Linux進程管理知識整理

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1、進程有哪些狀態？什麼是進程的可中斷等待狀態？進程退出後為什麼要等待調度器刪除其task_struct結構？進程的退出狀態有哪些？

TASK_RUNNING（可運行狀態）

TASK_INTERRUPTIBLE（可中斷等待狀態）

TASK_UNINTERRUPTIBLE（不可中斷等待狀態）

TASK_STOPPED（進程被其它進程設定為暫停狀態）

TASK_TRACED（進程被調試器設定為暫停狀態）

TASK_DEAD（退出狀態）

進程由於所需資源得不到滿足，從而進入等待隊列，但是該狀態能夠被訊號中斷。比如當一個正在啟動並執行進程因進行磁碟I/O操作而進入可中斷等待狀態 時，在I/O操作完成之前，使用者可以向該進程發送SIGKILL，從而使該進程提前結束等待狀態，進入可運行態，以便響應SIGKILL，執行進程退出代 碼，從而結束該進程。

當進程退出時（例如調用exit或者從main函數返回），需要向父進程發送訊號，父進程進行訊號處理時，需要擷取子進程的資訊，因此這時不能刪除 子進程的task_struct。另外每個進程都有一個核心態的堆棧，當進程調用exit()時，在切換到另外一個進程前，總是要使用核心態堆棧，因此當 進程調用exit()時，完成必要的處理後，就把state設定為TASK_DEAD，並切換到其他進程。當順利地切換到其他進程後，由於該進程的狀態設 置為TASK_DEAD，因此這個進程不會被調度，之後當調度器檢查到狀態為TASK_DEAD的進程時，就會刪除這個進程的task_struct結 構，這樣這個進程就徹底的消失了。

EXIT_ZOMBIE（僵死進程）：父進程等待子進程結束時發送的SIGCHLD訊號（預設情況下，建立進程都會設定在進程退出的時候向父進程發送訊號的標誌，除非建立的是輕權進程），此時子進程已退出，並且SIGCHLD訊號已經發送，但是父進程還沒有被調度運行；EXIT_DEAD（僵死撤銷狀態）：父進程對子進程的退出訊號“沒興趣”，或者在子進程退出時，父進程通過waitpid()調用等待子進程的SIGCHLD訊號。

2、殭屍進程

1) 怎麼產生殭屍進程

一個進程在調用exit命令結束自己的時候，其實它並沒有真正的被銷毀，只是進程不能被調度並處於EXIT_ZOMBIE狀態，它佔用的所有記憶體就 是核心棧、thread_info結構和task_struct結構。此時進程存在的唯一目的就是向它的父進程提供資訊，如果它的父進程沒有調用wait 或waitpid等待子進程結束，又沒有顯示地忽略該訊號，那麼它就一直保持EXIT_ZOMBIE狀態。

2) 怎麼查看殭屍進程

利用命令ps，看到有標記為Z的進程就是殭屍進程。

3) 怎麼清理殭屍進程

• 父進程可以調用waitpid、wait函數來等待子進程結束
• 把父進程殺掉，父進程死後，殭屍進程成為“孤兒進程”，過繼給init進程，init進程始終負責清理殭屍進程，它產生的所有殭屍進程也跟著消失。

3、PID管理

在Linux系統中用pid結構體來標識一個進程，通過pidmap位元影像來管理所有的進程號(即pid：與前面的pid結構體不是同一個意思)，目 的就是要更快的找到目標進程。用pid結構體來表示進程的優點：比直接用數字pid_t更容易管理(進程退出時pid回收再分配效率高)，比直接用 task_struct標識進程佔用空間小。

pid結構體如下所示：

1. struct pid 
2. { 
3. atomic_t count; 
4. int nr;                          /*存放pid數值*/ 
5. struct hlist_node pid_chain;        /*把該pid鏈到雜湊表中*/ 
6. struct hlist_head tasks[PIDTYPE_MAX]; 
7. struct rcu_head rcu; 
8. }; 

因為對於32位系統來說，預設最大的pid為32768，由於pidmap位元影像中每一位表示這個pid是否可用，共需要32768位，正好一個物理頁的大小(4*1024*8)。

pidmap結構體如下所示：

1. struct pidmap { 
2.        /* 
3.         *這個變數用來統計這個結構體對應的一頁實體記憶體中有多少個位 
4.             *是0的，即空閑pid的數量 
5.         */ 
6.        atomic_t nr_free;  
7.        void *page;      /*這個就是指向存放這個位元影像的記憶體頁的指標*/ 
8. }; 

