欢迎光临
我的个人博客网站

Linux系统编程之进程概念

注:本文部分图片来源于网络,如有侵权,请告知删除

1. 什么是进程?

在了解进程概念之前,我们需要先知道程序的概念。

程序,是指编译好的二进制文件,这些文件在磁盘上,并不占用系统资源。

进程,指的是一个程序的执行实例,是操作系统分配系统资源的单位,这里的系统资源有CPU时间,内存等。当程序运行起来,产生一个进程。

也就是说,相比于程序,进程是一个动态的概念。

2. 用什么来描述进程?

进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中,可以理解为进程属性的集合。教材中称为PCB(process control block),不同的操作系统下有不同的PCB,Linux 下的进程控制块是 task_struct。

task_struct是Linux内核的一种数据结构,当一个进程创建时,系统会先将程序加载到内存,同时会将task_struct装载到内存中,在task_struct中包含着进程的信息。

task_struct的内容主要分为以下几类:

  • 标示符(PID) : 描述本进程的唯一标示符,用来区别其他进程,本质上是一个非负整数。

  • 进程状态: 任务状态,退出代码,退出信号等。

  • 上下文数据: 进程执行时处理器的寄存器中的数据。

  • 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。

  • 文件描述符表,包含很多指向 file 结构体的指针。

  • 优先级: 相对于其他进程的优先级。

  • 其他信息。

3. PID、PPID

为了便于管理,操作系统中有父子进程的概念。子进程会继承父进程的属性和权限,而父进程也可以系统地管理子进程。

进程的标志符是PID,是进程的唯一标识,而父进程的标志符是PPID。

要查看进程的父子关系,可以用命令ps axj

我们在后台运行一个./test可执行文件,用如下命令查看该进程的父子信息

Linux系统编程之进程概念

可以看到,该进程的进程PID为7711,其父进程PPID为29455

要获取进程id和父进程id,可以使用getpid()和getppid()函数:

获取当前进程 ID pid_t getpid(void);

获取当前进程的父进程 ID pid_t getppid(void);

如运行如下代码后,可以输出该进程的id和父进程id

#include <stdio.h> #include <sys/types.h> #include <unistd.h> int main() {  	printf("pid: %dn", getpid());  	printf("ppid: %dn", getppid());  	return 0; } 

输出结果:

Linux系统编程之进程概念

4. fork函数

运行man 2 fork后,可以看到pid_t fork(void);

fork函数是用于创建子进程的一个函数,当父进程调用fork函数后,会创建一个子进程,父子进程代码共享,数据各自开辟空间。

一般情况下,fork之后通常要进行分流,如代码1

#include <stdio.h> #include <sys/types.h> #include <unistd.h>  int g_val = 0;  int main() {     pid_t id = fork();     if(id < 0){         perror("fork fail");         return 1;     }     else if(id == 0) {         //child         printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %pn",g_val,getpid(),&g_val);     }     else {         //parent         printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %pn",g_val,getpid(),&g_val);     }     return 0; } 

执行结果如下

Linux系统编程之进程概念

可以看出,分流之后,父进程执行的是id>0的代码,而子进程执行的是id == 0 的代码,也就是说,fork是有两个返回值的,如果子进程创建成功,fork给父进程返回的是子进程的PID,给子进程返回0。

需要注意的是,子进程执行的是fork之后的代码。这是为什么?

在父进程创建好子进程后,父子进程代码共有,父进程会将自己的数据拷贝给子进程,其中就包括了父进程程序计数器的值。程序计数器内存放的是程序中即将被执行的下一条指令的地址,由于父进程已经执行了fork前面的代码,因此子进程会和父进程一样,都执行fork之后的代码。

5. 进程的状态

当一个进程实体从磁盘加载到内存时,会创建对应的task_stuct,进程有不同的状态。在Linux中,所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在内核里,根据状态的不同,可以将

task_struct中有关于进程状态的描述:

static const char * const task_state_array[] = { "R (running)", /* 0 */ "S (sleeping)", /* 1 */ "D (disk sleep)", /* 2 */ "T (stopped)", /* 4 */ "t (tracing stop)", /* 8 */ "X (dead)", /* 16 */ "Z (zombie)", /* 32 */ }; 

R状态:可执行状态,只有该状态的进程才可以上处理机运行。同一时刻可以有多个进程同时处于R状态,除了上处理机的进程外,其余R状态的进程以链表的形式组成队列,等待上处理机。在操作系统教材中的运行态和就绪态,在Linux中统一为R状态。

