Linux 2.6内核笔记 之 Process-1

发布于 2022-12-08 18:57:40 字数 4007 浏览 14 评论 0

终于挣脱了《Understanding the Linux Kernel》的Process一章。中文版的翻译低级错误太多,所以只好继续看影印版。

简介部分,除了通常我们对Process的认识,Linux中值得一提的是:笨重的不分青红皂白把父进程整个地址空间都复制过来的fork()用了传说中的Copy-on-Write技术;还有就是2.6启用了lightweight process来支持native的thread。从前是模拟pthread实现,现在的native thread有了LinuxThreads, Native POSIX Thread Library(NPTL)和IBM's Next Generation Posix Threading Package(NGPT)这些库支持。而这又引入了thread group的概念,因为属于同一进程的多个线程(lightweight process)虽然是process,却要以某种一致的方式响应getpid()类的系统调用,因此被放在同一个thread group中。

也因为这个原因,本文中的process都直接写英文,偶尔出现进程,那是在传统的语境下讨论进程与线程之间的关系。

Process Descriptor,也就是struct task_struct,又名task_t,是一个长达306行,集合了众多设计智慧的结构。它非常复杂,不仅有很多字段来表征process的属性,还有很多指向其他结构的指针,比如thread_info这个非常重要的结构。

process 的状态

字段 state

运行着的
TASK_RUNNING 其实是 可运行的。schedule()按照时间片轮流让所有状态为TASK_RUNNING的process运行。

睡眠着、等待着的
TASK_INTERRUPTIBLE 在等待hardware interrupt, system resource,或是signal。
TASK_UNINTERRUPTIBLE 同上,但signal叫不醒。

停下来了的
TASK_STOPPED 退出了。
TASK_TRACED 被Debugger停下来。

字段 exit_state 或 state

EXIT_ZOMBIE 非正常死亡。其parent process还没有用wait4()waitpid()取他的遗物,所以内核不敢焚烧尸体。
EXIT_DEAD 遗物获取完毕了,可以焚烧尸体了。如果是非正常死亡,由于init会接过来做养父,所以init会获取他的遗物。

process 之间的组织

有时候面向对象的思想会阻碍我们对现实世界的表达,尤其是可能阻碍性能上的优化。

STL这种利用泛型实现的不侵入的,一般化的途径固然好。但 2.6内核中task_t的结构说明,使用侵入式的embeded数据结构,可以更好地在实体间织出多种关系,满足性能和各方面的要求。

只使用task_t一个结构,利用embeded的双向链表(struct list_head)和单向链表(struct hlist_head),process之间就织出了process list、runqueue、waitqueue、pidhash table、chained list(thread group)等多个关系,并由外在的array统领,实现了高效率的查找与多个字段间的映射。

此笔记不具体复述书中的讨论,只勾勒基本图景。

process list包含了所有的task_t, 用的是双向链表,内嵌字段名是tasks。

runqueue包含了所有state为TASK_RUNNING的task_t,由140个(一个优先级一个)双向链表组成,内嵌字段名是run_list。这140个双向链表的头放在struct prio_array_t里的一个array中。

我们知道,PID可以唯一identify一个process。其实PID有4种,一种是process自身create时候内核 sequentially分配的ID(pid),一种是thread group中leader的PID(tgid),这个ID其实是进程的主线程的ID,一种是process group中eader的PID(pgrp)[补充介绍:process group的一个常见例子就是:在Bash中执行ls|grep sth|more这样的命令,这里3个process就应该被组织在一个process group中],还有一种是一个session中leader的PID。

因此pidhash table是一个有4项的array,每个array分别是一个对该类PID的hash。这个hash对collision的解决办法是chaining。以tgid为例,collide的tgid的进程被一个单向链表chain着,而同一tgid的进程则只有leader挂在chian上,其他则以双向链表的形式挂在leader上。

注意,根据我在LXR中的查证,2.6.11中的对pidhash table、chained list很重要的struct pid,在最新的2.6.29中已经被包裹在struct pid_link中,而且内部的字段也脱胎换骨,其中用于表达thread group的内嵌双向链表字段被拆出来直接放在task_t里。这样对thread group的表达就更为清晰直接。因此书中的讨论已不完全适用。

waitqueues,则是所有TASK_INTERRUPTIBLE和TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的process。它们按所等待的事件分别排在不同的队(双向链表)中。

这里涉及的结构是wait_queue_t。它除了process的指针,还包含了flag和类型为wait_queue_func_t的唤醒处理函数。

flag为0说明等待的事件是nonexclusive的,所以事件发生时,唤醒所有等它的process,为1说明等待的事件是exclusive的,比如只有一个的资源,就只唤醒一个。

在队列中nonexclusive的process永远从前面加进去(不必分先来后到,大家一起醒),exclusive的process永远从后面加进去(要分先来后到)。这是由add_wait_queue()add_wait_queue_exclusive()成的。这样排队,使得wake_up宏中的循环可以在成功唤醒第一个exclusive的process就终止。

睡眠和唤醒process的函数或宏有:sleep_on族、2.6引入的wait族函数、wait_event族宏、wake_up族宏。这里只讲一下sleep_on()

sleep_on()本质就是把进程从runqueue拿出来放进wait_queue,然后重新调用schedule()面对新的runqueue,按照算法,继续调度。schedule()回之后(说明又让自己执行了),就把自己再从从wait_queue拿出来放进runqueue,然后接着执行自己接下来的代码。

内核是如何获取当前 process 的

用current这个宏可以获得当前process的task_t结构的指针。

低版本Linux的current是一个邪恶的全局变量。高版本则利用了内存布局,智能地推断出当前process。

Linux用一个union把当前process的thread_info和(倒着增长的)kernel栈放在一个两page长(8kb)的内存区域。

union thread_union {  
      struct thread_info thread_info;  
      unsigned long stack[2048]; /* 1024 for 4KB stacks */  
  };  

利用这样的内存布局,三行汇编就可以获得当前process:

movl $0xffffe000,%ecx /* or 0xfffff000 for 4KB stacks */  
  
andl %esp,%ecx  
  
movl (%ecx),p

第一二行mask掉esp的一部分,到达了thread_info所对齐的地方。
然后利用指向相应task_t的task字段在thread_info的offset 0的位置的事实,直接**ecx赋值给p,这时p就是当前process的task_t结构的指针。

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