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PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享

分类: 文章 • 2025-04-10 10:50:22

一、PCB与进程分配资源

PCB

  • PCB（progress control block），进程控制块。这里先不讨论PCB是什么，其实进程这个概念本身就是一个很难理解的概念，当一个可执行程序被系统执行了以后，就变成了一个进程。那么这个进程中到底有什么东西呢，系统究竟给这个进程分配了哪些资源？另外，进程在内存中的存储是怎么样的？
  • 对于一个进程，它在被执行前其实是一个可执行程序。这个程序是被放在磁盘上的，当它要被执行的时候，它先被加载到内存当中，然后再放入到寄存器中，最后再让cpu执行该程序，这个时候一个静态的程序就变成了进程。
  • 那么操作系统是怎么来管理这些进程的呢？操作系统通过一个双向链表把进程连起来。但是，对于进程其实它是一个抽象的概念，系统肯定要通过一个东西来描述进程，然后才能管理进程。于是PCB就出来了，操作系统通过PCB来描述进程，于是这个双向链表连接的其实是PCB，这个PCB是个什么玩意？它就是一个结构体，用来描述进程，在Linux下，就是task_struct结构体。

进程内存分配

每个进程运行的时候，都会拿到4G的虚拟内存，在32位Linux下，其中3G是交给用户的，1G是交给内核的，而task_struct就是存储在这1G的内核系统空间中。

  • 每个进程都有各自的私有用户空间（0-3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。
  • 最高的1GB内核空间则为所有进程以及内核所共享。
  • 至于为什么需要这个1G的内核空间，是因为进程需要调用一些系统调用，来交给内核跑，程序的一部分逻辑可能是要交给内核去跑的，所以一部分虚拟地址必须要留给内核使用。

PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享另外，我们常说的虚拟地址空间， 其实就是用户空间。

于是，通过上图我们可以发现，每个进程的PCB都是存在所有进程共享的内核空间的中，这也就很好理解，我们之前说操作系统管理进程，也就是在内核空间中管理的，在内核空间中通过链表管理所有进程的PCB，如果有一个进程要被创建，实际上多分配了这么一个4G的虚拟内存，并在共享的内核空间中的双向链表中加入了自己的PCB。

PCB中到底有什么？

我们拿task_strcut结构体来说话，下面这段源码注释。

struct task_struct {
volatile long state;  //说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息
unsigned long flags;  //Flage 是进程号,在调用fork()时给出
intsigpending;   //进程上是否有待处理的信号
mm_segment_taddr_limit; //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
                       //0-0xBFFFFFFF foruser-thead
                       //0-0xFFFFFFFF forkernel-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
volatilelong need_resched;
int lock_depth;  //锁深度
longnice;       //进程的基本时间片
//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;
struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
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;
struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
unsigned longsleep_time;  //进程的睡眠时间
//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_headlocal_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;
intpdeath_signal;    //父进程终止是向子进程发送的信号
unsigned longpersonality;
//Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
intdid_exec:1; 
pid_tpid;    //进程标识符,用来代表一个进程
pid_tpgrp;   //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_tsession;  //进程的会话标识
pid_t tgid;
intleader;     //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_listreal_timer;   //指向实时定时器的指针
struct tmstimes;     //记录进程消耗的时间
unsigned longstart_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
longper_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（Copyon　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
unsignedlong 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_tcap_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 shortused_math;   //是否使用FPU
charcomm[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
structthread_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 sigpendingpending;  //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;
};

我们可以挑几个重点的记一下

  1. 标识相关：pid，ppid等等。
  2. 文件相关：进程需要记录打开的文件信息，于是需要文件描述符表。
  3. 内存相关：内存指针，指向进程的虚拟地址空间（用户空间）信息。
  4. 优先级相关：进程相对于其他进程的调度优先级。
  5. 上下文信息相关：CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈上的内容，当内核需要切换到另一个进程时，需要保存当前进程的所有状态，即保存当前进程的进程上下文，以便再次执行该进程时，能够恢复切换时的状态，继续执行。
  6. 状态相关：进程当前的状态，说明该进程处于什么状态。
  7. 信号相关：进程的信号处理函数，以及记录当前进程是否还有待处理的信号。
  8. I/O相关：记录进程与各种I/O设备之间的交互。