S状态:可中断睡眠状态,进程因为等待某些资源,而没有上处理机运行,该状态即S状态。当得到等待的资源,或者接收到某些异步信号时,进程将会被唤醒。一般情况下用ps命令查看进程状态,大多数进程都是S状态。

D状态:深度睡眠状态,该状态下不接受一些异步信号。该状态存在的原因是操作系统的某一些操作要求是原子操作,中间不可以接受其他异步信号的干扰,只要对应资源不得到满足,就一直处于D状态。例如, kill -9 也杀不死D状态的进程。而实际中,我们用ps命令几乎是无法捕捉到D状态的进程,因为原子操作往往比较短暂。

T状态:可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止(T)进程。这个被暂停的进程可 以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。

X状态:死亡状态,该状态是返回状态,在任务列表中看不到。

Z状态:僵尸状态,该状态是一个特殊的状态。当进程退出时,如果父进程没有读取到子进程退出的返回代码,就会产生僵尸进程。僵尸进程会一直以Z状态留在进程表中,等待父进程读取其退出状态。即便是退出状态的进程,本身也需要用PCB进行维护,也就是说,如果父进程不读取子进程的退出信息,子进程的PCB会一直在内存中,从而造成了内存泄漏。

除了僵尸进程,系统中还可能存在另外一种进程——孤儿进程。当父进程先退出时,子进程就成了孤儿进程,此时孤儿进程会被1号init进程领养,其PPID变为1。

6. 进程地址空间

我们将第4节讲解fork函数时的代码稍作修改

#include <stdio.h>                              #include <sys/types.h>     #include <unistd.h>          int g_val = 0;          int main()     {         pid_t id = fork();         if(id < 0){             perror("fork fail");             return 1;         }         else if(id == 0) {             //child            g_val = 10000;         printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %pn",g_val,getpid(),&g_val);         }         else {         //parent         sleep(3);//这段代码让父进程休眠3s,保证子进程的代码先执行,让子进程修改g_val         printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %pn",g_val,getpid(),&g_val);         }         return 0;     } 

执行结果如下

Linux系统编程之进程概念

我们惊奇地发现,父进程和子进程的&g_val是一样的,但是g_val居然不一样!

我们知道,相同的物理内存单元中不可能存储不同的两个数,也就是说,这里的地址并不是实际的物理地址,而是虚拟地址。那么,操作系统是如何管理进程的地址空间呢?

6.1 mm_struct

对于操作系统而言,管理的方式是先用数据结构进行描述,再将数据结构进行组织。我们知道当一个进程创建时,会创建对应的PCB,在Linux中,task_struct中有一个结构体——struct mm_struct,这个结构体就是用来描述该进程虚拟地址的结构体。

