Linux内核设计与实现

进程管理

一、FORK()函数的两次返回的具体情况

对于fork来说，父子进程共享同一段代码空间，所以给人的感觉好像是有两次返回，其实对于调用 fork的父进程来说，如果fork出来的子进程没有得到调度，那么父进程从fork系统调用返回，同时分析sys_fork知道，fork返回的是子进 程的id。再看fork出来的子进程，由copy_process函数可以看出，子进程的返回地址为ret_from_fork（和父进程在同一个代码点 上返回），返回值直接置为0。所以当子进程得到调度的时候，也从fork返回，返回值为0。

关键注意两点：1.fork返回后，父进程或子进程的执行位置。（首先会将当前进程eax的值做为返回值）2.两次返回的pid存放的位置。（eax中）

进程调用copy_process得到lastpid的值（放入eax中，fork正常返回后，父进程中返回的就是lastpid）

子进程任务状态段tss的eax被设置成0，

fork.c 中

p->tss.eax=0;（如果子进程要执行就需要进程切换，当发生切换时，子进程tss中的eax值就调入eax寄存器，子进程执行时首先会将eax的内容做为返回值）

当子进程开始执行时，copy_process返回eax的值。

fork()后,就是两个任务同时进行,父进程用他的tss,子进程用自己的tss,在切换时,各用各的eax中的值.

所以，“一次调用两次返回”是2个不同的进程！

例子：

int main()

{

pid_t pid;

pid=fork();

if ( pid < 0 ) {

fprintf( stderr, "Fork Failed" );

exit( -1 );

}

else

if ( pid == 0 ) {

printf( "child process\\n");

}

else

{

printf( "parent process\\n" );

}

return 0;

}

这个程序执行为什么总是显示:child process

parent process

而不会先是parent 后是child呢?

答：看这一句：pid＝fork()

当 执行这一句时，当前进程进入fork()运行，此时，fork()内会用一段嵌入式汇编进行系统调用：int 0x80（具体代码可参见内核版本0.11的unistd.h文件的133行_syscall0函数）。这时进入内核根据此前写入eax的系统调用功能号 便会运行sys_fork系统调用。接着，sys_fork中首先会调用C函数find_empty_process产生一个新的进程，然后会调用C函数 copy_process将父进程的内容复制给子进程，但是子进程tss中的eax值赋值为0（这也是为什么子进程中返回0的原因），当赋值完成后， copy_process会返回新进程（该子进程）的linux进程描述符—task_struct结构

为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚地描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块，在linux系统中，这就是task_struct结构，在include\linux\sched.h文件中定义。每个进程都会被分配一个task_struct结构，它包含了这个进程的所有信息，在任何时候操作系统都能跟踪这个结构的信息，这个结构是linux内核汇总最重要的数据结构，下面我们会详细的介绍。这个结构的源代码及其注释如下，之后对其进行了分类解释。

//进程描述符task_struct

struct task_struct {

/* * offsets of these are hardcoded elsewhere - touch with care

*/ volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ //-1 不能运行 0 运行 >0 停止

unsigned long flags; /* per process flags, defined below *///进程标志,在下面定义

int sigpending; //进程上是否有待处理的信号

mm_segment_t addr_limit; /* thread address space:进程地址空间

0-0xBFFFFFFF for user-thead

0-0xFFFFFFFF for kernel-thread

*/

volatile long need_resched; //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

int lock_depth; /* Lock depth *///锁深度

/* * offset 32 begins here on 32-bit platforms. We keep

* all fields in a single cacheline that are needed for

* the goodness() loop in schedule().

*/ long counter; //进程可运行的时间量

long nice; //进程的基本时间片

unsigned long policy; //进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR;分时进程:SCHED_OTHER;

struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息

int processor;

/* * cpus_runnable is ~0 if the process is not running on any

* CPU. It's (1 << cpu) if it's running on a CPU. This mask

* is updated under the runqueue lock.

* * To determine whether a process might run on a CPU, this

* mask is AND-ed with cpus_allowed.

* 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;

/* * (only the 'next' pointer fits into the cacheline, but

* that's just fine.)

*/

struct list_head run_list; //指向运行队列的指针

unsigned long sleep_time; //进程的睡眠时间

struct task_struct *next_task, *prev_task; //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 mm_struct *active_mm;

struct list_head local_pages; //指向本地页面

unsigned int allocation_order, nr_local_pages;

/* task state */

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; /* The signal sent when the parent dies *///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; //按POSIX要求设计的布尔量,区分进程正在执行从父进程中继承的代码,还是执行由execve装入的新程序代码

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;

/* boolean value for session group leader */

int leader; //标志,表示进程是否为会话主管

/*

* pointers to (original) parent process, youngest child, younger sibling,

* older sibling, respectively. (p->father can be replaced with

* p->p_pptr->pid)

*///指针指向 …… 此处隐藏：12632字，全部文档内容请下载后查看。喜欢就下载吧 ……