下面首先來看Linux核心啟動之初在start_kernel函數中對pidmap位元影像的初始化函數pidmap_init如下所示：

1. void __init pidmap_init(void) 
2. { 
3.    /*申請一頁實體記憶體，並初始化為0*/ 
4. init_pid_ns.pidmap[0].page = kzalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL); 
5.   /*將第0位設定為1，表示當前進程使用pid為0，即現在就是0號進程*/ 
6. set_bit(0, init_pid_ns.pidmap[0].page); 
7.    /*同時更新nr_free統計空閑pid的值*/ 
8. atomic_dec(&init_pid_ns.pidmap[0].nr_free); 
9. pid_cachep = KMEM_CACHE(pid, SLAB_PANIC); 
10. } 

再來看Linux核心啟動之初在start_kernel函數中對pid hash表的初始化函數pidhash_init如下所示：

1. void __init pidhash_init(void) 
2. { 
3. int i, pidhash_size; 
4.    /* 
5.     *nr_kernel_pages表示核心記憶體總頁數，就是系統DMA和NORMAL內 
6.         *存頁區的實際實體記憶體總頁數 
7.     *megabytes：統計的是核心記憶體有多少MB 
8.     */ 
9. unsigned long megabytes = nr_kernel_pages >> (20 - PAGE_SHIFT); 
10.   /*從下面兩行代碼可以看出pidhash_shift是在4~12之間的*/ 
11. pidhash_shift = max(4, fls(megabytes * 4)); 
12. pidhash_shift = min(12, pidhash_shift); 
13. pidhash_size = 1 << pidhash_shift; 
14. printk("PID hash table entries: %d (order: %d, %Zd bytes)\n", 
15. pidhash_size, pidhash_shift, 
16. pidhash_size * sizeof(struct hlist_head)); 
17.    /* 
18.    *由alloc_bootmem可知pid_hash是在低端實體記憶體申請的，由於 
19.        *pidhash_init函數是在mem_init函數執行之前被調用的，所以這裡申請  
20.        *的記憶體是不會被回收的 
21.    */ 
22. pid_hash = alloc_bootmem(pidhash_size * sizeof(*(pid_hash))); 
23. if (!pid_hash) 
24. panic("Could not alloc pidhash!\n"); 
25. for (i = 0; i < pidhash_size; i++) 
26.        /*初始化每個表的每個表項的鏈表*/ 
27. INIT_HLIST_HEAD(&pid_hash[i]); 
28. } 

總結：核心維護兩個資料結構來維護進程號pid，一個是雜湊表pid_hash，還有一個位元影像pidmap。在 do_fork()中每調用一次alloc_pid(),首先會通過調用alloc_pidmap()修改相應的位元影像，該函數的主要思想是：last記錄 上次分配的pid，此次分配的pid為last+1，如果pid超出最大值，那麼就迴圈回到最初值(RESERVED_PIDS)，然後測試pidmap 上該pid所對應的bit是否為0，直到找到為止。其次通過hlist_add_head_rcu函數在pid_hash表中增加一項。

4、進程的堆棧

一個進程有兩個堆棧：使用者態堆棧和核心態堆棧。使用者態堆棧的空間指向使用者地址空間，核心態堆棧的空間指向核心地址空間。

當進程由於中斷或系統調用從使用者態(進程在執行使用者自己的代碼)轉換到核心態(進程在執行核心代碼)時，進程所使用的棧也要從使用者棧切換到核心棧。

使用者棧向核心棧的切換：進入核心態後，首先把使用者態的堆棧地址儲存在核心堆棧中，然後設定堆棧指標寄存器的地址為核心棧地址。

核心棧向使用者棧的切換：把儲存在核心棧中的使用者棧地址恢複到堆棧指標寄存器即可。

5、Linux下進程與線程的區別

1）進程是資源分派的基本單位，線程是CPU調度的基本單位

2）進程有獨立的地址空間，線程有自己的堆棧和局部變數，但是沒有獨立的地址空間(同一個進程內的線程共用進程的地址空間)

6、寫時拷貝機制(copy on write)

為了節約實體記憶體，在調用fork()產生新進程時，新進程與原進程會共用同一實體記憶體區（調用clone()建立線程，還會共用虛擬位址空間），只有當其中一進程進行寫操作時，系統才會為其另外分配實體記憶體頁面，這就是寫時拷貝機制。

詳細解釋如下：當進程A使用系統調用fork()建立一個子進程B時，由於子進程B實際上是父進程A的一個拷 貝，因此會擁有與父進程相同的物理頁面。為了節約記憶體和加快建立速度的目標，fork()函數會讓子進程B以唯讀方式共用父進程A的物理頁面，同時將父進 程A對這些物理頁面的存取權限也設為唯讀，這樣，當父進程A或子進程B任何一方對這些已共用的物理頁面執行寫操作時，都會產生頁面出錯異常中斷，此時 CPU會執行系統提供的異常處理函數do_wp_page()來解決這個異常，do_wp_page()會對這塊導致寫入異常中斷的物理頁面不共用操 作，為寫進程複製一份新的物理頁面。最後，從異常處理函數返回時，CPU就會重新執行剛才導致異常的寫入操作指令，使進程繼續執行下去。

