【进程管理】系统调用fork()，vfork()与clone()

clone()主要是用来创建一个线程，包括用户线程和内核线程；创建用户线程时，可以给定子线程用户空间堆栈位置，它也可以用来创建进程，有选择性的复制父进程的资源；fork()，则是全面的复制；vfork()是为了提高创建时的效率，减少系统开销；这三个系统调用都调用do_fork()，只不过调用的参数不一样，下面主要来讲解do_fork()；

（1）第一个参数就是clone_flags有两部分组成，第一部分最低的字节为信号类型，用以规定子进程去世时应该向父进程发出信号；其中fork(）和vfork（）这个信号就是SIGCHLD，而对clone()则该位段应该由调用者决定；第二部分是一些资源和特性的标志位，如eixt所屏蔽的信号GSIGNAL，VM共享的CLONE_VM，fs
info共享的CLONE_FS，以及CLONES_SIGHAND，pid共享的CLONE_PID，tracing的CLONE_PID，CLONE_VFORK子进程mm_release时需wake_up父进程，同一个线程群CLONE_THREAD，CLONE_SIGNAL（CLONE_SIGHAND | CLONE_THREAD），对于fork()这一部分全为0，表示有关的资源都要复制而不是通过指针共享的；而对vfork()，则为CLONE_VFORK
| CLONE_VM，表示父子进程共用虚存空间，而当子进程mm_release时需wake_up父进程；对于clone()，参数由调用者决定，当CLONE_PID为1，表示，父子进程（线程）共用同一个进程号，因此子进程虽然有自己的task_struct数据结构，使用自己的task_struct，但使用父进程的pid，但是只有0号线程才能使用的clone()；

（2）然后使用alloc_task_struct()为子进程p分配两个连续的物理页面，低端用作子进程的task_struct，高端用于系统空间堆栈；*p
= *current为整个两个连续物理页面的数据结构复制，而p=current只是指向；

（3）一个用户常常有许多个进程，因此task_struct中含有个user，指向user_struct（每一个用户只有一个），因此有关用户的信息可以通过同一个user来共享；在user_struct中，结构中有个计数器count，对属于该用户的进程数量计数；然而内核线程并不属于任何一个用户，所以user指针为0；task_struct中rilm[]对每一个进程占用的各种资源数量作出限制，其中rilm[RLIMIT_NPROC]规定了一个用户所述进程的个数多少，用户进程超过这个限制，就不允许fork()了，而对于内核线程有两个限制nr_threads和max_threads；exec_domian（）代表一个进程所属OS的执行域，pers_low表示某种域的代码，handler用于调用门实现的系统调用，moudle指针指向某个moudle的数据结构，这是与动态安装模块的机制有密切联系，比如一个solaris执行域的进程就可能要用到专门为solaris设置的一些模块，只要有这样一个进程在运行，为solaris所需的模块就不能拆除，因此需通过get_exec_domain()递增具体模块的数据结构中计数器；linux_binfmt指针就是用来对有关模块的使用计数器进行操作；get_pid(）使用必须独占，因访问不了而独占，故先把p进程的状态设置成TASK_UNINTERRUPTINLE；copy_flags（）来拷贝clone_flags到p->flags；

（4）在get_pid()中，若指定CLONE_PID就直接返回当前进程current的pid，先跳过各种守护线程的pid号，然后通过操作获取一个新的pid；

（5）在do_fork(）中，初始化等待队列头p->wait_chldexit，子线程的等待信号处理队列p->sigpending，然后对task_struct的各种计时变量进行初始化；设置p->start_time表示进程创建的时间，为以时钟中断为单位的从系统初始化开始至此时的时间jiffles；至此对task_struct数据结构的复制和
初始化就基本完成了；

（6）当clone_flags中CLONE_FILES为0，
才复制已打开文件的控制结构，否则只是共享父进程已打开的文件；当一个进程有已打开的文件时，task_struct中指针files指向files_struct，否则为0，一般不为0，指向tty相联系的stdin，stdout，stderr；当CLONE_FILES为1时，表示是共享，只需递增files的计数，此时父子进程对文件的访问相互牵制，否则就要正真的分配并复制了，主要是对close_on_exec，open_fds和fd要执行这三组信息，如何复制，取决于已打开的文件数量；

（7）当clone_flags中CLONE_FS为0，才复制文件系统有关的数据，否则也只是共享；在fs_struct中，记录着进程的根目录root，当前工作目录pwd，一个用于文件操作权限管理的umask，还有一个计数器；真正的处理的操作在copy_fs中，复制时，仅仅复制fs_struct，而不复制更深层次的数据结构（还是使用共享的，因此需要通过mntget()，dget()来递增计数）；

（8）当clone_flags中CLONE_SIGHAND为0，才复制父进程对信号的处理；信号基本上是一个进程间通信的手段，信号之于进程（设置各种信号的处理程序）好像中断之于一个处理器（为各个中断源设置相应的中断服务程序）一样；在signal_count中的action[]记录了进程对各种信号的反映和处理，复制时是通过sig->action，和sig->count；

