Utensil按:
最后的几篇Linux内核笔记实在是太难产了,这中途读完了APUE,并以JavaEye闲聊的形式做了无数细小的笔记(不日将整理为博客);也第3次(还是第4次?)阅读了《ACE程序员指南》,不过这一次终于做下了笔记;也看完了Programming Erlang,用Erlang来写基于UDP的TCP的ErlyUbt已经渐渐现出眉目,也已push到了GitHub上面。可惜就是这段时间的该做的正事却没什么进展...
《Understanding Linux Kernel》在18号必须还给图书馆了...在这两天电脑坏了的日子里,第3次读了即将做笔记的中断与异常、内核同步、时间测量,其余的章节也略读完毕,这些章节希望能够写成一些细小的闲聊。预期电脑应该在今晚恢复正常,在这之前,我来到图书馆,开始写作这酝酿已久的笔记。 第一篇,是对Process的一个收尾。
Process的终止
这不是本笔记关注的重点,只记下以下一点:
C库函数exit()调用exit_group()系统调用(做事的是do_group_exit()),这会终止整个线程组,而exit_group()会调用exit()系统调用(做事的是do_exit())来终止一个指定的线程。
Process的诞生
POSIX里,创建process需要fork(),古老的fork()是很汗的,它会完整复制父进程的所有资源。Linux则将fork细分为下面三种情况:
如果是fork一个正常进程,那么就用Copy-on-Write(CoW)技术,子进程先用着父进程的所有页,它企图修改某一页时,再复制那一页给它去改;
如果要的是线程(轻量级进程),那么就是大家共同享有原先那些资源,大家一条船;
还有就是vfork()所代表的情况:子进程创建出来后,父进程阻塞,这样老虎不在家,猴子当大王,子进程继续用原先的地址空间,直到它终止,或者执行新的程序,父进程就结束阻塞。
一个关于系统调用的准备知识:系统调用xyz()的函数名往往为sys_xyz(),下文对系统调用仅以sys_xyz()的形态表达。
clone()界面
在Linux里,创建进程的总的界面是clone(),这个函数并没有定义在Linux内核源代码中,而是libc的一部分,它负责建立新进程的stack并调用sys_clone()。而sys_clone()里面实际干活的是do_fork(),而do_fork()做了许多前前后后的琐事,真正复制进程描述符和相关数据结构的是copy_process()。
clone()是这个样子的:clone(fn, arg, flags, child_stack, 其它我们不关心的参数)。
fn是新进程应执行的函数, arg是这个函数的参数。
flags的低字节指定新进程结束时发送给老进程的信号,通常为SIGCHLD,高字节则为clone_flag,clone_flag很重要,它决定了clone的行为。有趣的一些clone_flag包括(这些flag定义于<linux/
include/
linux/
sched.h
>):
CLONE_VM(Virtual Memory):新老进程共享memory descriptor和所有Page Table;
CLONE_FS(File System);
CLONE_FILES;
CLONE_SIGHAND(Signal Handling):新老进程共享信号描述符(signal handler和现已blocked/pending的信号队列);
CLONE_PTRACE:用于Debugging;
CLONE_PARENT:老进程的real_parent登记为新进程的parent和real_parent;
CLONE_THREAD:新进程加入老进程的线程组;
CLONE_STOPPED:创建你,但你别运行。
child_stack则是新进程用户态stack的地址,要么共享老进程的,要么老进程应为新进程分配新的stack。
do_fork()探究
书中说:fork()和vfork()只不过是建立在调用clone()基础上的wrapper函数(也在libc中),实际上:
asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)
{
return do_fork(SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
}
asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)
{
/* 略去用于把regs拆开成可以传递给do_fork的参数的代码 */
return do_fork(clone_flags, newsp, ®s, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}
asmlinkage int sys_vfork(struct pt_regs regs)
{
return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
}
我一开始猜想,fork()和vfork()直接呼唤sys_fork()和sys_vfork()应该也没什么问题,但是,注意到这三个系统调用都只接受pt_regs这样仅包含寄存器的参数,显然clone()的工作中主要的部分是把它自身接受的参数转换成寄存器的值,事实上,clone还需要将fn和args压入stack,因为do_fork()是这样子的:
do_fork(clone_flags, stack_start, regs, 一些我们不关心的参数)
也就是说do_fork不了解也不需要知道fn和args,它做完fork之后,在某个return处,类似于之前在process切换用过的技巧(jmp+ret)将使CPU从stack中获取返回地址,并错误而正确地拿到了fn的地址。这正是clone()这个wrapper要做的事情,fork()和vfork()不妨复用clone()的辛苦。
do_fork()调用完copy_process之后,除非你指定CLONE_STOPPED,就会呼唤wake_up_new_task(),这里面有一点很有趣:
如果新老进程在同一CPU上运行,而且没有指定CLONE_VM(也就是终究要分家,要动用CoW),那么就会让新进程先于老进程运行,这样,如果新进程一上来就exec,就省去了CoW的功夫。
这是因为exec内部会调用flush_old_exec(),从与老进程的共享中中脱离,从此拥有自己的信号描述符、文件,释放了原先的mmap,消灭了对老进程的所有知识——这正是为什么成功执行的exec不会返回也无法返回。总之,此后再也没有共享,自然也不会需要CoW。(参见《Program Execution》一章《exec function》中的介绍。)
内核进程(Kernel thread)
什么是书中所说的“内核线程”?首先要说明,由于Linux内核中对process和thread的混用,这里的thread其实完全可以理解为process,等价于普通的进程,不能理解为老进程中的一个属于内核的线程。因此,下文都称之为内核进程。
内核进程是会和其他进城一样被调度的实体,它和进程的唯一区别就是,它永远运行于内核态,也只访问属于内核的那一部分线性地址(大于PAGE_OFFSET的)。
这就使得创建它的时候非常省事,直接和创建它的普通进程共享小于PAGE_OFFSE的线性地址,反正它也不用:
int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
/* 略去用于设置regs的代码 */
return do_fork(flags | CLONE_VM | CLONE_UNTRACED, 0, ®s, 0, NULL, NULL);
}
<linux/
include/
linux/
sched.h
>中甚至定义了
#define CLONE_KERNEL
(CLONE_FS
| CLONE_FILES
| CLONE_SIGHAND
)
可供kernel_thread()调用的时候使用,这样节省的克隆就更多了。
内核进程由于不受不必要的用户态上下文拖累,可以用于执行一些重要的内核任务,比如,刷新磁盘高速缓存,交换出不用的pageframe,服务网络连接等等,这些任务以前是周期性执行的进程,是线性的执行方式,现在的内核把用户态从他们身上剥离,并且和其它进程放到一起来调度,能获得更好的响应表现。
所有进程的祖先是进程0,称为idle进程或swapper进程,它是内核初始化时创建的一个内核进程,它初始化一堆数据结构之后会创建init进程,执行init()函数,其中调用exec执行了init程序,至此,init进程变成了一个普通进程。而idle进程之后则一直执行cpu_idle()函数没事干。调度程序只有在没有进程处于可运行状态(TASK_RUNNING)才会选择它。
如果有多个CPU,BIOS一开始会禁用其它CPU,只留一个,进程0就在其上诞生,它会激活其它CPU,并通过copy_process让每个CPU都有一个pid为0的进程,从而形成了每个CPU都有一个0进程的局面。
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