Linux2.6.32内核笔记（3）进程管理子系统

一、进程与程序的区别

程序是一段存放在存储介质上的一系列代码和数据的映像，是一个静态的实体。

进程是执行起来的程序，是一个动态地实体，还包括它管理的资源（如打开的文件，挂起的信号，地址空间等等）。



二、进程四要素

1.有一段程序供其执行，该程序不一定是一个进程独享，也可以和其他进程共享。

2.有进程专用的内核空间堆栈。

3.在内核中有一个名为“进程控制块”的task_struct，内核通过结构对进程进行调度控制。

4.有独立的用户空间。有独立的用户空间的是进程，有共享的用户空间的是用户线程，没有用户空间的是内核线程。



三、进程状态

进程有三态：就绪太，执行态和阻塞态。当进程被创建以后，就处于一个就绪太，等待cpu的调度，当cpu执行它的时候就处于执行态，在执行过程中进程比如访问别的资源，获取锁，信号量不成功，或者产生了中断，进程就会处于阻塞状态，当中断结束，得到锁和信号量之后进程就又从阻塞态变为就绪态，等待调度执行。

比较重要的进程状态有以下三种：

TASK_RUNNING（可执行状态）

只有在该状态的进程才可能在CPU上运行。而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的task_struct结构（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中（一个进程最多只能出现在一个CPU的可执行队列中）。进程调度器的任务就是从各个CPU的可执行队列中分别选择一个进程在该CPU上运行。

TASK_INTERRUPTIBLE（可中断睡眠状态）

处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生（比如等待socket连接、等待信号量），而被挂起。这些进程的task_struct结构被放入对应事件的等待队列中。当这些事件发生时（由外部中断触发、或由其他进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。事实上，我们的很多进程大多时间都在这个状态。。。

TASK_UNINTERRUPTIBLE/TASK_KILLABLE(不可中断睡眠状态)

与TASK_INTERRUPTIBLE状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的，即使给他sigkill也不会中断，不会响应异步信号。这个状态有个缺点，就是假如这个进程一直处于这种状态，那么它就会占用cpu资源，使得其它进程一直处于等待状态，但是引入这个状态时为了对一些内核操作进行保护，比如与硬件设备进行交互的时候，为了避免此短暂的交互过程被打断，需要引入这个状态。为了对这个状态进行改进，linux2.6.25之后引入了
TASK_KILLABLE，该状态和TASK_UNINTERRUPTIBLE是类似的，但是它可以被致命信号SIGKILL唤醒。

其他的进程状态包括：

TASK_TRACED：处于被调试状态的进程。

TASK_DEAD：进程退出时所处的状态。

EXIT_ZOMBIE：表示进程的执行被终止，但是其父进程还没有使用wait()等系统调用来获知它的终止信。



四、Linux进程描述

Linux进程描述主要是是task_struct这个结构体，在/include/linux下的sched.h文件中，在第1215行：

1.状态描述：

volatile long state;

int exit_state;

状态有哪些我们上面已经分析过了。



2.进程标识符：

pid_tpid;

pid_ttgid;

这个pid就是每个进程都有一个标号，系统中有最大32768个进程，给每一个进程都分配一各进程号便于管理，Linux将一个线程组中的所有线程使用和该线程组的领头线程（该组中的第一个轻量级进程）相同的PID存放在tgid成员中。



3.内核堆栈：

void*stack;

进程通过alloc_thread_info函数分配它的内核栈，通过free_thread_info函数释放所分配的内核栈，这里不做深究。



4.进程亲属关系：

structtask_struct *real_parent; /* real parent process*/

structtask_struct *parent; /* recipient of SIGCHLD,wait4() reports */

/*

* children/sibling forms the list of mynatural children

*/

structlist_head children; /* list of my children */

structlist_head sibling; /* linkage in my parent's children list */

structtask_struct *group_leader; /* threadgroup leader */

看到这个命名有点想笑，还有真爸爸和爸爸的区分（进程也会喜当爹吗？）

在Linux中，所有进程之间都有着直接或间接地联系，每个进程都有其父进程，也可能有零个或多个子进程。拥有同一父进程的所有进程具有兄弟关系。



5.进程调度优先级：

intprio,
static_prio, normal_prio;

unsignedint rt_priority;

conststruct sched_class *sched_class;

structsched_entity se;

structsched_rt_entity rt;



优先级定义在这里：

#defineMAX_USER_RT_PRIO 100

#defineMAX_RT_PRIO MAX_USER_RT_PRIO

#defineMAX_PRIO (MAX_RT_PRIO+ 40)

