进程、轻量级进程（LWP）、线程

进程、轻量级进程（LWP）、线程

进程、轻量级进程（LWP）、线程 进程：程序执行体，有生命期，用来分配资源的实体 线程：分配CPU的实体。   用户空间实现，一个线程阻塞，所有都阻塞。   内核实现，不会所用相关线程都阻塞。用LWP实现，用线程组表示这些线程逻辑上所属的进程。 进程描述符 进程描述符（简称pd, process descriptors），结构体是：task_struct   数据较多，存放在kenerl的动态内存空间。   pd的引用放在thread_info中，    thread_info与内核栈，放在一个8K空间（它的地址8K对齐）。内核程序使用的栈空间很小。    thread_info在底部，内核栈在顶部向下增长。     好处：多CPU时方便，每个CPU根据自己的栈指针就可以找到当前的pd （以后用current表示当前CPU运行的进程描述符）。      esp(内核栈指针)低8位置零，就是thread_info地址。    每进程有自己的thread_info, (分配释放函数: alloc_thread_info, free_thread_info) 描述符的内容   相关的ID （一个4元素数组）    进程ID （PID）     PID按创建顺序连续增长，到最大值后从最小值开始。     0号进程：交换进程（swapper）     有PID可用位图，表示那一个PID可用，至少占一个页。    线程组ID（tgid），用LWP实现多线程支持     多进程时，进程id，就是线程组id, 也就是组长的pid（LWP）。 getpid() 取的是线程组的id(tgid), 也是组长的pid.     单线程时，pid = gid。所以getpid,也是真正的pid.    进程组ID(pgrp)。    回话的ID(session).     组ID，都是组长的PID。FIXME: 但pb也有各组长的PID      线程组长：tgid      进程组长：signal->pgrp ，      会话长：signal->session    管理ID数据结构——哈希表管理 (利用id找到所用相关的pd，方便)。     一个哈希表数组(pid_hash),存放四个哈希表， 每一个表代表一类id (pid, tgid, pgrp, session)     每个哈希表的由数组（索引为哈希值）和二维链表(嵌入到进程描述符内的pids中)实现      第一维链表：哈希冲突链表。      第二维链表：要查找的值相同的链表, 叫per-PID list（同一组的所有线程，同一组的所有进程，同一会话的所有进程）；    进程组ID（pgrp）, 回话ID（session）在共享信号的数据结构里。因为同一进程内的所有LWP,这两个ID都是一样的     家族关系：由pd里的链表（下级）和pd指针（上级）实现    关系：     亲生父亲：创建自己的进程，或是托孤进程（创建自己的进程死了）。     父亲：自己死时要发信号告知的。一般是亲生父亲，有时是监控自己的进程 （调用ptrace）     孩子：     兄弟：    监控（自己起的名字，类似于监护。由于管理方式相同，也归为家族关系）     监控的进程列表:ptrace_children     被监控的其他进程：ptrace_list (类似于被监控的兄弟)    在链表里为了管理方便：     最大儿子的兄弟是父亲     最小儿子的弟弟也是父亲     父亲保管最大儿子，和最小儿子     进程资源及资源限制：    CPU相关：     占用CPU总时间     用户的最大进程数    内存相关：     进程地址空间     锁住内存大小     进程页数 （只有记录，没有限制）     堆大小，栈大小    资源相关：     文件：      core dump大小      最大文件大小      打开文件个数     进程同步与通信      锁数目，      悬挂信号数据      在消息列队中占的大小    相关数据结构 和 处理流程     pd->sigal->rlim 是一个表示进程资源使用情况以及限制的结构 的数组。     表示进程资源使用情况以及限制的结构:包含当前值，最大值两个数值。    只有超级用户才能增大资源限制。    一般用户登陆时：     kernel创建root进程，减少limit,     建一个 shell子进程，继承limit.     把shell进程的用户，改成登陆的那个用户     进程状态（state）    运行，TASK_RUNNING     组织pd的结构：就绪进程链：      一个CPU一组链表，每个链表表示一种优先级。    阻塞     可中断阻塞，TASK_INTERRUPTIBLE      可被硬件中断，“释放资源”事件，信号唤醒。     不可中断阻塞，TASK_UNINTERRUPTIBLE      可被硬件中断，“释放资源”事件，唤醒。      但不能被信号唤醒。可用于驱动程序中。     组织pb的结构：等待列队： 每一类事件一个列队，用内嵌链表实现（虽然没列出内嵌链表节点）      列队头：       自旋锁:防止有一个主函数和中断函数同时操作列队。      列队节点：       独占标志：表示该进程是否要独占资源 （不再唤醒别的进程）       指向pd的指针       用于唤醒进程的回调函数。（提供进程的执行机会，是否操作等待列队由用户决定）    停止     停止TASK_STOPPED      被信号停止     追踪TASK_TRACED      该进程被一个调试进程监控以后，收到任何一个信号就进入该状态     组织pb的结构：FIXME: 信号的等待列队？    