[Linux内核完全剖析]第五章Linux内核体系结构5.7总结 进程控制

PCB（Process Control Block 进程控制块）又称任务数据结构，位于include/linux/sched.h中：

struct task_struct{
    long state; //任务的运行状态（-1 不可运行，0 可运行(就绪)，>0 已停止）。
    long counter; //任务运行时间计数(递减)（滴答数），运行时间片。
    long priority; //运行优先数。任务开始运行时counter = priority。
    long signal; //信号。是位图，每个比特位代表一种信号，信号值=位偏移值+1。
    struct sigaction sigaction[32]; //信号执行属性结构，对应信号将要执行的操作和标志信息。
    long blocked; //进程信号屏蔽码（对应信号位图）。
    int exit_code; //任务执行停止的退出码，其父进程会取。
    unsigned long start_code; //代码段地址(线性地址)。
    unsigned long end_code; //代码长度（字节数）。
    unsigned long end_data; //代码长度 + 数据长度（字节数）。
    unsigned long brk; //总长度（字节数）。
    unsigned long start_stack; //堆栈段地址。
    long pid; //进程标识号(进程号)。
    long father; //父进程号。
    long pgrp; //父进程组号。
    long session; //会话号。
    long leader; //会话首领。
    unsigned short uid; //用户标识号（用户id）。
    unsigned short euid; //有效用户id。
    unsigned short suid; //设置用户id。
    unsigned short gid; //组标识号（组id）。
    unsigned short egid; //有效组id。
    unsigned short sgid; //设置组id。
    long alarm; //报警定时值（滴答数）。
    long utime; //用户态运行时间（滴答数）。
    long stime; //系统态运行时间（滴答数）。
    long cutime; //子进程用户态运行时间。
    long cstime; //子进程系统态运行时间。
    long start_time; //进程开始运行时刻。
    unsigned short used_math; //标志：是否使用了协处理器。
    int tty; //进程使用tty 的子设备号。-1 表示没有使用。
    unsigned short umask; //文件创建属性屏蔽位。
    struct m_inode *pwd; //当前工作目录i节点结构。
    struct m_inode *root; //根目录i节点结构。
    struct m_inode *executable; //执行文件i节点结构。
    unsigned long close_on_exec; //执行时关闭文件句柄位图标志。
    struct file *filp[NR_OPEN]; //进程使用的文件表结构位。
   
    struct desc_struct ldt[3]; //本任务的局部表描述符。0-空，1-代码段cs，2-数据和堆栈段ds&ss。
    struct tss_struct tss; //本进程的任务状态段信息结构。
};

进程运行状态(task_struct中的state字段)
0：运行状态，当进程占用CPU时间或者已经就绪随时可由调度程序执行时（就绪态），均属于该状态。进程可以在用户态运行，也可以在内核态运行。在内核态执行的时候如果需要等待系统某个资源，则会切换到睡眠状态，也只有这种情况下内核才会进行进程切换操作。(但是在Linux2.4内核以后有了内核态的优先级相关的进程切换功能)为了避免进程切换造成的内核数据错误，内核在执行临界区代码时会禁止中断。
1：可中断的睡眠状态，进程处于该状态时，不占用CPU时间。当系统产生了一个中断或者释放了进程正在等待的资源，或者进程收到一个信号，可以唤醒从而转到就绪态。
2：不可中断的睡眠状态，除不会因为收到信号而唤醒外，其余行为均与可中断的睡眠状态类似。只有使用wake_up()函数明确唤醒时才会转到就绪态，通常是在进程需要不受干扰的等待某个事件的发生时使用。
3：暂停状态，当进程收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU时会进入该状态，调试期间的进程收到任何信号均会进入暂停状态，可使用SIGCONT信号使暂停的进程进入就绪态。Linux0.11中并未实现该状态，会当作进程终止来处理。
4：僵死状态，进程已经结束运行，但是父进程还没有通过wait()问询其状态，这种情况被称为僵死状态，当父进程通过wait()获取了子进程信息之后，就会彻底清除该进程在PCB中的全部信息。

