进程控制(PCB,进程ID,进程状态,fork函数,文件共享)
进程控制块PCB
- 我们知道,每个进程在内核中都有一个进程控制块(PCB)来维护进程相关的信息,Linux内核的进程控制块是task_struct结构体。
/usr/src/linux-headers-3.16.0-30/include/linux/sched.h
文件中可以查看 struct task_struct 结构体定义。
Linux中task_struct用来控制管理进程,结构如下:
struct task_struct
{
//说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息
volatile long state;
//Flage 是进程号,在调用fork()时给出
unsigned long flags;
//进程上是否有待处理的信号
int sigpending;
//进程地址空间,区分内核进程与普通进程在内存存放的位置不同
mm_segment_t addr_limit; //0-0xBFFFFFFF for user-thead
//0-0xFFFFFFFF for kernel-thread
//调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
volatile long need_resched;
//锁深度
int lock_depth;
//进程的基本时间片
long nice;
//进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR, 分时进程:SCHED_OTHER
unsigned long policy;
//进程内存管理信息
struct mm_struct *mm;
int processor;
//若进程不在任何CPU上运行, cpus_runnable 的值是0,否则是1 这个值在运行队列被锁时更新
unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
//指向运行队列的指针
struct list_head run_list;
//进程的睡眠时间
unsigned long sleep_time;
//用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表, 其根是init_task
struct task_struct *next_task, *prev_task;
struct mm_struct *active_mm;
struct list_head local_pages; //指向本地页面
unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
struct linux_binfmt *binfmt; //进程所运行的可执行文件的格式
int exit_code, exit_signal;
int pdeath_signal; //父进程终止是向子进程发送的信号
unsigned long personality;
//Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
int did_exec:1;
pid_t pid; //进程标识符,用来代表一个进程
pid_t pgrp; //进程组标识,表示进程所属的进程组
pid_t tty_old_pgrp; //进程控制终端所在的组标识
pid_t session; //进程的会话标识
pid_t tgid;
int leader; //表示进程是否为会话主管
struct task_struct *p_opptr,*p_pptr,*p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;
struct list_head thread_group; //线程链表
struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表
struct task_struct **pidhash_pprev;
wait_queue_head_t wait_chldexit; //供wait4()使用
struct completion *vfork_done; //供vfork() 使用
unsigned long rt_priority; //实时优先级,用它计算实时进程调度时的weight值
//it_real_value,it_real_incr用于REAL定时器,单位为jiffies, 系统根据it_real_value
//设置定时器的第一个终止时间. 在定时器到期时,向进程发送SIGALRM信号,同时根据
//it_real_incr重置终止时间,it_prof_value,it_prof_incr用于Profile定时器,单位为jiffies。
//当进程运行时,不管在何种状态下,每个tick都使it_prof_value值减一,当减到0时,向进程发送
//信号SIGPROF,并根据it_prof_incr重置时间.
//it_virt_value,it_virt_value用于Virtual定时器,单位为jiffies。当进程运行时,不管在何种
//状态下,每个tick都使it_virt_value值减一当减到0时,向进程发送信号SIGVTALRM,根据
//it_virt_incr重置初值。
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
struct timer_list real_timer; //指向实时定时器的指针
struct tms times; //记录进程消耗的时间
unsigned long start_time; //进程创建的时间
//记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS];
//内存缺页和交换信息:
//min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数(Copy on Write页和匿名页)和主缺页数(从映射文件或交换
//设备读入的页面数); nswap记录进程累计换出的页面数,即写到交换设备上的页面数。
//cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数,主缺页数和换出页面数。
