Linux系統編程之行程概念-有解無憂

注：本文部分圖片來源于網路，如有侵權，請告知洗掉

1. 什么是行程？

在了解行程概念之前，我們需要先知道程式的概念，

程式，是指編譯好的二進制檔案，這些檔案在磁盤上，并不占用系統資源，

行程，指的是一個程式的執行實體，是作業系統分配系統資源的單位，這里的系統資源有CPU時間，記憶體等，當程式運行起來，產生一個行程，

也就是說，相比于程式，行程是一個動態的概念，

2. 用什么來描述行程？

行程資訊被放在一個叫做行程控制塊的資料結構中，可以理解為行程屬性的集合，教材中稱為PCB（process control block），不同的作業系統下有不同的PCB，Linux 下的行程控制塊是 task_struct，

task_struct是Linux內核的一種資料結構，當一個行程創建時，系統會先將程式加載到記憶體，同時會將task_struct裝載到記憶體中，在task_struct中包含著行程的資訊，

task_struct的內容主要分為以下幾類：

標示符（PID) : 描述本行程的唯一標示符，用來區別其他行程，本質上是一個非負整數，
行程狀態: 任務狀態，退出代碼，退出信號等，
背景關系資料: 行程執行時處理器的暫存器中的資料，
程式計數器: 程式中即將被執行的下一條指令的地址，
檔案描述符表，包含很多指向 file 結構體的指標，
優先級: 相對于其他行程的優先級，
其他資訊，

3. PID、PPID

為了便于管理，作業系統中有父子行程的概念，子行程會繼承父行程的屬性和權限，而父行程也可以系統地管理子行程，

行程的標志符是PID，是行程的唯一標識，而父行程的標志符是PPID，

要查看行程的父子關系，可以用命令ps axj

我們在后臺運行一個./test可執行檔案，用如下命令查看該行程的父子資訊

可以看到，該行程的行程PID為7711，其父行程PPID為29455

要獲取行程id和父行程id，可以使用getpid()和getppid()函式：

獲取當前行程 ID pid_t getpid(void);

獲取當前行程的父行程 ID pid_t getppid(void);

如運行如下代碼后，可以輸出該行程的id和父行程id

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
 	printf("pid: %d\n", getpid());
 	printf("ppid: %d\n", getppid());
 	return 0;
}

輸出結果：

4. fork函式

運行man 2 fork后，可以看到pid_t fork(void);

fork函式是用于創建子行程的一個函式，當父行程呼叫fork函式后，會創建一個子行程，父子行程代碼共享，資料各自開辟空間，

一般情況下，fork之后通常要進行分流，如代碼1

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>

int g_val = 0;

int main()
{
    pid_t id = fork();
    if(id < 0){
        perror("fork fail");
        return 1;
    }
    else if(id == 0) {
        //child
        printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);
    }
    else {
        //parent
        printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);
    }
    return 0;
}

執行結果如下

可以看出，分流之后，父行程執行的是id>0的代碼，而子行程執行的是id == 0 的代碼，也就是說，fork是有兩個回傳值的，如果子行程創建成功，fork給父行程回傳的是子行程的PID，給子行程回傳0，

需要注意的是，子行程執行的是fork之后的代碼，這是為什么？

在父行程創建好子行程后，父子行程代碼共有，父行程會將自己的資料拷貝給子行程，其中就包括了父行程程式計數器的值，程式計數器記憶體放的是程式中即將被執行的下一條指令的地址，由于父行程已經執行了fork前面的代碼，因此子行程會和父行程一樣，都執行fork之后的代碼，

5. 行程的狀態

當一個行程物體從磁盤加載到記憶體時，會創建對應的task_stuct，行程有不同的狀態，在Linux中，所有運行在系統里的行程都以task_struct鏈表的形式存在內核里，根據狀態的不同，可以將

task_struct中有關于行程狀態的描述：

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狀態：可執行狀態，只有該狀態的行程才可以上處理機運行，同一時刻可以有多個行程同時處于R狀態，除了上處理機的行程外，其余R狀態的行程以鏈表的形式組成佇列，等待上處理機，在作業系統教材中的運行態和就緒態，在Linux中統一為R狀態，

S狀態：可中斷睡眠狀態，行程因為等待某些資源，而沒有上處理機運行，該狀態即S狀態，當得到等待的資源，或者接收到某些異步信號時，行程將會被喚醒，一般情況下用ps命令查看行程狀態，大多數行程都是S狀態，

