及到眾多 C++ 源碼，我們會在后面進(jìn)行講解。

從原則上來說，為子進(jìn)程開辟內(nèi)存區(qū)域并為子進(jìn)程分配數(shù)據(jù)段、堆棧段，并且對父進(jìn)程的內(nèi)容進(jìn)行復(fù)制，但是實際上 fork  完成后，子進(jìn)程和父進(jìn)程沒有共享內(nèi)存，所以需要復(fù)制技術(shù)來實現(xiàn)同步，但是復(fù)制開銷比較大，因此 Linux 操作系統(tǒng)使用了一種 欺騙  方式。即為子進(jìn)程分配頁表，然后新分配的頁表指向父進(jìn)程的頁面，同時這些頁面是只讀的。當(dāng)進(jìn)程向這些頁面進(jìn)行寫入的時候，會開啟保護(hù)錯誤。內(nèi)核發(fā)現(xiàn)寫入操作后，會為進(jìn)程分配一個副本，使得寫入時把數(shù)據(jù)復(fù)制到這個副本上，這個副本是共享的，這種方式稱為  寫入時復(fù)制(copy on write)，這種方式避免了在同一塊內(nèi)存區(qū)域維護(hù)兩個副本的必要，節(jié)省內(nèi)存空間。

在子進(jìn)程開始運行后，操作系統(tǒng)會調(diào)用 exec 系統(tǒng)調(diào)用，內(nèi)核會進(jìn)行查找驗證可執(zhí)行文件，把參數(shù)和環(huán)境變量復(fù)制到內(nèi)核，釋放舊的地址空間。

現(xiàn)在新的地址空間需要被創(chuàng)建和填充。如果系統(tǒng)支持映射文件，就像 Unix  系統(tǒng)一樣，那么新的頁表就會創(chuàng)建，表明內(nèi)存中沒有任何頁，除非所使用的頁面是堆棧頁，其地址空間由磁盤上的可執(zhí)行文件支持。新進(jìn)程開始運行時，立刻會收到一個缺頁異常(page  fault)，這會使具有代碼的頁面加載進(jìn)入內(nèi)存。最后，參數(shù)和環(huán)境變量被復(fù)制到新的堆棧中，重置信號，寄存器全部清零。新的命令開始運行。

下面是一個示例，用戶輸出 ls，shell 會調(diào)用 fork 函數(shù)復(fù)制一個新進(jìn)程，shell 進(jìn)程會調(diào)用 exec 函數(shù)用可執(zhí)行文件 ls  的內(nèi)容覆蓋它的內(nèi)存。

Linux 線程

現(xiàn)在我們來討論一下 Linux  中的線程，線程是輕量級的進(jìn)程，想必這句話你已經(jīng)聽過很多次了，輕量級體現(xiàn)在所有的進(jìn)程切換都需要清除所有的表、進(jìn)程間的共享信息也比較麻煩，一般來說通過管道或者共享內(nèi)存，如果是  fork 函數(shù)后的父子進(jìn)程則使用共享文件，然而線程切換不需要像進(jìn)程一樣具有昂貴的開銷，而且線程通信起來也更方便。線程分為兩種：用戶級線程和內(nèi)核級線程

用戶級線程

用戶級線程避免使用內(nèi)核，通常，每個線程會顯示調(diào)用開關(guān)，發(fā)送信號或者執(zhí)行某種切換操作來放棄  CPU，同樣，計時器可以強制進(jìn)行開關(guān)，用戶線程的切換速度通常比內(nèi)核線程快很多。在用戶級別實現(xiàn)線程會有一個問題，即單個線程可能會壟斷 CPU  時間片，導(dǎo)致其他線程無法執(zhí)行從而 餓死。如果執(zhí)行一個 I/O 操作，那么 I/O 會阻塞，其他線程也無法運行。

