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1、1,张惠娟 副教授 M,Linux进程管理,2,内容,进程组成 进程环境 进程管理内容 进程控制块 进程状态 进程调度 进程控制 进程通信,3,进程组成,Linux是一个多任务多用户操作系统，采用进程模型。 进程都具有一定的功能和权限，运行在各自独立的虚拟地址空间，彼此独立，且通过通信机制实现同步互斥，通过调度程序实现合理调度。,4,进程组成 正文段 存放进程要运行的程序，描述了进程要完成的功能 用户数据段 存放正文段在执行时所需要的数据和工作区 系统数据段 存放了进程的控制信息，其中最重要的数据结构是task_struct。,进程组成,5,进程环境,Linux进程有两种状态：内核态和用户态
2、核心态又称系统态 Linux在执行内核程序时是处于核心态下 用户态是进程的普通执行状态 一个进程在运行过程中，总是在两种执行状态之间不断地转换。,6,进程虚拟地址空间分为：用户空间和系统空间。 用户空间 用户进程本身的程序和数据（可执行映象） 进程运行用户程序时使用的堆栈，即进程堆栈。 系统对进程进行控制和管理的信息，如进程控制块等 系统空间 内核被映射到所有进程的系统空间中。 只允许进程在核心态下访问。进程运行在用户态下时，不允许直接访问系统空间。 进程只能通过系统调用转换为核心态后，才能访问系统空间,进程环境,7,进程环境,进程上下文 系统提供给进程处于动态变化的运行环境总和称为进程上下文
3、 系统上下文 系统完成自身任务时的运行环境称为系统上下文 内核在系统上下文中执行时不会阻塞。,8,9,进程管理内容,进程管理由进程控制块、进程调度、中断处理、任务队列、定时器，bottom half队列、系统调用、进程通信等部分组成。 进程管理是Linux存储管理，文件管理，设备管理的基础。,10,进程控制块,进程控制块是Linux系统最复杂的数据 结构之一。 Linux在内存空间中开辟了一个专门区域存 放所有进程的进程控制块。 系统初始化后，建立第一个task_struct数 据结构INIT_TASK。 新进程创建时，系统从内存分配新 task_struct，占据1680个字节。,11,进程
4、状态和标志,进程标识,进程控制块,12,进程的族亲关系,进程控制块,13,进程间链接信息,进程调度信息,进程控制块,14,进程的时间信息,进程的虚存信息,进程控制块,15,进程的文件信息,与进程间通信有关的信息,进程控制块,16,其它信息,进程控制块,17,进程状态,定义了六种状态进程状态 #define TASK_RUNNING 0 #define TASK_INTERRUPTIBLE 1 #define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 #define TASK_ZOMBIE 4 #define TASK_STOPPED 8 #define TASK_SWAPPING 16,1
5、8,19,进程调度,调度方法 调度策略 调度参数 调度方法 调度时机,20,调度方法 Linux进程调度方式 采用抢占调度方式 （内核不抢占） 进程分为普通进程和实时进程，分别采用不同的调度策略，实时进程的优先级高于普通进程。,进程调度,21,调度策略,进程调度,22,调度参数 policy 进程调度策略，可通过系统调用 sys_sched_setscheduler()更改 （kernel/sched.c）。 SCHED_OTHER 非实时进程，基于优先级的轮转法 SCHED_FIFO 实时进程，用先进先出算法 SCHED_RR 实时进程，用基于优先权的轮转法,进程调度,23,priority
6、 进程优先级（静态），给出进程每次获取cpu后可使用的时间（按jitty计算）。通过系统调用sys_setpriority()改变。 Linux 的基准时间（kernel/timer.c）。系统初始化时清零，以后每隔10ms由时钟中断服务程序，do_timer增1。,进程调度,24,rt_priority 实时进程的优先级，可通过系统调用sys_sched_setscheduler()改变. Counter 进程动态优先级表示进程当前还可运行多久 进程开始运行时被赋为priority值，以后，每隔一个tick（时钟中断）递减1，减到0时引起新一轮调度。 重新调度将从run-queue队列中选出
7、counter值最大的就绪进程获得cpu。,进程调度,25,进程调度,调度方法 采用动态优先级法，调度对象是可运行队列。 进程在运行中，counter代表动态优先级。 Linux采取了加权的方法来保证实时进程优先于普通进程。普通进程的权值就是它的counter的值，实时进程的权值是它的rt_priority的值加1000。 调度过程中，调度程序检查可运行队列中所有进程的权值，选择其中权值最大的进程做为下一个运行进程。,26,static inline int goodness(struct task_struct * p, struct task_struct * prev, int this
8、_cpu) int weight; if (p-policy != SCHED_OTHER) return 1000 + p-rt_priority; weight = p-counter; return weight; ,进程调度,27,调度时机 时机1：进程状态发生变化时 处于运行态下的进程要等待某种资源 运行态下的进程在程序执行完毕后，通过调用内核函数do_exit()终止运行并转入僵死态。 处于等待态的进程被唤醒后，将加入到可运行队列中时 进程从运行态转入暂停态时 进程从暂停态成为可运行态时,进程调度,28,时机2 当前进程时间片用完时 时机3 进程从系统调用返回到用户态时 时机4 中
9、断处理后，进程返回到用户态时。,进程调度,29,进程控制,进程创建过程 进程状态间转换,30,进程创建过程 为新进程分配任务结构体内存空间 把父进程任务结构体拷贝到子进程任务结构体 为新进程在其虚拟内存建立内核堆栈 对子进程任务结构体中部分进行初始化设置 把父进程有关信息拷贝给子进程，建立共享关系 把子进程的counter设为父进程counter值的一半 把子进程加入到可运行队列中 结束do_fork()函数返回PID值,进程控制,31,创建过程具体描述 系统启动时创建第一个进程（0号进程） 此时，系统只有这一个进程：初始化进程，运行在核心态 初始化结束时，初始进程启动一个核心进程：init进
