linux进程管理
一、进程数据结构和组织
二、进程切换
三、进程创建
四、进程调度
进程是一个程序运行的实例，操作系统通过并行和并发的运行多个进程实现多个任务的并行处理；从系统资源的角度看，多个进程同时运行时，操作系统以进程为单位来分配系统资源（比如CPU时间、内存等）；
进程作为系统资源分配的实体，而调度的基本单位是线程；在linux中，对于有多个用户态线程的进程，linux中用轻量级进程来实现这些用户态线程，然后将轻量级进程和内核态线程对应起来，这样轻量级进程之间就可以共享进程的内存地址空间、打开文件集等资源，并且可以被独立调度；
一、linux进程数据结构和组织
Linux通过进程描述符task_struct来管理进程，描述符里面包括了系统给进程分配的资源情况（比如内存描述符、打开的文件等）；每个进程都有一个唯一的进程标识符PID，存放在进程描述符的pid字段中，同一个进程的所有线程有相同的PID；
对于每个进程，内核都要在内核地址空间给进程分配两个连续页框（可以配置成非连续页框），这个连续页框用于存放两个数据结构，一个是线程描述符thread_info（其中thread_info结构体的成员包括进程描述符指针），另一个是内核态的进程堆栈，这样进程切换到内核态后，就可以通过esp寄存器找到进程描述符；
进程的状态：进程描述符的state字段描述了进程当前所处的状态；进程状态有：可运行状态、可中断的等待状态、不可中断的等待状态、暂停状态、跟踪状态、僵死状态、僵死撤销状态；
进程描述符组织：linux把所有进程的进程描述符放在一个进程链表里面，进程链表的头是init_task；对于可运行状态的进程，linux用单独的链表来组织，为了提高调度程序的运行速度，建立多个可运行进程链表，每个进程优先权对应一个进程链表，并且每个cpu都有这样一组可运行进程链表；
等待队列：对于等待特殊事件而暂时休眠的可运行进程，linux引入了等待队列机制来组织这些进程，等待队列实现了在事件上的条件等待，希望等待特定事件的进程把自己放进合适的等待队列，并放弃CPU控制权，然后，事件完成后，由另外一个流程唤醒，大致流程如下：
wait_queue_t wait; --- 定义一个等待队列成员
init_waitqueue_entry(&wait, current); --- 初始化等待队列成员
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; --- 进程状态设置为不可中断唤醒
add_wait_queue(wq, &wait); --- 把进程加入等待队列wq
schedule(); --- 调度进程，放弃CPU控制权
remove_wait_queue(wq, &wait); --- 进程重新运行，从等待队列移出
二、进程切换
每个进程都是自己独立的地址空间，运行时独占CPU的资源（比如CPU的寄存器），并且CPU的寻址都在这个进程的地址空间中进行；因此，进程切换时主要得完成两个步骤：第一、将页全局目录切换到新进程的页全局目录，这样CPU就可以在新进程的地址空间寻址；第二、把CPU的硬件上下文保存起来，这样下次才可以在切换的点继续运行下去，这个硬件上下文主要是CPU的寄存器，其中大部分寄存器保存在进程描述符一个类型为thread_struct的thread字段，部分诸如eax、ebx等通用寄存器保存在内核堆栈中；
需要指出的是，多线程的应用进程有多个轻量级进程，如果进程切换在同一个进程的轻量级进程之间进行，那么因为这些轻量级进程共享进程的地址空间，因此切换时不需要切换也全局目录，只需要切换硬件上下文即可；
三、 进程创建
Linux进程的创建策略是，基于已有进程创建，通过复制已有进程的数据结构创建新进程，期间通过clone标志控制如何复制这些数据结构，进程创建完成后，可以被调度运行，不过运行起来的代码和父进程是一样的，需要调用excve等函数加载子进程的可执行文件，如果创建的是轻量级进程，那么就是线程，指定线程的回调函数即可，不用excve加载可执行文件；
因此程序创建的进程具有父/子关系，子进程之间具有兄弟关系；进程0和进程1是由内核创建，进程1（init）是所有进程的祖先；
创建子进程的函数是clone()、fork()及vfork()；这些函数会建立进程的堆栈、进程描述符以及进程需要的其他数据结构，函数返回后，创建的进程已经可以被调度运行，关键的几个步骤如下：
- 查找pidmap_array位图给子进程分配新的PID；
- 调用__unlazy_fpu()，把FPU、MMX和SSE/SSE2寄存器的内容保存到父进程的thread_info结构中；
- 执行alloc_task_struct()宏，为新进程获取进程描述符，然后把current进程描述符的内容复制到刚获取的进程描述符中；