一種解決方案是，一些用戶級的線程包解決了這個問題?？梢允褂脮r鐘周期的監(jiān)視器來控制第一時間時間片獨占。然后，一些庫通過特殊的包裝來解決系統(tǒng)調(diào)用的 I/O  阻塞問題，或者可以為非阻塞 I/O 編寫任務(wù)。

內(nèi)核級線程

內(nèi)核級線程通常使用幾個進(jìn)程表在內(nèi)核中實現(xiàn)，每個任務(wù)都會對應(yīng)一個進(jìn)程表。在這種情況下，內(nèi)核會在每個進(jìn)程的時間片內(nèi)調(diào)度每個線程。

所有能夠阻塞的調(diào)用都會通過系統(tǒng)調(diào)用的方式來實現(xiàn)，當(dāng)一個線程阻塞時，內(nèi)核可以進(jìn)行選擇，是運行在同一個進(jìn)程中的另一個線程(如果有就緒線程的話)還是運行一個另一個進(jìn)程中的線程。

從用戶空間 -> 內(nèi)核空間 ->  用戶空間的開銷比較大，但是線程初始化的時間損耗可以忽略不計。這種實現(xiàn)的好處是由時鐘決定線程切換時間，因此不太可能將時間片與任務(wù)中的其他線程占用時間綁定到一起。同樣，I/O  阻塞也不是問題。

混合實現(xiàn)

結(jié)合用戶空間和內(nèi)核空間的優(yōu)點，設(shè)計人員采用了一種內(nèi)核級線程的方式，然后將用戶級線程與某些或者全部內(nèi)核線程多路復(fù)用起來

在這種模型中，編程人員可以自由控制用戶線程和內(nèi)核線程的數(shù)量，具有很大的靈活度。采用這種方法，內(nèi)核只識別內(nèi)核級線程，并對其進(jìn)行調(diào)度。其中一些內(nèi)核級線程會被多個用戶級線程多路復(fù)用。

Linux 調(diào)度

下面我們來關(guān)注一下 Linux 系統(tǒng)的調(diào)度算法，首先需要認(rèn)識到，Linux 系統(tǒng)的線程是內(nèi)核線程，所以 Linux  系統(tǒng)是基于線程的，而不是基于進(jìn)程的。

為了進(jìn)行調(diào)度，Linux 系統(tǒng)將線程分為三類

• 實時先入先出

• 實時輪詢

• 分時

實時先入先出線程具有最高優(yōu)先級，它不會被其他線程所搶占，除非那是一個剛剛準(zhǔn)備好的，擁有更高優(yōu)先級的線程進(jìn)入。實時輪轉(zhuǎn)線程與實時先入先出線程基本相同，只是每個實時輪轉(zhuǎn)線程都有一個時間量，時間到了之后就可以被搶占。如果多個實時線程準(zhǔn)備完畢，那么每個線程運行它時間量所規(guī)定的時間，然后插入到實時輪轉(zhuǎn)線程末尾。

“ 注意這個實時只是相對的，無法做到絕對的實時，因為線程的運行時間無法確定。它們相對分時系統(tǒng)來說，更加具有實時性

Linux 系統(tǒng)會給每個線程分配一個 nice 值，這個值代表了優(yōu)先級的概念。nice 值默認(rèn)值是 0 ，但是可以通過系統(tǒng)調(diào)用 nice  值來修改。修改值的范圍從 -20 - +19。nice 值決定了線程的靜態(tài)優(yōu)先級。一般系統(tǒng)管理員的 nice 值會比一般線程的優(yōu)先級高，它的范圍是 -20 -  -1。

下面我們更詳細(xì)的討論一下 Linux 系統(tǒng)的兩個調(diào)度算法，它們的內(nèi)部與調(diào)度隊列(runqueue)  的設(shè)計很相似。運行隊列有一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)用來監(jiān)視系統(tǒng)中所有可運行的任務(wù)并選擇下一個可以運行的任務(wù)。每個運行隊列和系統(tǒng)中的每個 CPU 有關(guān)。

