原著: David A Rusling
翻译: Banyan & fifa
第四章
进程管理
本章重点讨论Linux内核如何在系统中创建、管理以及删除进程。
进程在操作系统中执行特定的任务。而程序是存储在磁盘上包含可执行机器指令和数据的静态实体。进程或者任务是处于活动状态的计算机程序。
进程是一个随执行过程不断变化的实体。和程序要包含指令和数据一样，进程也包含程序计数器和所有CPU寄存器的值，同时它的堆栈中存储着如子程序参数、返回地址以及变量之类的临时数据。当前的执行程序，或者说进程，包含着当前处理器中的活动状态。Linux是一个多处理操作系统。进程具有独立的权限与职责。如果系统中某个进程崩溃，它不会影响到其余的进程。每个进程运行在其各自的虚拟地址空间中，通过核心控制下可靠的通讯机制，它们之间才能发生联系。
进程在生命期内将使用系统中的资源。它利用系统中的CPU来执行指令，在物理内存来放置指令和数据。使用文件系统提供的功能打开并使用文件，同时直接或者间接的使用物理设备。Linux必须跟踪系统中每个进程以及资源，以便在进程间实现资源的公平分配。如果系统有一个进程独占了大部分物理内存或者CPU的使用时间，这种情况对系统中的其它进程是不公平的。
系统中最宝贵的资源是CPU，通常系统中只有一个CPU。Linux是一个多处理操作系统，它最终的目的是:任何时刻系统中的每个CPU上都有任务执行，从而提高CPU的利用率。如果进程个数多于CPU的个数，则有些进程必须等待到CPU空闲时才可以运行。多处理是的思路很简单；当进程需要某个系统资源时它将停止执行并等待到资源可用时才继续运行。单处理系统中，如DOS，此时CPU将处于空等状态，这个时间将被浪费掉。在多处理系统中，因为可以同时存在多个进程，所以当某个进程开始等待时，操作系统将把CPU控制权拿过来并交给其它可以运行的进程。调度器负责选择适当的进程来运行，Linux使用一些调度策略以保证CPU分配的公平性。
Linux支持多种类型的可执行文件格式，如ELF，JAVA等。由于这些进程必须使用系统共享库，所以对它们的管理要具有透明性。
4.1
Linux进程
为了让Linux来管理系统中的进程，每个进程用一个task_struct数据结构来表示（任务与进程在Linux中可以混用）。数组task包含指向系统中所有task_struct结构的指针。
这意味着系统中的最大进程数目受task数组大小的限制，缺省值一般为512。创建新进程时，Linux将从系统内存中分配一个task_struct结构并将其加入task数组。当前运行进程的结构用current指针来指示。
Linux还支持实时进程。这些进程必须对外部时间作出快速反应（这就是“实时”的意思），系统将区分对待这些进程和其他进程。虽然task_struct数据结构庞大而复杂，但它可以分成一些功能组成部分：
State
进程在执行过程中会根据环境来改变state。Linux进程有以下状态：
Running
进程处于运行（它是系统的当前进程）或者准备运行状态（它在等待系统将CPU分配给它）。
Waiting
进程在等待一个事件或者资源。Linux将等待进程分成两类；可中断与不可中断。可中断等待进程可以被信号中断；不可中断等待进程直接在硬件条件等待，并且任何情况下都不可中断。
Stopped
进程被停止，通常是通过接收一个信号。正在被调试的进程可能处于停止状态。
Zombie
这是由于某些原因被终止的进程，但是在task数据中仍然保留task_struct结构。
它象一个已经死亡的进程。
Scheduling
Information
调度器需要这些信息以便判定系统中哪个进程最迫切需要运行。
Identifiers
系统中每个进程都有进程标志。进程标志并不是task数组的索引，它仅仅是个数字。每个进程还有一个用户与组标志，它们用来控制进程对系统中文件和设备的存取权限。
Inter-Process
Communication
Linux支持经典的Unix
IPC机制，如信号、管道和信号灯以及系统V中IPC机制，包括共享内存、信号灯和消息队列。我们将在IPC一章中详细讨论Linux中IPC机制。
Links
Linux系统中所有进程都是相互联系的。除了初始化进程外，所有进程都有一个父进程。新进程不是被创建，而是被复制，或者从以前的进程克隆而来。每个进程对应的task_struct结构中包含有指向其父进程和兄弟进程（具有相同父进程的进程）以及子进程的指针。我们可以使用pstree
命令来观察Linux系统中运行进程间的关系：
init(1)-+-crond(98)
|-emacs(387)
|-gpm(146)
|-inetd(110)
|-kerneld(18)
|-kflushd(2)
|-klogd(87)
|-kswapd(3)
