Linux进程管理

32位的进程描述符都是task_struct类型结构,它的域包含了与一个进程相关的所有信息。

其中包含指向tty_structfs_structfiles_structmm_structsignal_struct

 

Linux中,任务(task)和进程(process)是两个相同的术语,task_struct其实就是通常所说的"进程控制块"PCB

 

进程的状态:

可运行状态(TASK_RUNNING)、可中断的等待状态(TASK_INTERRUPTIBLE)、不可中断的等待状态(TASK_UNINTERRUPTIBLE)、暂停状态(TASK_STOPPED)、僵死状态(TASK_ZOMBIE)

 

任何类UNIX操作系统允许用户使用一个叫做进程标识符(Process ID,PID)的数来标识进程。PID32位的无符号整数,存放在进程描述符的pid域中。

 

进程必须能同时处理很多进程。Linux能处理多达NR_TASKS个进程。内核在它自己的地址空间保存了一个全局静态数组task,其大小为NR_TASKS。数组中的元素就是进程描述符指针,空指针表示数组项中没有进程描述符。

 

Task数组仅仅包含了进程描述符的指针,而不是描述符本身。因为进程是动态实体,进程描述符被存放在动态内存中,而不是存放在永久性分配给内核的内存区。Linux把每个进程的两个不同的数据结构存放在一个单独8KB的内存区:进程描述符和内核态的进程栈。

 

进程链表:

内核建立了几个进程链表。每个进程链表由指向进程描述符的指针组成。进程描述符的数据结构中包含了一个链表指针(即每个进程用来指向下一个进程的域)

一个双向循环链表把所有现有的进程联系起来,我们叫它为进程链表(process list)。每个进程的prev_tasknext_task域来实现链表。链表的头是init_task描述符,由task数组的第一个元素指向,他是所有进程的祖先

 

运行队列(runqueue):扫描整个进程链表是低效的,引入了可运行状态进程的双向循环链表。

 

进程切换:为了控制进程的执行,内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程,并恢复以前挂起的某个进程的执行。或者叫做任务切换,或者上下文切换。

 

Switch_to宏执行进程切换。它利用了prevnext两个参数:第一个参数是挂起进程的进程描述符指针,而第二个参数是在CPU上要执行的进程的进程描述符指针。Schedule()函数调用这个宏以调度一个新的进程在CPU上运行。

 

当前进程(current宏)

      当一个进程在某个CPU上正在执行时,内核如何获得指向它的task_struct的指针?上面所提到的存储方式为达到这一目的提供了方便。在linux/include/ i386current.h 中定义了current宏,这是一段与体系结构相关的代码:

static inline struct task_struct * get_current(void) 

{

struct task_struct *current;

__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "0" (~8191UL));

return current;

}

   实际上,这段代码相当于如下一组汇编指令(设p是指向当前进程task_struc结构的指针):   

movl $0xffffe000, %ecx 

andl %esp, %ecx

movl %ecx, p

换句话说,仅仅只需检查栈指针的值,而根本无需存取内存,内核就可以导出task_struct结构的地址。  

http://gpg119.blog.163.com/blog/static/9153415320089744136869/

http://www.kerneltravel.net/kernel-book/%E7%AC%AC%E4%BA%94%E7%AB%A0%E8%BF%9B%E7%A8%8B%E8%B0%83%E5%BA%A6/5.3.5.htm

5.4.2    进程切换

      前面所介绍的schedule()中调用了switch_to,这个宏实现了进程之间的真正切换,其代码存放于include/ i386/system.h

1   #define switch_to(prev,next,last) do {                                  \

2 asm volatile("pushl %%esi\n\t" \

3 "pushl %%edi\n\t" \

4 "pushl %%ebp\n\t" \

5 "movl %%esp,%0\n\t" /* save ESP */ \

6 "movl %3,%%esp\n\t" /* restore ESP */ \

7 "movl $1f,%1\n\t" /* save EIP */ \

8 "pushl %4\n\t" /* restore EIP */ \

9 "jmp __switch_to\n" \

10 "1:\t" \

11 "popl %%ebp\n\t" \

12 "popl %%edi\n\t" \

13 "popl %%esi\n\t" \

14 :"=m" (prev->thread.esp),"=m" (prev->thread.eip), \

15 "=b" (last) \

16 :"m" (next->thread.esp),"m" (next->thread.eip), \

17 "a" (prev), "d" (next), \

18 "b" (prev)); \

19 } while (0)

switch_to宏是用嵌入式汇编写成,比较难理解,为描述方便起见,我们给代码编了行号,在此我们给出具体的解释:

·   thread的类型为前面介绍的thread_struct结构。

·   输出参数有三个,表示这段代码执行后有三项数据会有变化,它们与变量及寄存器的对应关系如下:

0%与prev->thread.esp对应,1%与prev->thread.eip对应,这两个参数都存放在内存,而2%与ebx寄存器对应,同时说明last参数存放在ebx寄存器中。

·   输入参数有五个,其对应关系如下:

3%与next->thread.esp对应,4%与next->thread.eip对应,这两个参数都存放在内存,而5%,6%和7%分别与eax,edxebx相对应,同时说明prev,next以及prev三个参数分别放在这三个寄存器中。表5.1列出了这几种对应关系:

5.1

   参数类型

参数名

内存变量

寄存器

函数参数

输出参数

0

prev->thread.esp

 

 

1

prev->thread.eip

 

 

2

 

ebx

last

输入参数

3

next->thread.esp

 

 

4

next->thread.eip

 

 

5

 

eax

prev

6

 

edx

next

7

 

ebx

prev

 

·   24行就是在当前进程prev的内核栈中保存esi,ediebp寄存器的内容。

·   5行将prev的内核堆栈指针ebp存入prev->thread.esp中。

·   6行把将要运行进程next的内核栈指针next->thread.esp置入esp寄存器中。从现在开始,内核对next的内核栈进行操作,因此,这条指令执行从prevnext真正的上下文切换,因为进程描述符的地址与其内核栈的地址紧紧地联系在一起(参见第四章),因此,改变内核栈就意味着改变当前进程。如果此处引用current的话,那就已经指向nexttask_struct结构了。从这个意义上说,进程的切换在这一行指令执行完以后就已经完成。但是,构成一个进程的另一个要素是程序的执行,这方面的切换尚未完成。

·   7行将标号“1”所在的地址,也就是第一条popl指令(第11行)所在的地址保存在prev->thread.eip中,这个地址就是prev下一次被调度运行而切入时的返回地址。

·   8行将next->thread.eip压入next的内核栈。那么,next->thread.eip究竟指向那个地址?实际上,它就是 next上一次被调离时通过第7行保存的地址,也就是第11popl指令的地址。因为,每个进程被调离时都要执行这里的第7行,这就决定了每个进程(除了新创建的进程)在受到调度而恢复执行时都从这里的第11行开始。

·   9行通过jump指令(而不是 call指令)转入一个函数__switch_to()。这个函数的具体实现将在下面介绍。当CPU执行到__switch_to()函数的ret指令时,最后进入堆栈的next->thread.eip就变成了返回地址,这就是标号“1”的地址。

·   1113行恢复next上次被调离时推进堆栈的内容。从现在开始,next进程就成为当前进程而真正开始执行。

 

下面我们来讨论__switch_to()函数。

在调用__switch_to()函数之前,对其定义了fastcall :

extern void FASTCALL(__switch_to(struct task_struct *prev, struct task_struct *next));

     fastcall对函数的调用不同于一般函数的调用,因为__switch_to()从寄存器(如表5.1)取参数,而不像一般函数那样从堆栈取参数,也就是说,通过寄存器eaxedxprevnext 参数传递给__switch_to()函数。

void __switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p)

{

struct thread_struct *prev = &prev_p->thread,

*next = &next_p->thread;

struct tss_struct *tss = init_tss + smp_processor_id();



unlazy_fpu(prev_p);/* 如果数学处理器工作,则保存其寄存器的值*/



/* 将TSS中的内核级(0级)堆栈指针换成next->esp0,这就是next 进程在内核

栈的指针



tss->esp0 = next->esp0;



