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1、上次内容 虚拟空间=内核空间+进程空间 进程控制块 进程队列组织后面实验调整为每周五都上1进程控制块2查2.4内核： struct task_struct struct list_head run_list; struct task_struct *next_task, *prev_task; struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr, *p_osptr; struct task_struct *pidhash_next;struct task_struct *pidhash_pprev; 3当前进程pcb在内核 栈底端 内
2、核定义current宏 可方便找到它： esp 偏移8K= 8192内核内核栈8k task_structESPtask_struct init_tasktask_structtask_structtask_structtask_structtask_structprev next45查找某个进程 init_task链表 与运行相关current散列表 u struct task_struct *pidhashPIDHASH_SZ u find_task_by_pid(PID) u 冲突时：*pidhash_next;6三、进程创建、终结及相关系统调用1.进程状态 可运行态 u运行 u就绪 睡
3、眠（等待）态 u浅度：等待资源有效时，被信号或时钟中 断唤醒 u深度：不能由其他进程通过信号和时钟中 断唤醒 暂停态：暂时停止接受某种处理如程序调试（挂 起） 僵死态：执行接受但尚未消亡，尚未释放pcb7Linux进程状态及转换 fork()TASK_RUNNING 就绪TASK_INTERRUPTIBLE 浅度睡眠TASK_UNINTERRUPTIBLE 深度睡眠TASK_STOPPED 暂停TASK_ZOMBIE 僵死占有CPU 执行do_exit()schedule()ptrace()schedule()当前进程 时间片耗尽等待资源到位 sleep_on() schedule()等待资源
4、到位 interruptible_sleep_on() schedule()资源到位 wake_up_interruptible() 或收到信号 wake_up()资源到位 wake_up()收到信号 SIGCONT wake_up()82.进程的创建传统方法单一函数： 创建进程地址空间；读入可执行文件；开始 执行UNIX分创建和执行两步： fork函数：复制当前进程创建子进程（快速 创建的特点） exec函数：读取可执行文件并载入进程地址 空间执行9linux“写时复制 ”技术 fork()与以往不同，不是全部复制进 程空间，实际开销只是复制父进程的 页表以及给子进程创建唯一的PCB。 父进
5、程的资源被设置为只读（父进程 页面被置上写时保护位），当父进程 或子进程试图修改某些内容时，内核 才在修改前将该部分进行拷贝写 时复制。pcb1程序1 父进程 fork页表1pcb2页表2无论谁写时，才 复制要写的页面10进程/线程创建函数：fork()/clone() 实际上都是调用内核函数do_fork(),其主要操作为： 调用alloc_task_struct( )函数获得8KB的union task_union内存区，用来存放新进程的PCB和内核栈。 让当前指针指向父进程的PCB，并把父进程PCB的内容 拷贝到刚刚分配的新进程的PCB中。 检查新创建这个子进程后，当前用户所拥有的进程数
6、 目没有超出给他分配的资源的限制。 现在，do_fork( )已经获得它从父进程能利用的几乎 所有的东西；剩下的事情就是集中建立子进程的新资 源，并让内核知道这个新进程已经呱呱落地。11接下来，子进程的状态被设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE 以保证它不会马上投入运行。 调用get_pid()为新进程获取一个有效的PID。 开始组织关系 更新不能从父进程继承的PCB的其他所有域，例如， 进程间亲属关系的域。 把新PCB插入进程链表，确保进程之间的亲属关系。 把新PCB插入pidhash哈希表。 把子进程PCB的状态域设置成TASK_RUNNING，并调用 wake_up_proce
7、ss()把子进程插入到运行队列链表。 让父进程和子进程平分剩余的时间片。 返回子进程的PID，该PID最终由用户态下的父进程读取一次调用，两个 PID返回值12133.进程执行功能 fork调用后，出现两个进程执行，父子进程几乎 完全一样，新的子进程如何执行自己的代码功能？ 以简化的shell框架为例： while(true) read_command(command,parameters); if(fork!=0)/*父进程*/ wait(NULL); else/*子进程*/ exec(command,parameters,0); 14 exec函数族包括若干函数，作用是根据 文件名找到相应
8、的可执行文件。 u 子进程的地址空间被填入可执行文件的 内容，其进程功能开始有别于父进程 u exec函数执行成功就会进入新进程执行 不再返回。 u exec调用失败才返回-1，继续在克隆来 的地址空间中从调用点向下执行15 并发顺序 u fork后，父子进程并发执行，linux会优先调度 执行子进程。因为，子进程创建后就调exec载入可 执行文件内容，而之前如果父进程进行了写时复制 就会成为额外开销。 关于写时复制 u 如果先调父进程 u 因为fork将父进程资源设为只读，只要父进程 进行修改，就要开始“写时复制”，把父进程要改的 页面复制给子进程（写子空间）。 u 继续运行，一旦子进程被调