#defineDEFAULT_PRIO (MAX_RT_PRIO + 20)

实时优先级范围是0到MAX_RT_PRIO-1（即99），而普通进程的静态优先级范围是从MAX_RT_PRIO到MAX_PRIO-1（即100到139）。值越大静态优先级越低。



五、Linux进程调度

1.调度策略

在sched.h中调度策略有以下几种：

#defineSCHED_NORMAL 0

#defineSCHED_FIFO 1

#defineSCHED_RR 2

#defineSCHED_BATCH 3

/* SCHED_ISO:reserved but not implemented yet */

#defineSCHED_IDLE 5

/* Canbe ORed in to make sure the process is reverted back to SCHED_NORMAL on fork */

#defineSCHED_RESET_ON_FORK 0x40000000

SCHED_NORMAL用于普通进程，通过CFS调度器实现。

SCHED_BATCH用于非交互的处理器消耗型进程。

SCHED_IDLE是在系统负载很低时使用。

SCHED_FIFO：先入先出调度算法。

SCHED_RR：时间片轮流调度算法。

其中SCHED_FIFO和SCHED_RR是实时调度算法，具体算法思想比较简单，顾名思义，具体实现这里不做深究。



2.调度时机

主动式：

当进程等待资源停止运行的时候，会处于睡眠状态，这时候直接调用schedule()请求调度，让出cpu。

例：

current->state= TASK_INTERRUPTIBLE

schedule();

使用指向当前进程状态的指针，将state改为可中断睡眠状态，然后调用schedule()，这样cpu就会调度其他资源执行，当然这个过程比较复杂，因为还涉及到当前状态的保存，进程资源是否回收等等。

抢占式调度：

首先，抢占的含义，当我们一个进程A在执行的时候，B进程在执行一项更加重要的任务，这时候就需要把cpu的资源让给B，如果A不能像上面一样主动地让出，那么B就去抢占cpu的资源。Linux2.4只支持用户态抢占，2.6既支持用户态抢占，也支持内核态抢占，这是2.6实时性提高的一个重要原因。当然也有非抢占机制，它的优势是中断响应很快，几乎不需要信号量来保护共享数据，但是明显的缺点就是实时性较差。2.6为什么要支持内核态抢占呢？因为有些进程或者线程一旦运行到内核态，就会一直运行，不出来，那它就会一直占有cpu的资源，其他紧急的进程或者线程就会处于等待状态，这样实时性就大大降低了。所以2.6开始允许优先级更高的进程在内核态中进行抢占。打个比方，贪官携款潜逃去从中国去了美国（进程A占有cpu资源从用户态进去了内核态），他就一直待在美国，没有引渡条例啊，这时候纪检的人很着急的要找他问话，怎么办呢？等呗。。。万一人家一辈子不回来了呢？有些事就不能处理了。所以现在国家正在积极的和欧美商讨引渡条例，也就是我们的2.6支持内核态抢占啦。

用户态抢占发生的时机：

1.从系统调用返回用户空间。

2.从中断处理程序返回用户空间。

3.当某个进程耗尽它的时间片的时候。

4.当一个优先级更高的进程处于可执行状态的时候。

以上抢占情况发生时，还要满足need_resched被设置这个条件，这是一个触发条件。

内核态抢占发生的时机：

1.中断处理程序完成，返回内核空间之前。（贪官从美国（内核态）跑回中国来（用户态）来看爹妈老婆，返回去之前，被抓了（抢占）。。。）

2.当内核代码解锁和使用软中断的时候，这时候再次具有课抢占性。

不允许内核抢占时机：

1.内核正在运行中断处理程序。

在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。

2.内核正在进行中断上下文处理。

硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。

3.持有锁的时候不应被抢占，如自旋锁，读写锁。

内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占，否则由于抢占将导致其他CPU长期不能获得锁而死等。

4.内核正在执行调度程序schedule的时候。

抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。

5.内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作。

在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。当然这里对于我们的s3c2440是不存在的。

那么linux为了不让上述情况被抢占，设置了preempt_count抢占计数，被设置在进程的thread_info结构中。preempt_count()函数用于获取preempt_count的值，preemptible()用于判断内核是否可抢占。当进程进入上述状态时，就+1，退出时就-1，根据它的值来判断是否可抢占。



3.调度步骤

第一步：清理当前运行中的进程的一些资源。

第二步：根据调度策略选择一个运行的进程。

第三步：设置新的进程运行环境，例如堆栈，sp等。

第四步：进程上下文切换，退出A，切到B。



笔记做到这里，如有不正确的地方还请指出，大家共同进步。