退出     退出_僵尸EXIT_ZOMBIE      进程终止，资源没有被回收（父进程要用，没有调wait系列函数）     退出_死亡EXIT_DEAD      进程终止，资源正在被回收（父进程要用，没有调wait系列函数）。      一旦资源回收完成，进程描述符也就被回收了。      它防止该进程再次被wait.     组织pb的结构：不挂到队列上，只在家族关系中，等待父进程收回资源 进 程控制 ： 阻塞（current阻塞到某个列队上）：   基本流程    临时生成一个列队节点，初始化。    改变current的状态，放入节点，挂到列队上。    调度 （=====》至此，阻塞完成。 一旦被别的进程唤醒====》从调度函数中返回）    从等待列队上摘除节点。   变化：    将挂列队、调度、从列队删除三步拆开，便于灵活处理。    可中断的、限时、独占的函数类似。只不过进程状态、调度函数、独占标志不同。    非独占的从列队开始添加，独占的从末尾添加。（但一个列队内既有独占的，又有非独占的等待进程，很少见） 唤醒：   基本流程    唤醒一个进程：调用节点里的回调函数    唤醒的时候从列队开头依次唤醒，直到唤醒一个独占的后停止。   变化    是否只唤醒可中断的进程. （_interruptible后缀）    唤醒的独占进程的数目（1个，多个（_nr后缀），所有（_all后缀））    唤醒后是否不检查优先级，马上给予CPU （有_sync的不检查优先级）。 进程切换   切换pgd (全局页目录)，此章不讨论。   切换内核栈，硬件上下文    硬件上下文，就是CPU的寄存器。     一部分（大多数CPU寄存器（除了通用寄存器））在pd中保存(task_struct->thread, 类型是thread_struct)，     一部分（通用寄存器）保存在内核栈中.    原来用硬件指令（）保存CPU信息。后来改成软件（一个个MOV指令）     容易控制，可以挑选信息保存，便于优化。不保存的做其他用（如：进程间传递）           far jmp：跳至目标进程的TSSD。而linux是每个CPU一个TSS，不是每进程一个     对于一些寄存器（ds、es）可以检查值。     与用硬件指令保存时间差不多。   switch_to 宏    三个参数:     prev: 要换走的进程，一般是当前进程     next: 要换到的进程。     last: 传出参数。当前进程再次被换到时，最后一个占用CPU的进程。（prev指向的进程 就是 next指向的进程 的last）    步骤：     栈切换, 完成后就是在新进程的上执行了:      保存prev（放在eax）      eflags，ebp入内核栈；      保存并装载新的esp （旧的esp放到prev->thread.esp，新的esp是next->thread.esp）       此时current就是新的esp所指的thread_info内的task指针     设置返回地址:      prev进程以后得到执行时的__switch_to的返回地址: __switch_to后的第一条指令, 放入prev->thread.eip,      准备next进程的从__switch_to返回的地址: next->thread.eip入栈.     调用__switch_to ()函数，该函数动作如下：      更新CPU的相关信息(tss和gdt):       存next->thread.esp0(内核栈低)到本地TSS.esp0中。       所在CPU的全局段表里的TLS段, 设成next进程的.       更新tss的I/O位图.      更新CPU的寄存器(pd->thread (tss) 与 CPU寄存器交换数据):       保存FPU, MMX, XMM寄存器, 先不装载以后需要时通过中断装载(TODO: )       保存prev的fs, gs寄存器. 装载next的       装载next的debug寄存器(debug寄存器一个8个, 进程切换时只需6个)      返回       prev放入eax (prev就是新进程的last)       ret     ret返回的地址: (__switch_to之前被存入栈中, __switch_to ret时进入eip)      如果是next新进程, next->thread.eip是iret_from_fork.      如果next不是新进程:       弹出ebp, elfags       把eax放入last变量 (prev就是next进程的last) 任务状态段（一个存CPU状态的数组，tss_struct init_tss[]）     每个CPU用段上的一个元素。（FIXME: 用于：用户模式要进入内核模式时，设置相应寄存器）       TSS上存内核栈地址。CPU上的程序从用户模式转到内核模式，设置esp。       TSS存I/O端口许可位图。用户模式程序用到I/O时，检查有无权限       所以，进程切换时，要保存的寄存器在pd->thread中。         thread_struct不是thread_info。thread_info中只有少量的数据或指针, 用于通过esp快速定位数据     进程切换时，更新TSS上的信息。       CPU控制单元再从TSS上取需要的信息。       即反应了CPU的当前进程情况，又不需要维护所有进程的状态数据。     TSS的描述符在GDT里。       TSSD：任务状态段描述符 （其实应该叫任务状态描述符，每个TSSD，表示一个CPU的状态, FIXME: ：具体以源码为准）       CPU原始设计，每个进程一个TSS元素。       linux设计，每个CPU一个TSS元素。       cpu里的tr寄存器，保存着自己的TSSD（即init_ttss[cpu_id]），不用总上gdt里去取。