D狀態：深度睡眠狀態，該狀態下不接受一些異步信號，該狀態存在的原因是作業系統的某一些操作要求是原子操作，中間不可以接受其他異步信號的干擾，只要對應資源不得到滿足，就一直處于D狀態，例如， kill -9 也殺不死D狀態的行程，而實際中，我們用ps命令幾乎是無法捕捉到D狀態的行程，因為原子操作往往比較短暫，

T狀態：可以通過發送 SIGSTOP 信號給行程來停止（T）行程，這個被暫停的行程可以通過發送 SIGCONT 信號讓行程繼續運行，

X狀態：死亡狀態，該狀態是回傳狀態，在任務串列中看不到，

Z狀態：僵尸狀態，該狀態是一個特殊的狀態，當行程退出時，如果父行程沒有讀取到子行程退出的回傳代碼，就會產生僵尸行程，僵尸行程會一直以Z狀態留在行程表中，等待父行程讀取其退出狀態，即便是退出狀態的行程，本身也需要用PCB進行維護，也就是說，如果父行程不讀取子行程的退出資訊，子行程的PCB會一直在記憶體中，從而造成了記憶體泄漏，

除了僵尸行程，系統中還可能存在另外一種行程——孤兒行程，當父行程先退出時，子行程就成了孤兒行程，此時孤兒行程會被1號init行程領養，其PPID變為1，

6. 行程地址空間

我們將第4節講解fork函式時的代碼稍作修改

#include <stdio.h>                             
#include <sys/types.h>    
#include <unistd.h>    
    
int g_val = 0;    
    
int main()    
{    
    pid_t id = fork();    
    if(id < 0){    
        perror("fork fail");    
        return 1;    
    }    
    else if(id == 0) {    
        //child   
        g_val = 10000;
        printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);    
    }    
    else {
        //parent
        sleep(3);//這段代碼讓父行程休眠3s，保證子行程的代碼先執行，讓子行程修改g_val
        printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);    
    }    
    return 0;    
}

執行結果如下

我們驚奇地發現，父行程和子行程的&g_val是一樣的，但是g_val居然不一樣！

我們知道，相同的物理記憶體單元中不可能存盤不同的兩個數，也就是說，這里的地址并不是實際的物理地址，而是虛擬地址，那么，作業系統是如何管理行程的地址空間呢？

6.1 mm_struct

對于作業系統而言，管理的方式是先用資料結構進行描述，再將資料結構進行組織，我們知道當一個行程創建時，會創建對應的PCB，在Linux中，task_struct中有一個結構體——struct mm_struct，這個結構體就是用來描述該行程虛擬地址的結構體，

mm_struct原始碼如下

struct mm_struct {

    //指向線性區物件的鏈表頭
    struct vm_area_struct * mmap;       /* list of VMAs */
    //指向線性區物件的紅黑樹
    struct rb_root mm_rb;
    //指向最近找到的虛擬區間
    struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */

    //用來在行程地址空間中搜索有效的行程地址空間的函式
    unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);

       unsigned long (*get_unmapped_exec_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);

    //釋放線性區時呼叫的方法，          
    void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr);

    //標識第一個分配檔案記憶體映射的線性地址
    unsigned long mmap_base;        /* base of mmap area */


    unsigned long task_size;        /* size of task vm space */
    /*
     * RHEL6 special for bug 790921: this same variable can mean
     * two different things. If sysctl_unmap_area_factor is zero,
     * this means the largest hole below free_area_cache. If the
     * sysctl is set to a positive value, this variable is used
     * to count how much memory has been munmapped from this process
     * since the last time free_area_cache was reset back to mmap_base.
     * This is ugly, but necessary to preserve kABI.
     */
    unsigned long cached_hole_size;

    //內核行程搜索行程地址空間中線性地址的空間空間
    unsigned long free_area_cache;      /* first hole of size cached_hole_size or larger */

    //指向頁表的目錄
    pgd_t * pgd;

    //共享行程時的個數
    atomic_t mm_users;          /* How many users with user space? */

    //記憶體描述符的主使用計數器，采用參考計數的原理，當為0時代表無用戶再次使用
    atomic_t mm_count;          /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */

    //線性區的個數
    int map_count;              /* number of VMAs */

    struct rw_semaphore mmap_sem;

    //保護任務頁表和參考計數的鎖
    spinlock_t page_table_lock;     /* Protects page tables and some counters */

