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进程控制（PCB,进程ID，进程状态，fork函数，文件共享）

2019-07-14 11:03发布

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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 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 */ };
  1. 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。
  2. 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））。
  3. 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。
  4. 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。
  5. 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。
    在这里插入图片描述
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
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    • 大多数时候我们也可以使用 ps 加管道符来查看进程。
      在这里插入图片描述

函数 fork

#include 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 2 #include 3 #include 4 #include 5 int val = 1; 6 7 int main() 8 { 9 pid_t pid; 10 printf("xxxxxxxxxxxxxxx "); 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 ",getpid(),getppid(),val); 22 } 23 else if(pid == 0) 24 { 25 val++; 26 printf("i am child process, pid = %d, ppid = %d, val = %d ",getpid(),getppid(),val); 27 } 28 29 return 0; 30 } 在这里插入图片描述
  • 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）

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