第六周学习分析

Posted 2020-07-03 黄卫

《Linux内核分析》

一、进程控制块PCB——task_struct又称进程描述符，是操作系统用于管理控制进程的一个专门的数据结构，记录进程的各种属性，描述进程的动态变化过程，而PCB是系统感知进程存在的唯一标志为了管理进程，内核必须对每个进程进行清晰的描述，进程描述符提供了内核所需了解的进程信息。struct task_struct数据结构很庞大

Linux进程的状态与操作系统原理中的描述的进程状态似乎有所不同，比如就绪状态和运行状态都是TASK_RUNNING，为什么呢？
我们调用fork创建好一个新进程的时候，它的状态是TASK_RUNNING(就绪，但是没有在运行)，当调度器选择我们新fork的这个进程的时候，它就切换到TASK_RUNNING(正在运行)
当进程是TASK_RUNNING这种状态的时候，也就是说它是可运行的，但它有没有在运行呢？这个取决于它有没有获得CPU的控制权，也就是说这个进程有没有在CPU上实际地执行，如果在CPU上实际地执行，那就是“正在运行”，如果被调度出去了，在等待，那就是“就绪，但是没有在运行”，这是和操作系统原理中描述的进程状态不同的地方
进程的标示pid
所有进程链表struct list_head tasks;

内核的双向循环链表的实现方法 - 一个更简略的双向循环链表
程序创建的进程具有父子关系，在编程时往往需要引用这样的父子关系。进程描述符中有几个域用来表示这样的关系

Linux为每个进程分配一个8KB大小的内存区域，用于存放该进程两个不同的数据结构：Thread_info和进程的内核堆栈
进程处于内核态时使用，不同于用户态堆栈，即PCB中指定了内核栈，那为什么PCB中没有用户态堆栈？用户态堆栈是怎么设定的？
内核控制路径所用的堆栈很少，因此对栈和Thread_info来说，8KB足够了
struct thread_struct thread; //CPU-specific state of this task
文件系统和文件描述符
内存管理——进程的地址空间
二、操作系统三大功能：进程管理（核心）、内存管理、文件系统。
三、进程状态转换：

四、创建一个新进程在内核中的执行过程

Fork（在用户态创建一个子进程，在子进程和父进程中各返回一次）、vfork和clone三个系统调用都可以创建一个新进程，而且都是通过调用do_fork来实现进程的创建；
Linux通过复制父进程来创建一个新进程，那么这就给我们理解这一个过程提供一个想象的框架：
复制一个PCB——task_struct
1.err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
要给新进程分配一个新的内核堆栈
1.ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
2.tsk->stack = ti;
3.setup_thread_stack(tsk, orig); //这里只是复制thread_info，而非复制内核堆栈
要修改复制过来的进程数据，比如pid、进程链表等等都要改改吧，见copy_process内部。
从用户态的代码看fork();函数返回了两次，即在父子进程中各返回一次，父进程从系统调用中返回比较容易理解，子进程从系统调用中返回，那它在系统调用处理过程中的哪里开始执行的呢？这就涉及子进程的内核堆栈数据状态和task_struct中thread记录的sp和ip的一致性问题，这是在哪里设定的？copy_thread in copy_process
childregs = current_pt_regs(); //复制内核堆栈
childregs->ax = 0; //为什么子进程的fork返回0，这里就是原因！
p->thread.sp = (unsigned long) childregs; //调度到子进程时的内核栈顶
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork; //调度到子进程时的第一条指令地址（子进程从这里开始执行）
五、道生一（start-kernel。。。cpu-idle），一生二（kernel-init和kthreadd），二生三（即前面的0，1，2号三个进程），三生万物（一号进程是所有用户态进程的祖先，二号进程是所有内核态进程的祖先）
六、系统调用回顾

实验

与上周一样的实验步骤：

进行gdb的过程：

总结：

Linux通过复制父进程来创建一个新进程,通过调用do_fork来实现，Linux为每个新创建的进程动态地分配一个task_struct结构，fork()函数被调用一次，但返回两次。