Linux O(1) 調(diào)度器是歷史上很流行的一個調(diào)度器。這個名字的由來是因為它能夠在常數(shù)時間內(nèi)執(zhí)行任務(wù)調(diào)度。在 O(1)  調(diào)度器里，調(diào)度隊列被組織成兩個數(shù)組，一個是任務(wù)正在活動的數(shù)組，一個是任務(wù)過期失效的數(shù)組。如下圖所示，每個數(shù)組都包含了 140  個鏈表頭，每個鏈表頭具有不同的優(yōu)先級。

大致流程如下：

調(diào)度器從正在活動數(shù)組中選擇一個優(yōu)先級最高的任務(wù)。如果這個任務(wù)的時間片過期失效了，就把它移動到過期失效數(shù)組中。如果這個任務(wù)阻塞了，比如說正在等待 I/O  事件，那么在它的時間片過期失效之前，一旦 I/O 操作完成，那么這個任務(wù)將會繼續(xù)運行，它將被放回到之前正在活動的數(shù)組中，因為這個任務(wù)之前已經(jīng)消耗一部分 CPU  時間片，所以它將運行剩下的時間片。當(dāng)這個任務(wù)運行完它的時間片后，它就會被放到過期失效數(shù)組中。一旦正在活動的任務(wù)數(shù)組中沒有其他任務(wù)后，調(diào)度器將會交換指針，使得正在活動的數(shù)組變?yōu)檫^期失效數(shù)組，過期失效數(shù)組變?yōu)檎诨顒拥臄?shù)組。使用這種方式可以保證每個優(yōu)先級的任務(wù)都能夠得到執(zhí)行，不會導(dǎo)致線程饑餓。

在這種調(diào)度方式中，不同優(yōu)先級的任務(wù)所得到 CPU 分配的時間片也是不同的，高優(yōu)先級進(jìn)程往往能得到較長的時間片，低優(yōu)先級的任務(wù)得到較少的時間片。

這種方式為了保證能夠更好的提供服務(wù)，通常會為 交互式進(jìn)程 賦予較高的優(yōu)先級，交互式進(jìn)程就是用戶進(jìn)程。

Linux 系統(tǒng)不知道一個任務(wù)究竟是 I/O 密集型的還是 CPU 密集型的，它只是依賴于交互式的方式，Linux 系統(tǒng)會區(qū)分是靜態(tài)優(yōu)先級 還是  動態(tài)優(yōu)先級。動態(tài)優(yōu)先級是采用一種獎勵機制來實現(xiàn)的。獎勵機制有兩種方式：獎勵交互式線程、懲罰占用 CPU 的線程。在 Linux O(1)  調(diào)度器中，最高的優(yōu)先級獎勵是 -5，注意這個優(yōu)先級越低越容易被線程調(diào)度器接受，所以最高懲罰的優(yōu)先級是 +5。具體體現(xiàn)就是操作系統(tǒng)維護(hù)一個名為 sleep_avg  的變量，任務(wù)喚醒會增加 sleep_avg 變量的值，當(dāng)任務(wù)被搶占或者時間量過期會減少這個變量的值，反映在獎勵機制上。

“ O(1) 調(diào)度算法是 2.6 內(nèi)核版本的調(diào)度器，最初引入這個調(diào)度算法的是不穩(wěn)定的 2.5  版本。早期的調(diào)度算法在多處理器環(huán)境中說明了通過訪問正在活動數(shù)組就可以做出調(diào)度的決定。使調(diào)度可以在固定的時間 O(1) 完成。

O(1) 調(diào)度器使用了一種 啟發(fā)式 的方式，這是什么意思?