mm_struct源码如下

struct mm_struct {      //指向线性区对象的链表头     struct vm_area_struct * mmap;       /* list of VMAs */     //指向线性区对象的红黑树     struct rb_root mm_rb;     //指向最近找到的虚拟区间     struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */      //用来在进程地址空间中搜索有效的进程地址空间的函数     unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,                 unsigned long addr, unsigned long len,                 unsigned long pgoff, unsigned long flags);         unsigned long (*get_unmapped_exec_area) (struct file *filp,                 unsigned long addr, unsigned long len,                 unsigned long pgoff, unsigned long flags);      //释放线性区时调用的方法,               void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr);      //标识第一个分配文件内存映射的线性地址     unsigned long mmap_base;        /* base of mmap area */       unsigned long task_size;        /* size of task vm space */     /*      * RHEL6 special for bug 790921: this same variable can mean      * two different things. If sysctl_unmap_area_factor is zero,      * this means the largest hole below free_area_cache. If the      * sysctl is set to a positive value, this variable is used      * to count how much memory has been munmapped from this process      * since the last time free_area_cache was reset back to mmap_base.      * This is ugly, but necessary to preserve kABI.      */     unsigned long cached_hole_size;      //内核进程搜索进程地址空间中线性地址的空间空间     unsigned long free_area_cache;      /* first hole of size cached_hole_size or larger */      //指向页表的目录     pgd_t * pgd;      //共享进程时的个数     atomic_t mm_users;          /* How many users with user space? */      //内存描述符的主使用计数器,采用引用计数的原理,当为0时代表无用户再次使用     atomic_t mm_count;          /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */      //线性区的个数     int map_count;              /* number of VMAs */      struct rw_semaphore mmap_sem;      //保护任务页表和引用计数的锁     spinlock_t page_table_lock;     /* Protects page tables and some counters */      //mm_struct结构,第一个成员就是初始化的mm_struct结构,     struct list_head mmlist;        /* List of maybe swapped mm's.  These are globally strung                          * together off init_mm.mmlist, and are protected                          * by mmlist_lock                          */      /* Special counters, in some configurations protected by the      * page_table_lock, in other configurations by being atomic.      */      mm_counter_t _file_rss;     mm_counter_t _anon_rss;     mm_counter_t _swap_usage;      //进程拥有的最大页表数目     unsigned long hiwater_rss;  /* High-watermark of RSS usage */、     //进程线性区的最大页表数目     unsigned long hiwater_vm;   /* High-water virtual memory usage */      //进程地址空间的大小,锁住无法换页的个数,共享文件内存映射的页数,可执行内存映射中的页数     unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;     //用户态堆栈的页数,     unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;     //维护代码段和数据段     unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;     //维护堆和栈     unsigned long start_brk, brk, start_stack;     //维护命令行参数,命令行参数的起始地址和最后地址,以及环境变量的起始地址和最后地址     unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;      unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */      struct linux_binfmt *binfmt;      cpumask_t cpu_vm_mask;      /* Architecture-specific MM context */     mm_context_t context;      /* Swap token stuff */     /*      * Last value of global fault stamp as seen by this process.      * In other words, this value gives an indication of how long      * it has been since this task got the token.      * Look at mm/thrash.c      */     unsigned int faultstamp;     unsigned int token_priority;     unsigned int last_interval;      //线性区的默认访问标志     unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */      struct core_state *core_state; /* coredumping support */ #ifdef CONFIG_AIO     spinlock_t      ioctx_lock;     struct hlist_head   ioctx_list; #endif #ifdef CONFIG_MM_OWNER     /*      * "owner" points to a task that is regarded as the canonical      * user/owner of this mm. All of the following must be true in      * order for it to be changed:      *      * current == mm->owner      * current->mm != mm      * new_owner->mm == mm      * new_owner->alloc_lock is held      */     struct task_struct *owner; #endif  #ifdef CONFIG_PROC_FS     /* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */     struct file *exe_file;     unsigned long num_exe_file_vmas; #endif #ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER     struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm; #endif #ifdef CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE     pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */ #endif     /* reserved for Red Hat */ #ifdef __GENKSYMS__     unsigned long rh_reserved[2]; #else     /* How many tasks sharing this mm are OOM_DISABLE */     union {         unsigned long rh_reserved_aux;         atomic_t oom_disable_count;     };      /* base of lib map area (ASCII armour) */     unsigned long shlib_base; #endif };  

因此,进程地址空间实际上就是结构体mm_struct所描述的虚拟空间,每个进程都有自己的虚拟地址空间。每个进程的虚拟地址如下图所示。

Linux系统编程之进程概念

在Linux中,采用分页存储的方式对内存进行管理。既然我们平时所看到的地址不是实际的物理地址,那就需要操作系统将虚拟地址映射为物理地址。操作系统是借助页表来实现虚拟地址和物理地址的映射的,页表的本质也是一个数据结构,最主要的两项就是进程的虚拟地址和实际物理地址的映射关系。

6.2 写时拷贝

在我们的代码中,当fork创建子进程时,会将父进程的mm_struct也拷贝给子进程,一开始,内存中只有一份g_val,当子进程修改g_val时,由于父子进程的数据是各自私有的,进程之间的执行应该具有独立性,因此子进程修改g_val不应该影响到父进程。此时就会发生写时拷贝,即子进程在内存中开辟一块新的空间,将修改后的值填入该空间,并且修改子进程页表中虚拟地址映射的实际物理地址。

因此,我们看到了上述相同虚拟地址中存储的数值不同的场景。

6.3 为什么要有进程地址空间?

这是因为引入了进程地址空间后,可以保证每个进程所用的空间独立而连续3。一个进程的越界操作并不会影响另一个进程,这样就实现了内存的保护。同时,每个进程地址空间是远大于实际内存空间的,这样也可以通过虚拟的方式实现内存的扩充。当一个进程退出后,我们只需要清除掉该进程的mm_struct和页表就可,有利于内存的分配回收。

赞(0) 打赏
未经允许不得转载:张拓的天空 » Linux系统编程之进程概念
分享到: 更多 (0)

评论 抢沙发

  • 昵称 (必填)
  • 邮箱 (必填)
  • 网址

专业的IT技术经验分享 更专业 更方便

联系我们本站主机

觉得文章有用就打赏一下文章作者

支付宝扫一扫打赏

微信扫一扫打赏