|
稍有积蓄 进程、轻量级进程（LWP）、线程 进程：程序执行体，有生命期，用来分配资源的实体 线程：分配CPU的实体。 用户空间实现，一个线程阻塞，所有都阻塞。 内核实现，不会所用相关线程都阻塞。用LWP实现，用线程组表示这些线程逻辑上所属的进程。进程描述符 进程描述符（简称pd, process descriptors），结构体是：task_struct 数据较多，存放在kenerl的动态内存空间。 pd的引用放在thread_info中， thread_info与内核栈，放在一个8K空间（它的地址8K对齐）。内核程序使用的栈空间很小。 thread_info在底部，内核栈在顶部向下增长。 好处：多CPU时方便，每个CPU根据自己的栈指针就可以找到当前的pd （以后用current表示当前CPU运行的进程描述符）。 esp(内核栈指针)低8位置零，就是thread_info地址。 每进程有自己的thread_info, (分配释放函数: alloc_thread_info, free_thread_info) 描述符的内容 相关的ID （一个4元素数组） 进程ID （PID） PID按创建顺序连续增长，到最大值后从最小值开始。 0号进程：交换进程（swapper） 有PID可用位图，表示那一个PID可用，至少占一个页。 线程组ID（tgid），用LWP实现多线程支持 多进程时，进程id，就是线程组id, 也就是组长的pid（LWP）。 getpid() 取的是线程组的id(tgid), 也是组长的pid. 单线程时，pid = gid。所以getpid,也是真正的pid. 进程组ID(pgrp)。 回话的ID(session). 组ID，都是组长的PID。FIXME: 但pb也有各组长的PID 线程组长：tgid 进程组长：signal->pgrp ， 会话长：signal->session 管理ID数据结构——哈希表管理 (利用id找到所用相关的pd，方便)。 一个哈希表数组(pid_hash),存放四个哈希表， 每一个表代表一类id (pid, tgid, pgrp, session) 每个哈希表的由数组（索引为哈希值）和二维链表(嵌入到进程描述符内的pids中)实现 第一维链表：哈希冲突链表。 第二维链表：要查找的值相同的链表, 叫per-PID list（同一组的所有线程，同一组的所有进程，同一会话的所有进程）； 进程组ID（pgrp）, 回话ID（session）在共享信号的数据结构里。因为同一进程内的所有LWP,这两个ID都是一样的 家族关系：由pd里的链表（下级）和pd指针（上级）实现 关系： 亲生父亲：创建自己的进程，或是托孤进程（创建自己的进程死了）。 父亲：自己死时要发信号告知的。一般是亲生父亲，有时是监控自己的进程 （调用ptrace） 孩子： 兄弟： 监控（自己起的名字，类似于监护。由于管理方式相同，也归为家族关系） 监控的进程列表:ptrace_children 被监控的其他进程：ptrace_list (类似于被监控的兄弟) 在链表里为了管理方便： 最大儿子的兄弟是父亲 最小儿子的弟弟也是父亲 ，足球比分 www.188zqw.com 父亲保管最大儿子，和最小儿子 进程资源及资源限制： CPU相关： 占用CPU总时间 用户的最大进程数 内存相关： 进程地址空间 锁住内存大小 进程页数 （只有记录，没有限制） 堆大小，栈大小 资源相关： 文件： core dump大小 最大文件大小 打开文件个数 进程同步与通信 锁数目， 悬挂信号数据 在消息列队中占的大小 相关数据结构 和 处理流程 pd->sigal->rlim 是一个表示进程资源使用情况以及限制的结构的数组。 表示进程资源使用情况以及限制的结构:包含当前值，最大值两个数值。 只有超级用户才能增大资源限制。 一般用户登陆时： kernel创建root进程,全讯网推荐伟易博，减少limit, 建一个 shell子进程，继承limit. 把shell进程的用户，改成登陆的那个用户 进程状态（state） 运行，TASK_RUNNING 组织pd的结构：就绪进程链： 一个CPU一组链表,百家乐投注开户，每个链表表示一种优先级。 阻塞 可中断阻塞，TASK_INTERRUPTIBLE 可被硬件中断，“释放资源”事件，信号唤醒。 不可中断阻塞，TASK_UNINTERRUPTIBLE 可被硬件中断，“释放资源”事件，唤醒。 但不能被信号唤醒。可用于驱动程序中。 组织pb的结构：等待列队： 每一类事件一个列队，用内嵌链表实现（虽然没列出内嵌链表节点） 列队头： 自旋锁:防止有一个主函数和中断函数同时操作列队。 列队节点： 独占标志：表示该进程是否要独占资源 （不再唤醒别的进程） 指向pd的指针 用于唤醒进程的回调函数。（提供进程的执行机会，是否操作等待列队由用户决定） 停止 停止TASK_STOPPED 被信号停止 追踪TASK_TRACED 该进程被一个调试进程监控以后，收到任何一个信号就进入该状态 组织pb的结构：FIXME: 信号的等待列队？ 退出 退出_僵尸EXIT_ZOMBIE 进程终止，资源没有被回收（父进程要用，没有调wait系列函数） 退出_死亡EXIT_DEAD 进程终止，资源正在被回收（父进程要用，没有调wait系列函数）。 