二、虚拟内存与物理内存

操作系统有虚拟内存与物理内存的概念。在很久以前，还没有虚拟内存概念的时候，程序寻址用的都是物理地址。程序能寻址的范围是有限的，这取决于CPU的地址线条数。比如在32位平台下，寻址的范围是2^32也就是4G。并且这是固定的，如果没有虚拟内存，且每次开启一个进程都给4G的物理内存，就可能会出现很多问题：

  • 因为我的物理内存时有限的，当有多个进程要执行的时候，都要给4G内存，很显然你内存小一点，这很快就分配完了，于是没有得到分配资源的进程就只能等待。当一个进程执行完了以后，再将等待的进程装入内存。这种频繁的装入内存的操作是很没效率的
  • 由于指令都是直接访问物理内存的，那么我这个进程就可以修改其他进程的数据，甚至会修改内核地址空间的数据，这是我们不想看到的
  • 因为内存时随机分配的，所以程序运行的地址也是不正确的。

于是针对上面会出现的各种问题，虚拟内存就出来了（CPU的地址线可以直接进行寻址的内存空间大小）。

  • 在上面进程分配资源介绍过一个进程运行时都会得到4G的虚拟内存。这个虚拟内存你可以认为，每个进程都认为自己拥有4G的空间，这只是每个进程认为的，但是实际上，在虚拟内存对应的物理内存上，可能只对应的一点点的物理内存，实际用了多少内存，就会对应多少物理内存。
  • 进程得到的这4G虚拟内存是一个连续的地址空间（这也只是进程认为），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有一部分存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。

进程开始要访问一个地址，它可能会经历下面的过程

  1. 每次我要访问地址空间上的某一个地址，都需要把地址翻译为实际物理内存地址
  2. 所有进程共享这整一块物理内存，每个进程只把自己目前需要的虚拟地址空间映射到物理内存上
  3. 进程需要知道哪些地址空间上的数据在物理内存上，哪些不在（可能这部分存储在磁盘上），还有在物理内存上的哪里，这就需要通过页表来记录
  4. 页表的每一个表项分两部分，第一部分记录此页是否在物理内存上，第二部分记录物理内存页的地址（如果在的话）
  5. 当进程访问某个虚拟地址的时候，就会先去看页表，如果发现对应的数据不在物理内存上，就会发生缺页异常
  6. 缺页异常的处理过程，操作系统立即阻塞该进程，并将硬盘里对应的页换入内存，然后使该进程就绪，如果内存已经满了，没有空地方了，那就找一个页覆盖，至于具体覆盖的哪个页，就需要看操作系统的页面置换算法是怎么设计的了。

关于虚拟内存与物理内存的联系，下面这张图可以帮助我们巩固。

PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享

页表的工作原理如下图

PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享

  1. 我们的cpu想访问虚拟地址所在的虚拟页(VP3)，根据页表，找出页表中第三条的值,判断有效位。 如果有效位为1，DRMA缓存命中，根据物理页号，找到物理页当中的内容，返回。
  2. 若有效位为0，参数缺页异常，调用内核缺页异常处理程序。内核通过页面置换算法选择一个页面作为被覆盖的页面，将该页的内容刷新到磁盘空间当中。然后把VP3映射的磁盘文件缓存到该物理页上面。然后页表中第三条，有效位变成1，第二部分存储上了可以对应物理内存页的地址的内容。
  3. 缺页异常处理完毕后，返回中断前的指令，重新执行，此时缓存命中，执行1。
  4. 将找到的内容映射到告诉缓存当中，CPU从告诉缓存中获取该值，结束。

再来总结一下虚拟内存是怎么工作的

  • 当每个进程创建的时候，内核会为进程分配4G的虚拟内存，当进程还没有开始运行时，这只是一个内存布局。实际上并不立即就把虚拟内存对应位置的程序数据和代码（比如.text .data段）拷贝到物理内存中，只是建立好虚拟内存和磁盘文件之间的映射就好（叫做存储器映射）。这个时候数据和代码还是在磁盘上的。当运行到对应的程序时，进程去寻找页表，发现页表中地址没有存放在物理内存上，而是在磁盘上，于是发生缺页异常，于是将磁盘上的数据拷贝到物理内存中。
  • 另外在进程运行过程中，要通过malloc来动态分配内存时，也只是分配了虚拟内存，即为这块虚拟内存对应的页表项做相应设置，当进程真正访问到此数据时，才引发缺页异常。
  • 可以认为虚拟空间都被映射到了磁盘空间中（事实上也是按需要映射到磁盘空间上，通过mmap，mmap是用来建立虚拟空间和磁盘空间的映射关系的）