7、0號進程的建立

核心啟動時“手工”建立了0號進程，即swapper進程，這是一個核心態進程，它的頁表swapper_pg_dir和核心態堆棧是在核心啟動建立的，這個進程定義如下：

1. struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task); 

init_task的各種進程資來源物件都是通過INIT_xxx進程初始化的，在start_kernel()的最後由rest_init()函數 調用kernel_thread()函數，以swapper進程為“模板”建立了kernel_init核心進程，之後這個進程會建立init進程，執行 /sbin//-init檔案，從而把啟動過程傳遞到使用者態。而swapper進程則執行cpu_idle()函數讓出CPU，以後如果沒有任何就緒的進 程可調度執行，就會調度swapper進程，執行cpu_idle()函數，這個函數將調用tick_nohz_stop_sched_tick()進入 tickless狀態。

8、進程的切換

1) 主動切換

• 當前進程主動進行可能引起阻塞的I/O操作，此時當前進程被設定為等待狀態，加入到相關資源的等待隊列，並調用schedule()函數讓出CPU。
• 進程主動通過exit系統調用退出。

2) 被動切換

• 時間片到期
• I/O中斷喚醒了某個I/O等待隊列中的更高優先順序的進程

由於這兩種情況通常發生在時鐘中斷或者其他I/O中斷處理函數中，而中斷上下文環境下不能阻塞進程，所以通常中斷處理常式中通過設定need_resched標誌請求調度，這個調度被延遲到中斷返回處理。

9、Linux系統的處理序間通訊的方式

管道(pipe)：管道是一種半雙工的通訊方式，資料只能單向流動，而且只能在具有親緣關係的進程間使用(進程的親緣關係通常是指父子進程關係)。

具名管道(named pipe)：具名管道也是半雙工的通訊方式，但是它允許無親緣關係進程間的通訊。

訊號量(semophore)：訊號量是一個計數器，可以用來控制多個進程對共用資源的訪問。它常作為一種鎖機制，防止某進程正在訪問共用資源時，其他進程也訪問該資源。因此，主要作為進程間以及同一進程內不同線程之間的同步手段。

訊息佇列(message queue)：訊息佇列就是一個訊息的鏈表，存放在核心中並由訊息佇列標識符標識。訊息佇列克服了訊號傳遞資訊少、管道只能承載無格式位元組流以及緩衝區大小受限等缺點。

訊號(sinal)：訊號是一種比較複雜的通訊方式，用於通知接收進程某個事件已經發生。

共用記憶體(shared memory)：共用記憶體就是映射一段能被其他進程所訪問的記憶體，這段共用記憶體由一個進程建立，但多個進程都可以訪問。共用記憶體是最快的IPC方式，它是針對其他處理序間通訊方式運行效率低而專門設計的。它往往與其他通訊機制，如訊號配合使用，來實現進程間的同步和通訊。

通訊端(socket)：通訊端也是一種處理序間通訊機制，與其他通訊機制不同的是，它可用於不同主機間的進程通訊。

10、Linux進程調度機制

1) 什麼是調度

從就緒的進程中選出最適合的一個來執行

2) 學習調度需要掌握哪些知識點

• 調度策略
• 調度時機
• 調度步驟

3) 調度策略

SCHED_NORMAL：普通的進程

SCHED_FIFO：先入先出的即時進程

SCHED_RR：時間片輪轉的即時進程

4) 調度器類

分為CFS調度類和即時調度類。

• CFS調度類是針對普通進程的，採用的方法是完全摒棄時間片而是分配給進程一個處理器使用比重。
• 即時調度類分為SCHED_FIFO和SCHED_RR。

SCHED_FIFO實現了一種簡單的、先入先出的調度演算法：它不使用時間片，可以一直執行下去，只有更高優先順序的SCHED_FIFO或者 SCHED_RR任務才能搶佔SCHED_FIFO任務。如果有兩個或者更多的同優先順序的SCHED_FIFO進程，它們會輪流執行，但是依然只有在它們 願意讓出處理器時才會退出。

SCHED_RR與SCHED_FIFO大體相同，只是SCHED_RR級的進程在耗盡事先分配給它的時間後就不能再繼續執行了。

5) 調度時機

• 主動式

  在核心中直接調用schedule()：當進程需要等待資源而暫時停止運行時，會把進程的狀態

  設定為等待狀態，並主動請求調度，讓出CPU。

  例：current->state=TASK_INTERRUPTIBLE;

         schedule();