一旦资源回收完成，进程描述符也就被回收了。 它防止该进程再次被wait. 组织pb的结构：不挂到队列上，只在家族关系中，等待父进程收回资源 进程控制： 阻塞（current阻塞到某个列队上）： 基本流程 临时生成一个列队节点，初始化。 改变current的状态，放入节点，挂到列队上。 调度 （=====》至此，阻塞完成。 一旦被别的进程唤醒====》从调度函数中返回） 从等待列队上摘除节点。 变化： 将挂列队、调度、从列队删除三步拆开，便于灵活处理。 可中断的、限时、独占的函数类似。只不过进程状态、调度函数、独占标志不同。 非独占的从列队开始添加，独占的从末尾添加。（但一个列队内既有独占的，又有非独占的等待进程，很少见） 唤醒： 基本流程 唤醒一个进程：调用节点里的回调函数 唤醒的时候从列队开头依次唤醒，直到唤醒一url that high a. www.2233126.com ,only pay独占的后停止。 变化 是否只唤醒可中断的进程. （_interruptible后缀） 唤醒的独占进程的数目（1个，多个（_nr后缀），所有（_all后缀）） 唤醒后是否不检查优先级，马上给予CPU （有_sync的不检查优先级）。 进程切换 切换pgd (全局页目录)，此章不讨论。 切换内核栈，硬件上下文 硬件上下文，就是CPU的寄存器。 一部分（大多数CPU寄存器（除了通用寄存器））在pd中保存(task_struct->thread, 类型是thread_struct)， 一部分（通用寄存器）保存在内核栈中. 原来用硬件指令（）保存CPU信息。后来改成软件（一个个MOV指令） 容易控制，可以挑选信息保存，便于优化。不保存的做其他用（如：进程间传递） far jmp：跳至目标进程的TSSD。而linux是每个CPU一个TSS，不是每进程一个 对于一些寄存器（ds、es）可以检查值。 与用硬件指令保存时间差不多。 switch_to 宏 三个参数: prev: 要换走的进程，一般是当前进程 next: 要换到的进程。 last: 传出参数。当前进程再次被换到时，最后一个占用CPU的进程。（prev指向的进程 就是 next指向的进程 的last） 步骤： 栈切换, 完成后就是在新进程的上执行了: 保存prev（放在eax） eflags，ebp入内核栈； 保存并装载新的esp （旧的esp放到prev->thread.esp，新的esp是next->thread.esp） 此时current就是新的esp所指的thread_info内的task指针 设置返回地址: prev进程以后得到执行时的__switch_to的返回地址: __switch_to后的第一条指令, 放入prev->thread.eip, 准备next进程的从__switch_to返回的地址: next->thread.eip入栈. 调用__switch_to ()函数，该函数动作如下： 更新CPU的相关信息(tss和gdt): 存next->thread.esp0(内核栈低)到本地TSS.esp0中。 所在CPU的全局段表里的TLS段, 设成next进程的. 更新tss的I/O位图. 更新CPU的寄存器(pd->thread (tss) 与 CPU寄存器交换数据): 保存FPU, MMX, XMM寄存器, 先不装载以后需要时通过中断装载(TODO: ) 保存prev的fs, gs寄存器. 装载next的 装载next的debug寄存器(debug寄存器一个8个, 进程切换时只需6个) 返回 prev放入eax (prev就是新进程的last) ret ret返回的地址: (__switch_to之前被存入栈中, __switch_to ret时进入eip) 如果是next新进程, next->thread.eip是iret_from_fork. 如果next不是新进程: 弹出ebp, elfags 把eax放入last变量 (prev就是next进程的last) 任务状态段（一个存CPU状态的数组，tss_struct init_tss[]） 每个CPU用段上的一个元素。（FIXME: 用于：用户模式要进入内核模式时，设置相应寄存器） TSS上存内核栈地址。CPU上的程序从用户模式转到内核模式，设置esp。 TSS存I/O端口许可位图。用户模式程序用到I/O时，检查有无权限 所以，进程切换时，要保存的寄存器在pd->thread中。 thread_struct不是thread_info。thread_info中只有少量的数据或指针, 用于通过esp快速定位数据 进程切换时，更新TSS上的信息。 CPU控制单元再从TSS上取需要的信息。 即反应了CPU的当前进程情况，又不需要维护所有进程的状态数据。 TSS的描述符在GDT里。 TSSD：任务状态段描述符 （其实应该叫任务状态描述符，每个TSSD，表示一个CPU的状态, FIXME: ：具体以源码为准） CPU原始设计，每个进程一个TSS元素。 linux设计，每个CPU一个TSS元素,全讯网2。 cpu里的tr寄存器，保存着自己的TSSD（即init_ttss[cpu_id]），不用总上gdt里去取。 (责任编辑：admin) |