进程初始化
进程0初始化的过程是系统初始化过程的一部分。
1、引导程序先把内核从磁盘加载到内存中，并开启保护模式。
2、执行系统初始化代码init/main.c。这段代码会确定物理内存的分配和使用方式。
3、分别使用初始化函数对内存管理、中断处理、设备管理、进程管理以及软硬盘硬件进行初始化。
4、系统自主切换到进程0中。
5、进程0 fork()出init进程
6、init进程进行应用环境初始化
7、执行shell登录程序
进程0在系统空闲时会被调度出来，但它会执行一个pause()使自己放弃CPU时间，然后调度程序又会去调度别的进程来执行。
上述第4步由move_to_user_mode宏来完成，它构造好栈信息，使用iret指令从内核态跳转到用户态执行。在此之前调度程序初始化函数sched_init()会对进程0的task_struct,在GDT中设置好所需TSS和LDT，并加载到tr和ldtr中。
当切换到进程0后，由于特权级发生变化，使得DS、ES、FS、GS变得无效，需要重新加载。而SS仍然是切换前的值，也就是说进程0的用户态栈是之前内核使用的栈，而内核态的栈则是在上一步被设置成了其task_struct所在页面的顶端(PAGE_SIZE+(long)&init_task)。由于创建新进程1时，需要复制进程0的task_struct，所以要保持栈的清洁。

创建新进程
fork()调用过程
1、在进程数组中找到一个还未被使用的空项，如果满了（64个进程在运行）则返回出错。
2、在主内存区申请一页来存放task_struct信息。复制当前进程的task_struct到新进程，并把新进程的state更改为不可中断的睡眠状态（防止调度进程在未新进程未初始化完成时调度它）。
3、更改新进程task_struct其他数据项。把当前进程设置为新进程的父进程，清除信号位图并复位进程统计数据，设置初始运行时间片位15。设置tss中各寄存器值，tss.eax=0(fork()后新进程的返回值),tss.esp0为新进程tss_struct所在页面的顶端,tss.ss0设置为内核数据段选择符。还有tss.ldt，以及如果使用协处理器，则许把协处理器状态保存到tss.i387。
4、设置新进程数据和代码段描述符，并复制当前进程的页表。注意，系统此时不为新进程分配实际的物理内存页面，而是共享父进程的。只有当父子进程中任一个写内存时，系统才为执行写操作的进程实际分配，这是写时复制技术（copy on write）。
5、父进程打开的文件的打开次数+1。
6、设置GDT中新任务的TSS和LDT描述符。
7、设置新任务状态位就绪态，并返回新进程号。

进程调度
Linux是优先级相关的抢占式任务调度，Linux2.4版本以后增加了内核态抢占的功能。Linux0.11采用优先级排队的调度策略:
调度函数schedule() 运行时，会先比较每个就绪的进程的counter值，选取最大的来运行。如果没有就绪进程，重新计算每个进程的counter=counter/2+priority。然后再重新扫描是否有就绪进程，如果有则运行，没有则调用进程0，进程0会调用pause()自睡眠导致schedule()函数再次调用。
schedule()函数内部会调用switch_to()宏进行进程切换，遵循以下步骤：
1、判断要切换的进程是否为当前进程，如果是则直接运行，否则进入第2 步。
2、把全局变量current指针指向新任务，然后长跳转到新任务状态段TSS。
3、跳转造成任务切换，CPU会进行保存旧的TSS，载入新TSS的动作。

进程终止步骤如下
1、中止进程调用exit()系统调用。进入内核函数do_exit()。
2、释放进程代码段和数据段所占用内存页面，关闭打开的文件，对当前工作目录，根目录和程序的i节点进行同步操作。
3、如果有子进程则让init进程接管，如果是会话首领并有控制终端，则释放控制终端并向所有会话进程发送SIGHUP信号。
4、把进程设置为僵死状态，并向父进程发送SIGCHLD信号提醒过来收尸。
5、do_exit()调用调度函数。