- 执行alloc_thread_info宏获取一块空闲内存区，用来存放新进程的thread_info结构和内核栈，然后把current进程的thread_info描述符的内容复制到刚分配的thread_info结构中；
- 检测进程数量是否超过限制；
- 初始化子进程描述符中的list_head数据结构和自旋锁，并为与挂起信号、定时器及时间统计表相关的几个字段赋值；
- 调用copy_semundo()、copy_files()、copy_fs()、copy_sighand()、copy_signal()、copy_mm()和copy_namespace()创建新的数据结构，并把父进程相应数据结构的值复制到新数据结构中；
- 调用copy_thread()，用clone()系统调用时CPU寄存器的值来初始化子进程的内核栈，子进程描述符的thread.esp字段初始化为子进程内核栈的基地址；
- 调用sched_fork()完成对新进程调度程序数据结构的初始化，该函数把新进程的状态设置为TASK_RUNNING，并把thread_info结构的preempt_count字段设置为1，从而禁止内核抢占，为了保证公平的进程调度，该函数在父子进程之间共享父进程的时间片；
- 执行SET_LINKS宏，把新进程描述符插入进程链表；
- 新进程已经被加入进程集合，递增nr_threads变量的值，递增total_forks变量以记录被创建的进程的数量，至此，子进程已经处于可运行状态，但是限制子进程还在运行队列中，需要调度程序调度才能运行，当调度程序调度到子进程时，把子进程thread中的值加载到对应的CPU寄存器，特别是把thread.esp装入esp寄存器，把函数ret_from_fork()的地址装入eip寄存器，用存放在栈中的值再装载所有的寄存器，并强迫CPU返回到用户态，然后在fork()、vfork()或clone()函数返回时，新进程开始运行，函数的返回值放在eax寄存器中，返回给子进程的值是0，返回给父进程的值是子进程的PID，应用程序的编写可以基于这个事实，在fork()、vfork()或clone()函数返回的地方加个if/else条件判断子进程和父进程的不同流程；
四、进程调度
Linux进程的调度策略是进程响应时间尽可能快，后台作业的吞吐量尽可能高，尽可能避免进程的饥饿现象，低优先级和高优先级进程尽可能调和；
Linux的调度基于分时技术，给每个进程分配时间片，时间片到期时，进程切换动作就会发生；每个进程都有一个调度优先级，对于可抢占的linux（也可以配置成不可抢占的系统），当高优先级的进程进入可运行状态时，就可以抢占低优先级的进程，比如一个文本编辑进程，当用户敲键盘后，触发中断，内核唤醒文本编辑进程，并且确定文本编辑进程的优先级比current进程高，那么就会把文本编辑进程的TIF_NEED_RESCHED标志设置，这样内核处理完中断后就会激活调度程序；
Linux对不同的进程采用不同的调度策略，目前有5种类型的进程，停机调度类进程、期限调度类进程、实时调度类进程、公平调度类进程、空闲调度类进程，这5类进程优先级从高到低；
停机调度类：优先级最高，可以抢占其他所有进程，但是不能抢占停机进程，目前只有迁移进程属于停机调度类，每个处理器有一个迁移进程，迁移进程的任务是把进程从当前处理器迁移到其他处理器，对外伪装成实时优先级是99的先进先出实时进程；停机进程没有时间片，如果不主动让出处理器，那么就一直霸占处理器；
期限调度类：优先级是-1，比实时调度类优先级高，但是比停机调度类优先级低；如下图所示，每个周期运行一次，在截至期限之前执行完；
实时调度类：用于实时进程的调度，实时进程的优先级是1~99；有两种调度方式，一种是先进先出调度策略，这种调度策略，每次进程运行完时间片后，都是放到对应优先级队列的队首，那么如果没有高优先级的进程，处理器会继续选择这个进程运行，直到这个进程主动放弃cpu，那么同优先级的进程就没有机会运行；另一种策略是轮流调度，每次时间片运行完后，把进程放到队列尾部，这样同优先级的进程就有机会运行；
公平调度类：用于普通进程的调度，普通进程的优先级是100~139；使用完全公平调度算法，这种算法引入了虚拟运行时间的概念：虚拟运行时间 = 实际运行时间 X nice 0对应的权重 / 进程的权重；优先级越高，进程的权重就越大，那么实际运行时间相同的情况下，虚拟运行时间就越小；完全公平调度算法使用红黑树把进程按虚拟运行时间从小到大排序，每次调度时选择虚拟运行时间最小的进程；
空闲调度类：针对空闲线程，每个处理器有一个空闲线程，仅当没有其他进程可以调度的时候，才会调度空闲线程；
参考资料：
《深入理解linux内核》
《linux内核深度解析》