    //mm_struct結構，第一個成員就是初始化的mm_struct結構，
    struct list_head mmlist;        /* List of maybe swapped mm's.  These are globally strung
                         * together off init_mm.mmlist, and are protected
                         * by mmlist_lock
                         */

    /* Special counters, in some configurations protected by the
     * page_table_lock, in other configurations by being atomic.
     */

    mm_counter_t _file_rss;
    mm_counter_t _anon_rss;
    mm_counter_t _swap_usage;

    //行程擁有的最大頁表數目
    unsigned long hiwater_rss;  /* High-watermark of RSS usage */、
    //行程線性區的最大頁表數目
    unsigned long hiwater_vm;   /* High-water virtual memory usage */

    //行程地址空間的大小，鎖住無法換頁的個數，共享檔案記憶體映射的頁數，可執行記憶體映射中的頁數
    unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;
    //用戶態堆疊的頁數，
    unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;
    //維護代碼段和資料段
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
    //維護堆和堆疊
    unsigned long start_brk, brk, start_stack;
    //維護命令列引數，命令列引數的起始地址和最后地址，以及環境變數的起始地址和最后地址
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;

    unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

    struct linux_binfmt *binfmt;

    cpumask_t cpu_vm_mask;

    /* Architecture-specific MM context */
    mm_context_t context;

    /* Swap token stuff */
    /*
     * Last value of global fault stamp as seen by this process.
     * In other words, this value gives an indication of how long
     * it has been since this task got the token.
     * Look at mm/thrash.c
     */
    unsigned int faultstamp;
    unsigned int token_priority;
    unsigned int last_interval;

    //線性區的默認訪問標志
    unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */

    struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
    spinlock_t      ioctx_lock;
    struct hlist_head   ioctx_list;
#endif
#ifdef CONFIG_MM_OWNER
    /*
     * "owner" points to a task that is regarded as the canonical
     * user/owner of this mm. All of the following must be true in
     * order for it to be changed:
     *
     * current == mm->owner
     * current->mm != mm
     * new_owner->mm == mm
     * new_owner->alloc_lock is held
     */
    struct task_struct *owner;
#endif

#ifdef CONFIG_PROC_FS
    /* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
    struct file *exe_file;
    unsigned long num_exe_file_vmas;
#endif
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
    struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
#ifdef CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE
    pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */
#endif
    /* reserved for Red Hat */
#ifdef __GENKSYMS__
    unsigned long rh_reserved[2];
#else
    /* How many tasks sharing this mm are OOM_DISABLE */
    union {
        unsigned long rh_reserved_aux;
        atomic_t oom_disable_count;
    };

    /* base of lib map area (ASCII armour) */
    unsigned long shlib_base;
#endif
};

因此，行程地址空間實際上就是結構體mm_struct所描述的虛擬空間，每個行程都有自己的虛擬地址空間，每個行程的虛擬地址如下圖所示，

在Linux中，采用分頁存盤的方式對記憶體進行管理，既然我們平時所看到的地址不是實際的物理地址，那就需要作業系統將虛擬地址映射為物理地址，作業系統是借助頁表來實作虛擬地址和物理地址的映射的，頁表的本質也是一個資料結構，最主要的兩項就是行程的虛擬地址和實際物理地址的映射關系，

6.2 寫時拷貝

在我們的代碼中，當fork創建子行程時，會將父行程的mm_struct也拷貝給子行程，一開始，記憶體中只有一份g_val，當子行程修改g_val時，由于父子行程的資料是各自私有的，行程之間的執行應該具有獨立性，因此子行程修改g_val不應該影響到父行程，此時就會發生寫時拷貝，即子行程在記憶體中開辟一塊新的空間，將修改后的值填入該空間，并且修改子行程頁表中虛擬地址映射的實際物理地址，

因此，我們看到了上述相同虛擬地址中存盤的數值不同的場景，

6.3 為什么要有行程地址空間？

這是因為引入了行程地址空間后，可以保證每個行程所用的空間獨立而連續3，一個行程的越界操作并不會影響另一個行程，這樣就實作了記憶體的保護，同時，每個行程地址空間是遠大于實際記憶體空間的，這樣也可以通過虛擬的方式實作記憶體的擴充，當一個行程退出后，我們只需要清除掉該行程的mm_struct和頁表就可，有利于記憶體的分配回收，

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標籤：Linux

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