• 被動式

使用者搶佔：核心即將返回使用者空間的時候，如果need_resched標誌被設定，會導致schedule()被調用，此時就會發生使用者搶佔。

核心搶佔：只要重新調度是安全的，那麼核心就可以在任何時間搶佔正在執行的任務。

6) 調度步驟

• 清理當前運行中的進程
• 選擇下一個要啟動並執行進程
• 設定新進程的運行環境
• 進程環境切換

Linux進程管理之問題

1、為什麼調用fork()函數將返回兩次？

這是因為在do_fork->copy_process->copy_thread函數中，將子進程的使用者態堆棧的開始地址設定為父進 程的使用者態堆棧的開始地址，這樣當父子進程從核心態返回到使用者態的時候，返回的地址相同，這就解釋了為什麼fork一次卻返回兩次的原因。

2、為什麼要在task_struct中設定mm和active_mm兩個mm_struct成員呢？

這是由於核心線程沒有使用者態地址空間，所以它的mm設定為NULL，但是由於頁目錄的地址是儲存在mm結構中的，從其他進程切換到這個核心態線程 時，調度器可能需要切換頁表，為此增加了一個active_mm，對於mm為NULL的核心態線程，就借用其他進程的mm_struct，也就是說把它的 active_mm指向其他進程的mm結構，當進行進程切換時，統一使用active_mm就可以了。但是其他進程不是有自己獨立的頁表嗎？由於核心態線 程只使用核心地址空間，因此這不會有問題。

3、有如下說法：1.task_struct的mm成員用來描述3GB使用者態虛擬位址空間；2.核心線程可以借用上一個調用的使用者 進程的mm中的頁表來訪問核心地址空間。如果是這樣的話，那麼task_struct的mm成員能不能描述1GB的核心地址空間？如果不能的話，為什麼會 有2這種說法？

task_struct的mm成員不能描述1GB的核心地址空間，只是因為mm成員中儲存了頁目錄的資訊pgd_t，而且所有進程共用1G的核心態地址空間，所以可以使用上一個使用者進程的mm中的頁表訪問核心地址空間。（什麼意思？）

4、為什麼所有進程共用1G的核心態地址空間？

因為fork()會複製當前進程的task_struct結構，同時會為新進程複製mm結構。此時當前進程的3GB~4GB的核心態虛擬位址對應的 頁表項(頁目錄項)被複製到進程的頁表項(頁目錄項)中，所以說所有進程共用1G核心態地址空間。但是對於使用者態虛擬位址地區，則把它的進程頁表項(頁目 錄項)設定為唯讀，這樣當其中一個進程對其進行寫入操作時，do_page_fault()會分配新的物理頁面，並建立映射，從而實現COW機制。

5、父進程要求子進程退出時發送訊號，那麼父進程要求子線程退出時發送訊號嗎？為什嗎？

父進程不要求子線程退出時發送訊號，這是因為子線程共用父進程的一些資源，所以不需要父進程來擷取這些資訊，也就不需要向父進程發送訊號。這一點可以在do_fork->copy_process

                p->exit_signal=(clone_flags & CLONE_THREAD) ? -1 :(clone_flags &CSIGNAL);

以及do_exit->exit_notify

                if (tsk->exit_signal != -1 && thread_group_empty(tsk)) {

                int signal = tsk->parent == tsk->real_parent ? tsk->exit_signal : SIGCHLD;

            do_notify_parent(tsk, signal);

           } else if (tsk->ptrace) {

             do_notify_parent(tsk, SIGCHLD); 

           }

中看出來。

6、 為什麼子進程退出時，如果父進程沒有調用wait等待子進程結束，則子進程會變成殭屍進程？

分析如下：在核心源碼中有如下的代碼：

                do_exit->exit_notify->

                           state = EXIT_ZOMBIE

                       if (tsk->exit_signal == -1 &&

                            (likely(tsk->ptrace == 0) ||

                            unlikely(tsk->parent->signal->flags & SIGNAL_GROUP_EXIT)))

                         state = EXIT_DEAD;

                       tsk->exit_state = state;

說明如果定義了子進程退出時向父進程發送訊號，則設定進程狀態為EXIT_ZOMBIE，否則為EXIT_DEAD。而子進程退出時一定會向父進程發送

訊號，所以進程的狀態為EXIT_ZOMBIE，如果此時父進程調用wait等待子進程結束的話，由 do_wait->wait_task_zombie函數可以將進程的狀態設定為EXIT_DEAD，並且釋放進程的核心堆棧資源，最後由 put_task_struct將其task_struct結構體釋放掉。否則子進程會變成殭屍進程。

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