9、度到，它要用exec 载入另一个可执行文件的内容到自己的空间（又写 子空间），可见上步的写入就多余了。 所以，fork后优先调度子进程是为了从父进程 克隆到子进程后，尽量减少没必要的复制。164.进程的终结 进程结束： u调用exit或在main函数中return（主动 ） u被信号和异常终结（被动） 终结时进程要释放其占用的资源并报告 给父进程。都是通过系统调用靠内核函数 do_exit()完成。 u回收与进程相关的各种内核数据结构， 设置状态为僵死TASK_ZOMBIE u将其所有子进程托付给init进程 u调用schedule函数，选择一个新进程运 行。17void exit(int s
10、tatus); 可利用参数status传递进程结束时的状态 调用exit后的进程不是马上消失，而是变为僵 尸状态，放弃了几乎所有内存空间，不再被调 度，但保留有pcb信息供wait收集，包括：u 正常结束还是被退出 u 占用总系统cpu时间和总用户cpu时间u 缺页中断次数，收到信号数目等18 分析下面程序中的“僵尸” #include #include main() pid_t pid; pid=fork(); if (pid0) /*父进程 sleep(60); wait(NULL);子进程一被调度到即 结束成僵死态。谁来 回收其pcb？父进程被调度执行到最后，也会隐 式结束成僵死态。谁来
11、回收其pcb？父进程调用wait函数收集僵死 态子进程的pcb信息，将其彻 底销毁后返回执行： gcc o mywait mywait.c ./mywait pc=fork(); if (pc0) /*父进程 pr=wait(NULL); printf(“catch a child process with pid of %dn”,pr(); exit(0); #include #include #include #include 22 wait起到了同步的作用，父进程只有当子进程 结束后才能继续执行。 子进程退出时的状态会存入wait的整型参数 status中。由于相关信息在整数的不同二进制
12、 位上，wait收集相关信息是是利用定义的一套 专门的宏。23进程生命周期中的系统调用 Fork()父亲克隆一个儿子。执行fork()之后，兵分两路 ，两个进程并发执行。 Exec()新进程脱胎换骨，离家独立，开始了独立工作的 职业生涯。 Wait()等待不仅仅是阻塞自己，还准备对僵死的子进程 进行善后处理。 Exit()终止进程，把进程的状态置为“僵死”，并把其 所有的子进程都托付给init进程，最后调用schedule()函 数，选择一个新的进程运行。 24进程的一生进程的一生 随着一句fork，一个新进程呱呱落地，但这 时它只是老进程的一个克隆。然后，随着exec，新 进程脱胎换骨，离家
13、独立，开始了独立工作的职业 生涯。 人有生老病死，进程也一样，它可以是自然 死亡，即运行到main函数的最后一个“，从容地 离我们而去；也可以是中途退场，退场有2种方式 ，一种是调用exit函数，一种是在main函数内使用 return，无论哪一种方式，它都可以留下留言，放 在返回值里保留下来；甚至它还可能被谋杀，被其 它进程通过另外一些方式结束它的生命。 进程死掉以后，会留下一个空壳，wait站好 最后一班岗，打扫战场，使其最终归于无形。这就 是进程完整的一生。25实验二 练习课本中fork、wait、exit中的程序， 记录问题并分析。 实验下页程序，运行若干次，给出打印 结果表现的父子并
14、发顺序的说明；去掉 sleep语句又是什么执行顺序？试分析。 找资料，尝试做个使用fork、exec函数 族函数的小程序。262.给出尽量多的测试结果并进行分析 。 int main(void) pid_t pid;char *message;int n;pid = fork();if (pid 0; n-) printf(message);sleep(1); return 0;#include #include #include #include 3.exec举例27多个子进程 分析试试看修改不同的位置，根据执行效果试着 分析并发顺序 程序后台执行中用“kill -9 pid号” 结 束子进
15、程试试看结果如何 waitpid参数0换成后面的标志如何gcc o mywait mywait.c ./mywait p = clone( 0, flags | CLONE_VM ); if ( p ) /* 父*/ return p; else /* 子*/ fn(arg);exit( ); 31几个特殊身份的几个特殊身份的内核线程内核线程1.没事闲逛的0号进程（线程） p 从无到有诞生的第一个内核线程，由start_kernel函 数完成内核初始化时创建。 p 执行cpu_idle()函数（省电减热），它的PCB就是 init_task。没有其他进程可调度时，才选择进程0。 2.1号进程i
16、nit（线程） 初始化阶段如下创建： kernel_thread(init，NULL,CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND) p 传递给clone的参数表示0号线程和1号线程共享文件 系统、打开文件、信号处理程序。 p 该init内核线程被调度到时，执行内核函数init()， 常规内核任务初始化若干内核线程32u用户态第1个进程init的产生 u1号内核线程的init内核函数中调用 execve()，装入用户态下的可执行程序 sbin/init，内核线程变为用户进程。 uinit进程从不终止，负责创建和监视操作 系统外层所有进程的活动。33四、进程调度对系统的总体设计、系统实现 、功能设置以及各个方面的性能都有决定 性影响。 考虑系统实现的复杂程度在功 能和性能方面常要做出