//在父进程回收终止的子进程时,父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
int swappable:1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
//进程认证信息
//uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符,通常是进程创建者的uid,gid
//euid,egid为有效uid,gid
//fsuid,fsgid为文件系统uid,gid,这两个ID号通常与有效uid,gid相等,在检查对于文件
//系统的访问权限时使用他们。
//suid,sgid为备份uid,gid
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
//进程的权能,分别是有效位集合,继承位集合,允许位集合
kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
int keep_capabilities:1;
struct user_struct *user;
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]; //与进程相关的资源限制信息
unsigned short used_math; //是否使用FPU
char comm[16]; //进程正在运行的可执行文件名
//文件系统信息
int link_count, total_link_count;
//NULL if no tty 进程所在的控制终端,如果不需要控制终端,则该指针为空
struct tty_struct *tty;
unsigned int locks;
//进程间通信信息
struct sem_undo *semundo; //进程在信号灯上的所有undo操作
struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时,他在该队列中记录等待的操作
//进程的CPU状态,切换时,要保存到停止进程的task_struct中
struct thread_struct thread;
//文件系统信息
struct fs_struct *fs;
//打开文件信息
struct files_struct *files;
//信号处理函数
spinlock_t sigmask_lock;
struct signal_struct *sig; //信号处理函数
sigset_t blocked; //进程当前要阻塞的信号,每个信号对应一位
struct sigpending pending; //进程上是否有待处理的信号
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
u32 parent_exec_id;
u32 self_exec_id;
spinlock_t alloc_lock;
void *journal_info;
};
task_struct 中成员又可以分成下面几类
- 标示符: 描述本进程的唯一标示符,用来区别其他进程。
- 状态: 任务状态,退出代码,退出信号等。
- 优先级: 相对于其他进程的优先级。
- 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。
- 内存指针: 包括程序代码和进程相关数据的指针,还有和其他进程共享的内存块的指针
- 上下文数据: 进程执行时处理器的寄存器中的数据。
- I/O状态信息: 包括显示的I/O请求,分配给进程的I/O设备和被进程使用的文件列表。
- 记账信息: 可能包括处理器时间总和,使用的时钟数总和,时间限制,记账号等。
- 其他信息
- 其内部成员有很多,我们重点掌握以下部分即可:
- 进程id。系统中每个进程有唯一的id,在C语言中用pid_t类型表示,其实就是一个非负整数。
- 进程的状态,有就绪、运行、挂起、停止等状态。
- 进程切换时需要保存和恢复的一些CPU寄存器。
- 描述虚拟地址空间的信息。
- 描述控制终端的信息。
- 当前工作目录(Current Working Directory)。
- umask掩码。
- 文件描述符表,包含很多指向file结构体的指针。
- 和信号相关的信息。
- 用户id和组id。
- 会话(Session)和进程组。
- 进程可以使用的资源上限(Resource Limit)。
进程标识(进程ID)
- 每个进程都有一个非负整数表示的唯一进程ID。因为进程ID标识符总是唯一的,常用其用作其他标识符的一部分以保证其唯一性。例如:应用程序有时就把进程ID作为名字的一部分来创建唯一的文件名。
- 虽然是唯一的,但是进程ID是可复用的。当一个进程终止后,其进程ID就成为复用的候选者。大多数操作系统实现了延迟复用算法,使得赋予新建进程的ID不同于最近终止进程所使用的ID。这防止了将新进程误认为是使用同一个ID的某个已经终止的先前进程。
- 系统中有一些专用的进程,但是具体的细节随实现而不同。ID为0的进程通常是调度进程,常常被称作交换进程。该进程是内核的一部分,它并不执行任何磁盘还上的程序,因此也被称为系统进程。进程ID为1通常是init进程,在自举过程结束时由内核调用。此进程在自举内核后启动一个操作系统。init通常读取与系统相关的初始化文件,并将系统引导到一个状态。init进程绝对不会停止。他是一个普通的用户进程(与交换级进程不同,他不是一个内核中的系统进程),但是它以超级用户特权运行。后面会说到init会成为所有孤儿进程的父进程。
- 下面介绍几个关于进程的几个函数。
#include<unistd.h>
pid_t getpid(void); //返回值:调用进程的进程ID
pid_t getppid(void); //返回值:调用进程的父进程ID
进程状态
- 为了弄明白正在运行的进程是什么意思,我们需要知道进程的不同状态。一个进程可以有几个状态(在Linux内核里,进程有时候也叫做任务)。 下面的状态在kernel源代码里定义:
/*
* The task state array is a strange "bitmap" of
* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
* you can test for combinations of others with
* simple bit tests.