（9）然后就是用户空间的继承，即mm_struct，它指向一个代表着进程的用户空间的mm_struct；由于内核线程不属于用户空间，故内核线程的task_struct中mm_struct指针为NULL；在copy_mm()中，如果CLONE_VM为0时才真正的复制，首先是对mm_struct本身的的复制，并且还要对mm_struct更深层次的数据结构进行复制（即vm_area_struct和页面映射表），主要在dup_map()中完成，其中对文件映射部分只是增加计数，如果VM_DENYWRITE为
1的话，还要递减该计数，通过copy_page_range()来逐层来处理页面目录项和页面表项，在对页面表项的循环中，若表项的内容全为0，则pte_none()返回1，说面该页面表的映射尚未建立，不需做任何事，表项的最低位_PAGE_PRESENT为0时，说明已建立映射，但该页面目前不在内存中，已经被调换到交换设备上，此时sawp_duplicate()增加它的共享计数，然后转到cont_copy_pte_range处将次表项复制到子进程的页面表中；若映射已建立，但是屋面页面不有效即VALID_PAGE返回0（这些地址是某些外设接口的总线地址，并不是内存页面，不属于页面换入换出的管辖范围，实际上也不小号动态分配的内存页面，跳转到cont_copy_pte_range将它复制）；若复制父进程可写的页面，并未之建立映射，这时采用"copy
on write"技术，先通过复制页面表项暂时共享这个页面，到子进程（或父进程）真的要写这个页面时，再来分配新页面和复制，先将该页表项设置成写保护，当要写时，引发一次页面异常，此时页面异常处理程序会另行分配一个物理页面，并把内容真正的复制到新的物理页面中，让父子进程拥有自己的物理页面，然后将这两个页面改成可写，因此在linux中由于写时复制技术复制一个进程的速度非常快，否则fork一个进程时就要每一个物理页面都要复制了；对于只读页面，这种页面本身就不需要复制，共享物理页面；

（10）其实上述的copy_page_range()一个页面都没有正真的复制，这就是fork()快速的复制的原因；

（11）在copy_mm()->copy_sgments()处理的是进程可能具有的局部描述表LDT；当使用fork()时，由于clone_flags为SIGCHLD，copy_files()，copy_fs(）,copy_sighand（）,以及copy_mm()都是全部正真的复制的，而使用vfork()时，由于clone_flags为SIGCHLD
| VFORK | CLONE_VM，故只copy_files()，copy_fs(）,copy_sighand（）真正的复制了，对于copy_mm()只是通过指针共享了其父进程的mm_struct，并没有自己的副本，也就是说vfork()复制的是整个线程，共享了父进程的存储空间，包括用户空间堆栈；clone()根据调用者自己设置参数；

（12）在copy_thread(）只是复制父进程的系统空间堆栈（堆栈的内容说明了父进程从通过系统调用进入系统空间开始到进入copy_thread()的来历），而子进程要按照相同的路线返回，所以要把它复制给子进程，但是如果父子进程的系统空间堆栈是完全相同的，那返回也就无需区分谁了，因此还是需要做调整的；先得到子进程的pt_regs，先复制，然后调整（将eax变为0，当子进程接受调度而恢复运行时，这个就是返回值；设置esp，决定了用户空间的堆栈位置，而在clone()时esp是调用设置的，而在fork(）和vfork(）中还是指向父进程原来的用户空间的堆栈）；thread记录着进程切换时（系统空间）的堆栈指针，取指令地址等关键信息，在复制时，该项也被原封不动的复制过来了，但是子进程有自己的系统空间堆栈，将p->thread.esp设置成子进程系统空间堆栈中的pt_regs结构的起始地址，就好像这个进程曾经运行过一样，进入内核以后返回用户空间时被切换一样；p->thread.esp0指向系统空间堆栈的指针的顶端，当一个进程被调度时，内核会将这个变量写入到TSS的esp0字段，表示当这个进程进入0级运行时其堆栈的位置；p->thread.eip设置成ret_from_fork，指表示进程下一次切换进入运行点时的切入点，类似于函数调用或中断返回的地址；保存当前段的寄存器thread.fs；

（13）在do_fork(）中，task_struct中thread_group是线程组的意思，counter为进程的运行时间分配额，self_exec_id执行域，swappable换入换出；通过SET_LINK（p）将子进程链入到内核的进程队列，又通过hsah_pid()将其链入到按pid计算的杂凑队列，最后通过wake_up_process将其挂入可执行的进程队列中等待调度；

（14）新进程已经创建好了，并且挂入到可运行进程的队列接受调度了；父子进程在用户空间返回相同的地址，然后会因用户程序的不同而分开（父进程先调度可能性大于子进程）；

（15）当CLONE_VFORK为1时，一定要保证子进程先运行，一直到子进程通过系统调用execve()执行一个新的可执行程序，或通过exit(）退出；当CLONE_VM为1时，为了防止父子进程对用户空间（尤其是堆栈区）的非法写，所以在do_fork()就把父进程扣留了，对一个局部信号量（初值为0）做一次down()，它也就睡眠等待了；在子进程execve()时，会有相应的up()，来唤醒父进程；