利用虚拟内存机制的优点 

  • 既然每个进程的内存空间都是一致而且固定的（32位平台下都是4G），所以链接器在链接可执行文件时，可以设定内存地址，而不用去管这些数据最终实际内存地址，这交给内核来完成映射关系
  • 当不同的进程使用同一段代码时，比如库文件的代码，在物理内存中可以只存储一份这样的代码，不同进程只要将自己的虚拟内存映射过去就好了，这样可以节省物理内存
  • 在程序需要分配连续空间的时候，只需要在虚拟内存分配连续空间，而不需要物理内存时连续的，实际上，往往物理内存都是断断续续的内存碎片。这样就可以有效地利用我们的物理内存。

三、进程共享

父子进程之间在fork后。有哪些相同，那些相异之处呢？

刚fork之后：

父子相同处: 全局变量、.data、.text、栈、堆、环境变量、用户ID、宿主目录、进程工作目录、信号处理方式...

父子不同处: 1.进程ID   2.fork返回值   3.父进程ID    4.进程运行时间    5.闹钟(定时器)   6.未决信号集

似乎，子进程复制了父进程0-3G用户空间内容，以及父进程的PCB，但pid不同。真的每fork一个子进程都要将父进程的0-3G地址空间完全拷贝一份，然后在映射至物理内存吗？

当然不是！父子进程间遵循读时共享写时复制的原则。这样设计，无论子进程执行父进程的逻辑还是执行自己的逻辑都能节省内存开销。   PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享

练习：编写程序测试，父子进程是否共享全局变量。     

重点注意！躲避父子进程共享全局变量的知识误区！

#include <stdio.h>  
#include <stdlib.h>  
#include <unistd.h>  
#include <pthread.h>  

int golobal_a = 0;

int main()
{
	int local_a = 0;
	pthread_mutex_t local_mutex_a;
	pthread_mutex_t local_mutex_b;
	pid_t pid;

	pthread_mutex_init(&local_mutex_a, NULL);
	pthread_mutex_init(&local_mutex_b, NULL);
	pid = fork();

	if (pid > 0) // 父进程
	{
		printf("father %d, child %d\n", getpid(), pid);
		local_a = 1;
		golobal_a = 1;
		sleep(1);
		printf("father local_a %d, addr %p, golobal_a %d, addr %p\n", local_a, &local_a, golobal_a, &golobal_a);

		pthread_mutex_lock(&local_mutex_a);
		printf("father lock mutex a %p\n", &local_mutex_a);
		sleep(1);
		pthread_mutex_lock(&local_mutex_b);
		printf("father lock mutex b %p\n", &local_mutex_b);
		pthread_mutex_unlock(&local_mutex_b);
		pthread_mutex_unlock(&local_mutex_a);
	}
	else if (pid == 0)  // 子进程
	{
		printf("child %d\n", getpid());
		local_a = 2;
		golobal_a = 2;
		sleep(1);
		printf("child local_a %d, addr %p, golobal_a %d, addr %p\n", local_a, &local_a, golobal_a, &golobal_a);

		pthread_mutex_lock(&local_mutex_b);
		printf("child lock mutex b %p\n", &local_mutex_b);
		sleep(1);
		pthread_mutex_lock(&local_mutex_a);
		printf("child lock mutex a %p\n", &local_mutex_a);
		pthread_mutex_unlock(&local_mutex_a);
		pthread_mutex_unlock(&local_mutex_b);
	}
	else
		printf("fork fail\n");

	return 0;
}

运行结果：

PCB与进程分配资源、虚拟内存与物理内存、进程共享

fork之后，子进程会拷贝父进程的数据空间、堆和栈空间（实际上是采用写时复制技术），二者共享代码段。

所以在子进程中修改全局变量（局部变量，分配在堆上的内存同样也是）后，父进程的相同的全局变量不会改变。

 

 

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