*/
static const char * const task_state_array[] = {
"R (running)", /* 0 */
"S (sleeping)", /* 1 */
"D (disk sleep)", /* 2 */
"T (stopped)", /* 4 */
"t (tracing stop)", /* 8 */
"X (dead)", /* 16 */
"Z (zombie)", /* 32 */
};
- R运行状态(running): 并不意味着进程一定在运行中,它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。
- S睡眠状态(sleeping): 意味着进程在等待事件完成(这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠(interruptible sleep))。
- D磁盘休眠状态(Disk sleep)有时候也叫不可中断睡眠状态(uninterruptible sleep),在这个状态的进程通常会等待IO的结束。
- T停止状态(stopped): 可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止(T)进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。
- X死亡状态(dead):这个状态只是一个返回状态,你不会在任务列表里看到这个状态。
-
如果用我们自己的话来说,说的简单一点,进程基本的状态有5种。分别为初始态,就绪态,运行态,挂起态与终止态。其中初始态为进程准备阶段,常与就绪态结合来看。
查看进程
- 进程的信息可以通过 /proc 系统文件夹查看
- 如:要获取PID为1的进程信息,你需要查看 /proc/1 这个文件夹
- 大多数时候我们也可以使用 ps 加管道符来查看进程。
- 如:要获取PID为1的进程信息,你需要查看 /proc/1 这个文件夹
函数 fork
#include<unistd.h>
pid_t fork(void ); //返回值:子进程返回0,父进程返回子进程ID,如果出错,返回-1
- 由fork创建出来的新进程称为子进程(child process)。fork函数被调用一次,但返回两次。两次返回的区别是自己吃呢航的返回值是0,父进程返回值的是新建子进程的进程ID。
- 将子进程ID返回给父进程的理由:因为一个进程的子进程可以有多个,并且没有一个函数使一个进程可以获得其所有子进程的进程ID。
- fork使子进程得到返回值0的理由是:一个进程只会有一个父进程,所以子进程可以调用getppid 以获得其父进程的进程ID(进程ID 0 总是由内核交换进程使用,所以一个子进程的进程ID不可能为0)。
- 接下来,父子进程继续执行fork调用后的指令。子进程是父进程的副本。例如:子进程获得父进程数据空间、堆和栈的副本。请注意:这是子进程的副本父进程和子进程并不共享这些存储空间部分。父进程和子进程共享正文段。
- 由于在fork之后进程跟随着exec,所以现在的很多实现并不执行一个父进程数据段、栈和堆的完全副本。作为替代,使用了写时复制技术。这些区域的父子进程共享,而且内核将他们的访问权限改变为只读。如果父进程和子进程中的任一个试图修改这些区域,则内核只为修改区域的那块内存制作一个副本,通常是虚拟存储系统中的一“页”。后面再做详细的说明。
#include<unistd.h>
2 #include<stdio.h>
3 #include<sys/types.h>
4 #include<stdlib.h>
5 int val = 1;
6
7 int main()
8 {
9 pid_t pid;
10 printf("xxxxxxxxxxxxxxx\n");
11
12 pid = fork();
13 if(pid < 0)
14 {
15 perror("fork error");
16 exit(0);
17 }
18 else if(pid > 0)
19 {
20 sleep(3);
21 printf("i am parent process, pid = %d, ppid = %d, val = %d\n",getpid(),getppid(),val);
22 }
23 else if(pid == 0)
24 {
25 val++;
26 printf("i am child process, pid = %d, ppid = %d, val = %d\n",getpid(),getppid(),val);
27 }
28
29 return 0;
30 }
- 一般来说,在fork之后是父进程先执行还是子进程先执行是不确定的,这取决于内核所使用的调度算法。在上面的程序中,我们让父进程先睡3秒,以此让子进程先执行。(但是不能保证2s就已经足够)。
- 还有就是结果中,我们可以看到子进程的val进行了加1,但是父进程的val没有变。而且子进程的ppid就是父进程的进程ID。
文件共享
- 这边我不详细说了,父进程的很多属性被子进程继承,包括:
1. 实际用户ID、实际组ID、有效用户ID、有效组ID
2. 附属组ID
3. 进程组ID
4. 回话ID
5. 控制终端
6. 设置用户ID标志和设置组ID标志
7. 当前工作目录
8. 根目录
9. 文件模式创建屏蔽字
10. 信号屏蔽和安排
11. 对任一文件描述符的执行时关闭标志
12. 环境
13. 连接的共享存储段
14. 存储映像
15. 资源限制
- 父进程和子进程之间的区别
1. fork的返回值不同
2. 进程ID不同
3.这两个进程的父进程ID不同:子进程的父进程ID是创建它的进程ID,而父进程的父进程ID则不变
4. 子进程不继承父进程设置的文件锁
5. 子进程的未处理闹钟被清除
6. 子进程的为处理信号集设置为空集
还有很多特性我会在后面讨论。
- fork失败的两个原因:
1. 系统中有太多的进程
2. 该实际用户ID的进程总数超过了系统限制(其中CHILD_MAX规定了每个实际用户ID在任一时刻可拥有的最大进程数)