|-login(160)---bash(192)---emacs(225)
|-lpd(121)
|-mingetty(161)
|-mingetty(162)
|-mingetty(163)
|-mingetty(164)
|-login(403)---bash(404)---pstree(594)
|-sendmail(134)
|-syslogd(78)
`-update(166)
另外，系统中所有进程都用一个双向链表连接起来，而它们的根是init进程的task_struct数据结构。这
个链表被Linux核心用来寻找系统中所有进程，它对ps或者kill命令提供了支持。
Times
and
Timers
核心需要记录进程的创建时间以及在其生命期中消耗的CPU时间。时钟每跳动一次，核心就要更新保存在jiffies变量中，记录进程在系统和用户模式下消耗的时间量。Linux支持与进程相关的interval定时器，进程可以通过系统调用来设定定时器以便在定时器到时后向它发送信号。这些定时器可以是一次性的或者周期性的。
File
system
进程可以自由地打开或关闭文件，进程的task_struct结构中包含一个指向每个打开文件描叙符的指针以及指向两个VFS
inode的指针。每个VFS
inode唯一地标记文件中的一个目录或者文件，同时还对底层文件系统提供统一的接口。Linux对文件系统的支持将在filesystem一章中详细描叙。这两个指针，一个指向进程的根目录，另一个指向其当前或者pwd目录。pwd从Unix命令pwd中派生出来，
用来显示当前工作目录。这两个VFS
inode包含一个count域，当多个进程引用它们时，它的值将增加。这就是为什么你不能删除进程当前目录，或者其子目录的原因。
Virtual
memory
多数进程都有一些虚拟内存（核心线程和后台进程没有），Linux核心必须跟踪虚拟内存与系统物理内存的映射关系。
Processor
Specific
Context
进程可以认为是系统当前状态的总和。进程运行时，它将使用处理器的寄存器以及堆栈等等。进程被挂起时，进程的上下文-所有的CPU相关的状态必须保存在它的task_struct结构中。当调度器重新调度该进程时，所有上下文被重新设定。
4.2
Identifiers
和其他Unix一样，Linux使用用户和组标志符来检查对系统中文件和可执行映象的访问权限。Linux系统中所有的文件都有所有者和允许的权限，这些权限描叙了系统使用者对文件或者目录的使用权。基本的权限是读、写和可执行，这些权限被分配给三类用户：文件的所有者，属于相同组的进程以及系统中所有进程。每类用户具有不同的权限，例如一个文件允许其拥有者读写，但是同组的只能读而其他进程不允许访问。
Linux使用组将文件和目录的访问特权授予一组用户，而不是单个用户或者系统中所有进程。如可以为某个软件项目中的所有用户创建一个组，并将其权限设置成只有他们才允许读写项目中的源代码。一个进程可以同时属于多个组（最多为32个），这些组都被放在进程的task_struct中的group数组中。只要某组进程可以存取某个文件，则由此组派生出的进程对这个文件有相应的组访问权限。
task_struct结构中有四对进程和组标志符：
uid,
gid
表示运行进程的用户标志符和组标志符。
effective
uid
and
gid
有些程序可以在执行过程中将执行进程的uid和gid改成其程序自身的uid和gid（保存在描叙可执行映象的VFS
inode属性中）。这些程序被称为setuid程序，常在严格控制对某些服务的访问时使用，特别是那些为别的进程而运行的进程，例如网络后台进程。有效uid和gid是那些setuid执行过程在执行时变化出的uid
和gid。当进程试图访问特权数据或代码时，核心将检查进程的有效gid和uid。
file
system
uid
and
gid
它们和有效uid和gid相似但用来检验进程的文件系统访问权限。如运行在用户模式下的NFS服务器存取文件时，NFS文件系统将使用这些标志符。此例中只有文件系统uid和gid发生了改变（而非有效uid和gid）。这样可以避免恶意用户向NFS服务器发送KILL信号。
saved
uid
and
gid
POSIX标准中要求实现这两个标志符，它们被那些通过系统调用改变进程uid和gid的程序使用。当进程的原始uid和gid变化时，它们被用来保存真正的uid和gid。
4.3
调度
所有进程部分时间运行于用户模式，部分时间运行于系统模式。如何支持这些模式，底层硬件的实现各不相同，但是存在一种安全机制可以使它们在用户模式和系统模式之间来回切换。用户模式的权限比系统模式下的小得多。进程通过系统调用切换到系统模式继续执行。此时核心为进程而执
