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进程、轻量级进程（LWP）、线程

2012-04-12 20:06 260 查看
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。

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