“ 在計算機科學(xué)中，啟發(fā)式是一種當(dāng)傳統(tǒng)方式解決問題很慢時用來快速解決問題的方式，或者找到一個在傳統(tǒng)方法無法找到任何精確解的情況下找到近似解。

O(1) 使用啟發(fā)式的這種方式，會使任務(wù)的優(yōu)先級變得復(fù)雜并且不完善，從而導(dǎo)致在處理交互任務(wù)時性能很糟糕。

為了改進(jìn)這個缺點，O(1) 調(diào)度器的開發(fā)者又提出了一個新的方案，即 公平調(diào)度器(Completely Fair Scheduler, CFS)。CFS  的主要思想是使用一顆紅黑樹作為調(diào)度隊列。

“ 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)太重要了。

CFS 會根據(jù)任務(wù)在 CPU 上的運行時間長短而將其有序地排列在樹中，時間精確到納秒級。下面是 CFS 的構(gòu)造模型

CFS 的調(diào)度過程如下：

CFS 算法總是優(yōu)先調(diào)度哪些使用 CPU 時間最少的任務(wù)。最小的任務(wù)一般都是在最左邊的位置。當(dāng)有一個新的任務(wù)需要運行時，CFS  會把這個任務(wù)和最左邊的數(shù)值進(jìn)行對比，如果此任務(wù)具有最小時間值，那么它將進(jìn)行運行，否則它會進(jìn)行比較，找到合適的位置進(jìn)行插入。然后 CPU  運行紅黑樹上當(dāng)前比較的最左邊的任務(wù)。

在紅黑樹中選擇一個節(jié)點來運行的時間可以是常數(shù)時間，但是插入一個任務(wù)的時間是 O(loog(N))，其中 N  是系統(tǒng)中的任務(wù)數(shù)。考慮到當(dāng)前系統(tǒng)的負(fù)載水平，這是可以接受的。

調(diào)度器只需要考慮可運行的任務(wù)即可。這些任務(wù)被放在適當(dāng)?shù)恼{(diào)度隊列中。不可運行的任務(wù)和正在等待的各種 I/O  操作或內(nèi)核事件的任務(wù)被放入一個等待隊列中。等待隊列頭包含一個指向任務(wù)鏈表的指針和一個自旋鎖。自旋鎖對于并發(fā)處理場景下用處很大。

Linux 系統(tǒng)中的同步

下面來聊一下 Linux 中的同步機制。早期的 Linux 內(nèi)核只有一個 大內(nèi)核鎖(Big Kernel Lock,BKL)  。它阻止了不同處理器并發(fā)處理的能力。因此，需要引入一些粒度更細(xì)的鎖機制。

Linux 提供了若干不同類型的同步變量，這些變量既能夠在內(nèi)核中使用，也能夠在用戶應(yīng)用程序中使用。在地層中，Linux 通過使用 atomic_set 和  atomic_read 這樣的操作為硬件支持的原子指令提供封裝。硬件提供內(nèi)存重排序，這是 Linux 屏障的機制。

具有高級別的同步像是自旋鎖的描述是這樣的，當(dāng)兩個進(jìn)程同時對資源進(jìn)行訪問，在一個進(jìn)程獲得資源后，另一個進(jìn)程不想被阻塞，所以它就會自旋，等待一會兒再對資源進(jìn)行訪問。Linux  也提供互斥量或信號量這樣的機制，也支持像是 mutex_tryLock 和 mutex_tryWait  這樣的非阻塞調(diào)用。也支持中斷處理事務(wù)，也可以通過動態(tài)禁用和啟用相應(yīng)的中斷來實現(xiàn)。