/* 保存fs和gs,但无需保存es和ds,因为当处于内核时,内核段

总是保持不变*/



asm volatile("movl %%fs,%0":"=m" (*(int *)&prev->fs));

asm volatile("movl %%gs,%0":"=m" (*(int *)&prev->gs));



/*恢复next进程的fs和gs */



loadsegment(fs, next->fs);

loadsegment(gs, next->gs);



/* 如果next挂起时使用了调试寄存器,则装载0~7个寄存器中的6个寄存器,其中第4、5个寄存器没有使用 */



if (next->debugreg[7]){

loaddebug(next, 0);

loaddebug(next, 1);

loaddebug(next, 2);

loaddebug(next, 3);

/* no 4 and 5
*/

loaddebug(next, 6);

loaddebug(next, 7);

}



if (prev->ioperm || next->ioperm) {

if (next->ioperm) {



/*把next进程的I/O操作权限位图拷贝到TSS中 */

memcpy(tss->io_bitmap, next->io_bitmap,

IO_BITMAP_SIZE*sizeof(unsigned long));



/* 把io_bitmap在tss中的偏移量赋给tss->bitmap */

tss->bitmap = IO_BITMAP_OFFSET;

} else



/*如果一个进程要使用I/O指令,但是,若位图的偏移量超出TSS的范围,

* 就会产生一个可控制的SIGSEGV信号。第一次对sys_ioperm()的调用会

* 建立起适当的位图 */



tss->bitmap = INVALID_IO_BITMAP_OFFSET;

}

}

   从上面的描述我们看到,尽管Intel本身为操作系统中的进程(任务)切换提供了硬件支持,但是Linux内核的设计者并没有完全采用这种思想,而是用软件实现了进程切换,而且,软件实现比硬件实现的效率更高,灵活性更大。

http://www.kerneltravel.net/kernel-book/%E7%AC%AC%E4%BA%94%E7%AB%A0%E8%BF%9B%E7%A8%8B%E8%B0%83%E5%BA%A6/5.4.2.htm

对进程中的TSS进行深入研究。

遍历进程链表

#include <linux/init.h>

#include <linux/module.h>

#include <linux/sched.h>

#include <linux/sem.h>

#include <linux/list.h>



static int __init traverse_init(void)

{

struct task_struct *pos;

struct list_head *current_head;

int count=0;



printk("Traversal module is working..\n");

current_head=&(current->tasks);

list_for_each_entry(pos,current_head,tasks)

{

count++;

printk("[process %d]:%s\'s pid is %d\n",count,pos->comm,pos->pid);

}

printk(KERN_ALERT"The number of process is:%d\n",count);

return 0;

}

static void __exit traverse_exit(void)

{

printk("hello world exit\n");

}

module_init(traverse_init);

module_exit(traverse_exit);

MODULE_LICENSE("GPL");

Makefile文件:

obj-m:=tasks.o

PWD:=$(shell pwd)

CUR_PATH:=$(shell uname -r)

KERNELPATH:=/lib/modules/$(shell uname -r)/build

all:

make -C $(KERNELPATH) M=$(PWD) modules

clean:

make -C $(KERNELPATH) M=$(PWD) clean

具体参考:

http://edsionte.com/techblog/archives/1841

http://edsionte.com/techblog/archives/1940  进程用户空间的代码描述

fork系统调用分析:

http://edsionte.com/techblog/archives/2103

http://edsionte.com/techblog/archives/2131

http://edsionte.com/techblog/archives/2141

进程描述符的处理

http://edsionte.com/techblog/archives/2198 

强大的僵尸进程处理

http://edsionte.com/techblog/archives/2952

Linux2.6进程调度分析

http://edsionte.com/techblog/archives/2838

http://edsionte.com/techblog/archives/2851

http://edsionte.com/techblog/archives/2870

http://edsionte.com/techblog/archives/3254

 

http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-linux-process-management/index.html  Tim关于进程管理的文章

posted @ 2011-12-23 17:42  yarpee  阅读(297)  评论(0编辑  收藏  举报