10、程，也称为1号进程，然后执行空闲循环。 系统空闲时，调度程序运行这个空闲进程。这个空闲进程的task_struct是唯一一个不是动态分配而是在核心连接时静态定义的，为了不至于混淆，叫做init_task。,进程控制,32,进程由do_fork()函数创建 int do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long usp, struct pt_regs *regs) 为新进程申请PCB空间; if (申请不到) 返回错误,退出; 为新进程申请核心堆栈; if (核心堆栈申请不到) 返回错误,退出; 为新进程在Task向量表中找到空闲位置; /* 复
11、制父进程current PCB中的信息，继承资源*/； p = current;,进程控制,33,/*为防止信号、定时中断误唤醒未创建完毕的进 程，将子进程的状态设成不可中断的*/ p-state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; /* 跟踪状态和超级用户特权是没有继承性的，因为在root用户为普通用户创建进程时，出于安全考虑这个普通用户的进程不允许拥有超级用户特权。*/ p-flags ,进程控制,34,开始Task_struct的初始化工作，如初始化进程时钟、信号、时间等数据; 继承父进程所有资源: 拷贝父进程当前打开的文件; 拷贝父进程在VFS的位置; 拷贝父进程的信号量;
12、 拷贝父进程运行的内存; 拷贝父进程的线程; 初始化工作结束，父进程将其将其唤醒,挂入running队列中，返回子进程的pid;,进程控制,35,36,进程状态间转换,37,转换说明 sleep_on(): TASK_RUNNING-TASK_UNINTERRUPTIBLE 拥有CPU的进程申请资源无效时，通过sleep_on()，将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。 sleep_on()函数作用就是将current进程的状态置成TASK_UNINTERRUPTIBLE,并加到等待队列中。 一般来说引起状态变成TASK_UNINTERRUPTIB
13、LE的资源申请，都是对一些硬件资源的申请，如果得不到这些资源，进程将不能执行下去，不能由signal信号或时钟中断唤醒回到TASK_RUNNING状态。,进程状态间转换,38,interruptible_sleep_on()： TASK_RUNNING-TASK_INTERRUPTIBLE 拥有CPU的进程申请资源无效时，通过该函数将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_INTERRUPTIBLE状态。 interruptible_sleep_on()函数作用就是将current进程的状态置成TASK_INTERRUPTIBLE,并加到等待队列中。 处于TASK_INTERRUPTIB
14、LE状态的进程可在资源有效时被wake_up()、wake_up_interruptible()或wake_up_process()唤醒，或收到signal信号以及时间中断后被唤醒。,进程状态间转换,39,sleep_on_timeout()： TASK_RUNNING-TASK_UNINTERRUPTIBLE interruptible_sleep_on_timeout（）： TASK_RUNNING-TASK_INTERRUPTIBLE 虽然在申请资源或运行中出现了某种错误，但是系统仍然给进程一次重新运行的机会。调用该函数将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_INTERRUTIB
15、LE状态，并等待规定的时间片长度,再重新试一次。,进程状态间转换,40,wake_up() TASK_UNINTERRUPTIBLE- TASK_RUNNING TASK_INTERRUPTIBLE- TASK_RUNNING 处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程不能由signal信号 或时钟中断唤醒，只能由wake_up()或 wake_up_process()唤醒。 wake_up()函数的作用是将wait_queue中所有状态为 TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE的进程 状态置为TASK_RUNNING,并将它们都放runni
16、ng 队列中去，即唤醒所有等待在该队列上的进程。,进程状态间转换,41,进程通信机制,支持大量的进程通信机制 锁机制 信号 管道 消息队列 信号量 共享内存,42,信号 操作系统通过信号向进程发送异步事件信号。当一个事件发生时，如果需要通知进程，则系统就为其生成一个信号，进程在接受到信号后，可采取适当动作来处理信号。 在linux系统中，内核用一个字代表所有信号，信号种类的树目和具体平台有关，如32位、64位。 信号是内核不可分割的一部分，不象其他ipc，是可选的。,进程通信机制,43,进程对信号的操作 忽略信号 阻塞信号 由进程处理信号 由内核进行默认处理,进程通信机制,44,管道（pipe
17、） 有名管道 一般为系统特殊文件方式,使用的进程之间不一定要有父子关系或兄弟关系. 无名管道 一般为内存方式,使用的进程之间一定要有父子关系或兄弟关系. 无名管道实现方法 两个file数据结构指向同一个临时VFS INODE节点（本身指向内存中的一个物理页）实现。,进程通信机制,45,写操作,读操作,数据页面,VFS inode,进程1的file结构,进程2的file结构,进程通信机制,46,pipe_write() fspipe.c中定义了pipe_write函数 把字节从进程地址空间拷贝到共享数据页 如果管道被读进程锁定或者空间不够，当前进程睡眠，放在管道INODE节点等待队列中，并调用调度程序，运行另外一个进程。 写过程可以中断，所以可以接收信号。当管道中有足够空间写数据或者锁定解除，写进程就会被读进程唤醒。 数据写完之后，VFS INODE 节点锁定解除，管道INODE节点的等待队列中的所有读进程都会被唤醒。,进程通信机制,47,pipe_write() 和写过程相似。 允许进行非阻塞读，即如果没有数据可读或者管道被锁定，返回一个错误。这意味着进程会继续运行。 另一种方式是在管道的INODE节点的等待队列中等待，直到写进程完成。 如果管道进程都完成操作，管道INODE节点和相应的共享数据页被废弃。,进程通信机制,