Linux 啟動

下面來聊一聊 Linux 是如何啟動的。

當(dāng)計算機電源通電后，BIOS會進(jìn)行開機自檢(Power-On-Self-Test,  POST)，對硬件進(jìn)行檢測和初始化。因為操作系統(tǒng)的啟動會使用到磁盤、屏幕、鍵盤、鼠標(biāo)等設(shè)備。下一步，磁盤中的第一個分區(qū)，也被稱為 MBR(Master Boot  Record) 主引導(dǎo)記錄，被讀入到一個固定的內(nèi)存區(qū)域并執(zhí)行。這個分區(qū)中有一個非常小的，只有 512 字節(jié)的程序。程序從磁盤中調(diào)入 boot 獨立程序，boot  程序?qū)⒆陨韽?fù)制到高位地址的內(nèi)存從而為操作系統(tǒng)釋放低位地址的內(nèi)存。

復(fù)制完成后，boot 程序讀取啟動設(shè)備的根目錄。boot 程序要理解文件系統(tǒng)和目錄格式。然后 boot  程序被調(diào)入內(nèi)核，把控制權(quán)移交給內(nèi)核。直到這里，boot 完成了它的工作。系統(tǒng)內(nèi)核開始運行。

內(nèi)核啟動代碼是使用匯編語言完成的，主要包括創(chuàng)建內(nèi)核堆棧、識別 CPU 類型、計算內(nèi)存、禁用中斷、啟動內(nèi)存管理單元等，然后調(diào)用 C 語言的 main  函數(shù)執(zhí)行操作系統(tǒng)部分。

這部分也會做很多事情，首先會分配一個消息緩沖區(qū)來存放調(diào)試出現(xiàn)的問題，調(diào)試信息會寫入緩沖區(qū)。如果調(diào)試出現(xiàn)錯誤，這些信息可以通過診斷程序調(diào)出來。

然后操作系統(tǒng)會進(jìn)行自動配置，檢測設(shè)備，加載配置文件，被檢測設(shè)備如果做出響應(yīng)，就會被添加到已鏈接的設(shè)備表中，如果沒有相應(yīng)，就歸為未連接直接忽略。

配置完所有硬件后，接下來要做的就是仔細(xì)手工處理進(jìn)程0，設(shè)置其堆棧，然后運行它，執(zhí)行初始化、配置時鐘、掛載文件系統(tǒng)。創(chuàng)建 init 進(jìn)程(進(jìn)程 1 ) 和  守護(hù)進(jìn)程(進(jìn)程 2)。

init 進(jìn)程會檢測它的標(biāo)志以確定它是否為單用戶還是多用戶服務(wù)。在前一種情況中，它會調(diào)用 fork 函數(shù)創(chuàng)建一個 shell  進(jìn)程，并且等待這個進(jìn)程結(jié)束。后一種情況調(diào)用 fork 函數(shù)創(chuàng)建一個運行系統(tǒng)初始化的 shell 腳本(即  /etc/rc)的進(jìn)程，這個進(jìn)程可以進(jìn)行文件系統(tǒng)一致性檢測、掛載文件系統(tǒng)、開啟守護(hù)進(jìn)程等。

然后 /etc/rc 這個進(jìn)程會從 /etc/ttys 中讀取數(shù)據(jù)，/etc/ttys 列出了所有的終端和屬性。對于每一個啟用的終端，這個進(jìn)程調(diào)用  fork 函數(shù)創(chuàng)建一個自身的副本，進(jìn)行內(nèi)部處理并運行一個名為 getty 的程序。

getty 程序會在終端上輸入

login:

等待用戶輸入用戶名，在輸入用戶名后，getty 程序結(jié)束，登陸程序 /bin/login 開始運行。login 程序需要輸入密碼，并與保存在  /etc/passwd 中的密碼進(jìn)行對比，如果輸入正確，login 程序以用戶 shell 程序替換自身，等待第一個命令。如果不正確，login  程序要求輸入另一個用戶名。

整個系統(tǒng)啟動過程如下

上述內(nèi)容就是怎么解析Linux進(jìn)程，你們學(xué)到知識或技能了嗎？如果還想學(xué)到更多技能或者豐富自己的知識儲備，歡迎關(guān)注億速云行業(yè)資訊頻道。