第三章 进程
可以看到很多熟悉的结构体
进程状态:
可运行状态(TASK_ RUNNING)
进程要么在CPU上执行，要么准备执行。
可巾断的等待状态(TASK_ INTERRUPTIBLE)
进程被挂起(睡眠),直到一些条件变为真，这些条件包括:产生-个硬件巾断，释放进程正等待的系统资源，或传递一个信号,它们都能唤醒进程,即让进程的状态回到TASK RUNNING。
不可中断的等待状态(TASK_ _UNINTERRUPTIBLE)
与前一一个状态类似,但有一个例外,把信号传递到睡眼的进程不能改变它的状态。这种状态很少用到，但在一些特定的情况下这种状态是很有用的:进程必须等待，不能被中断，直到给定的事件发生。例如，当进程打开一个设备文件，其相应的设备驱动程序开始探测相应的硬件设备时会用到这种状态,探测完成以前，设备驱动程序不能被中断，否则，硬件设备会处于不可预知的状态。
暂停状态(TASK_ STOPPED)
进程的执行被暂停。当进程接收到SIGSTOP. SIGTSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信号后，进入暂停状态。当-一个进程被另-一个进程监控时[例如debugger执行ptrace()系统调用监控-.个测试程序]，任何信号都可以把这个进程置于TASK_ STOPPED 状态。
僵死状态(TASK_ ZOMBIE)
进程的执行被终止，但是，父进程还没有发布wait()类系统调用[wait(),wait3()，wait4()或waitpid()]以返回有关死进程的信息。发布wait()类系统调用前，内核不能丟弃包含在死进程描述符中的数据,因为父进程可能还需要它。(参见本章结尾的“删除进程”一节)。
Linux有两种策略选择其中之一：
TASK_ STOPPED或TASK_ ZOMB IE状态的进程不链接在专门的链表中，也没必要把它们分组，因为父进程叮以通过进程的PID,或进程间的亲属关系检索到子进程。
把TASK_ INTERRUPTIBLE或TASK_ _UNINTERRUPTIBLE状态的进程再分成很多类，每一类对应一个特定的事件。在这种情况下，进程状态提供的信息满足不了快速检索进程，因此，有必要引入另外的进程链表。这些附加的链表叫等待队列( wait queue )。
关于轻量级进程和线程：每一个轻量级进程都与一个特定的内核线程关联。内核线程只能由内核管理并像普通进程一样被调度。轻量级进程可以共享内核大部分数据结构。
进程链表：双向循环链表，链表的头是init_tash描述符，由task数组的第一个元素指向，为所有进程的祖先，称为进程0。中间为进程描述符
关于linux下的进程使用限制:
Linux下对进程执行了以下的限制:
RLIMIT_CPU
进程使用CPU的最长时间。如果进程超过了这个限制，内核就向它发-一个SIGXCPU信号，然后如果进程还不终止，再发一个SIGKILL信号(参见第九章)。
RLIMIT_FSIZE
允许文件大小的最大值。如果进程试图把一个文件的大小扩充到大于这个值，内核就给这个进程发SIGXFSZ信号。
RLIMIT_DATA
堆大小的最大值。在扩充进程的堆之前，内核检查这个值(参见第七章中“堆的管理”一节)。
RLIMIT_STACK
栈大小的最大值。在扩充进程的用户态堆栈之前，内核检查这个值(参见第七,章中" 缺页异常处理程序”一节)。
RLIMIT_CORE
内存信息转储文件的大小。当一个进程异常终止时,内核要在进程的当前目录下创建一个内存信息转储文件，在这个文件创建之前，内核检查这个值(参见第九章的“接收信号之前所执行的操作”一节)。如果这个限制为0,那么,内核就不创建这个文件。
RLIMIT_RSS
进程所拥有的页框的最大数。实际上,内核从来不检查这个值,因此，没有实现这个使用限制。
RLIMIT_NPROC ,
用户能拥有的进程最大数[参见本章“clone(), fork()及vfork()系统调用”- 节]。
RLIMIT_NOFILE
打开文件的最大数。当打开一个新文件或复制-一个文件描述符时，内核检查这个值(参见第十二章)。
RLIMIT_MEMLOCK
非交换内存的最大尺寸。当进程试图通过mlock()或mlockal1()系统调用锁住一个页框时，内核检查这个值(参见第七章巾“分配线性地址区间”--节)。
RLIMIT_AS
进程地址空间的最大尺寸。当进程使用malloc()或相关函数扩大它的地址空间时，内核检查这个值(参见第七章中“进程的地址空间”)。
对于以上的限制，每一个会有一个rlimit的结构体，如果想要修改可以看这个
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#include <sys/resource.h> if (getrlimit(RLIMIT_NOFILE,&rlim)==0){ printf("%x\n",rlim.rlim_cur); rlim.rlim_cur=(rlim_t)4; setrlimit(RLIMIT_NOFILE,&rlim); } |
任务状态段TSS: 每个进程都有，最小长度104，每个TSS有自己的8字节任务段描述符，TSSD，如果TSSD指向当前正在CPU上运行的进程的TSS,那么Type域被置为11;否则被置为9 (注4)。Type域最低第2位叫做忙位(Busy
bit),就是这- -位区分值9和11。因为在对这一位进行修改前，处理器执行“忙锁定”，因此，多任务操作系统可以测试这一位以检查CPU是否试图切换到正在执行的进程。但是Linux没有利用这个硬件特点(参见第十一章)。
由Linux创建的TSsD存放在全局描述符表(GDT)中，GDT的基地址存放在gdtr寄存器中。tr 寄存器包含了当前正在CPU上运行的进程的TSSD选择符，也包含了两个隐藏的非编程域: TSSD的Base域和Limit域。通过这种方式，处理器就能直接对TSS寻址，而不用从GDT中检索TSS的地址。
Switch_to宏进行进程切换，这个函数作用于prev和next参数，这两个参数分别指向前一个进程的进程描述符和新进程的。这个函数的调用不同于一般函数的调用，因为__ switch _to() 从eax和edx取参数prev和next (我们在前面已看到这些参数就是保存在那里),而不像大多数函数 。这里将esi,edi,ebp保存在prev内核态堆栈中，在prev->tss.esp中保存esp的内容，以便指向内核态堆栈的顶部，会在prev->tss.eip保存标号为1的地址，恢复执行时将执行这条指令
创建进程：
clone，fork和vfork，Linux用clone{}实现了传统的fork(}系统调用，clone() 的第一个参数指定为SIGCHLD信号，并把所有的克隆标志清0,第二个参数为0。
前面描述的vfork()系统调用在Linux中是由clone()实现，c1one()的第一个参数指定为SIGCHLD信号和CLONE VM及CLONE VFORK标志，第二个参数为0.
进程0 和进程1 ：
所有进程的祖先，又称swapper进程，为Linux初始化阶段由start_kernel创建，start_kernel(}函数初始化内核需要的所有数据结构，开中断，创建另一个内核线程，这个线程命名为进程1.更--般的叫法为init进程。进程1四次轮流调用kernel_thread创建常规内核任务初始化四个必要的内核线程，用于kflushd(刷新脏缓冲区内容到磁盘归还内存)十四章，kupdate（刷新旧缓冲区内容到磁盘减少文件系统不一致的风险）十四章，kpiod（把属于共享内存映射的页面交换出去）十六章，kswapd（执行内存回收功能）十六章。