1.进程组织结构

1. task_struct ,thread_info 和内核栈

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在内核中通常current宏获取当前正在运行的task_struct。对于不同的硬件体系current的实现方式不一样，寄存器较多的体系直接用一个寄存器来存储当前进程的task_struct的指针，X86 current把内核栈栈顶指针最后13位(内核栈8KB)清零，计算出thread_info的位置，通过thread_info总task指针指向当前进程的task_truct

2. 进程状态

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3. 进程树

进程树的树根是0号进程idle，是所有进程的祖先。

1. 0号进程创建1号进程（创建时是内核线程），1号进程负责内核部分的初始化工作及系统配置，创建用于高速缓存和虚拟内存管理的内核线程
2. 1号进程调用execve()运行磁盘上的init可执行程序，并演变为用户态1号进程，init进程
3. init进程按照配置文件/etc/initab的要求，完成系统启动工作，创建编号为1号，2号，……的Getty进程（初始化终端）
4. getty进程监控到终端连接信号时，通过调用execve()执行login登录程序
5. 如果登录成功过，login程序通过execve（）函数调用shell
6. Shell进程接收getty进程的pid，取代原来的getty进程。

1. 0号进程idle

1. idle进程只能从静态地填写thread_info和task_struct
2. idle进程让CPU陷入空闲循环，空闲运行
3. 多处理器上刚启动只有一个CPU能运行，只有CPU0上的idle进程完成初始化后才激活其他CPU，并通过copy_process（）创建其他CPU的idle进程

3. 进程创建与撤销

在Linux系统中，系统通过fork()函数复制一个现有的进程创建一个新进程。
接着，调用exec()函数创建新进程的地址空间，并把新程序载入其中。
最终，程序通过调用exit()系统调用退出运行。
进程退出后被设置为僵死状态，直到父进程检查之后调用wait()在删除进程描述符资源

1. 进程创建

1. fork ，vfork, clone

fork: 写时复制，赋值父进程的task_struct，thread_info和内核栈，mm_struct，页表
vfork: 没有创建父进程的数据副本，子进程与父进程共享数据。子进程创建之后，子进程立即调用execve()加载新的进程映象，或者与父进程共享进程映象。在子进程退出之前，父进程处于阻塞状态。
clone： fork,vfork，__clone库函数都是通过不同的参数调用clone()函数，来实现进程的创建的。

clone()-->do_fork()（1. copy_process() 2. wake_up_task() 3. 如果是vfork调用的，则使用wait_for_vfork_done() 等待子进程结束或调用execve()）
copy_process()
（1）复制父进程的内核栈，thread_info，task_struct
（2）检查创建该子进程后，没有超出系统的资源限制
（3）着手将子进程和父进程区分开来，子进程一些统计信息清空
（4）将子进程的状态标志设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE,保证子进程不会运行
（5）更新子进程flag,例如设置子进程没有被exec调用的标志，超级用户权限标志清零
（6）根据传递进clone的参数，子进程拷贝或共享父进程地址空间，打开的文件，文件系统信息等
（7）返回一个指向子进程的指针
wake_up_task()
将子进程添加到调度队列上等待调度获取CPU获取执行。

创建线程：

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线程的用户态堆栈，task_struct，内核栈和thread_info是私有的

创建进程和写时复制：

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2. execve()系统调用

前面进程只是创建了一个与父进程大体一致的子进程（仅仅是资源共享上的区别）。execve使用指定可执行文件替换现有进程上的进程印象。
举一个例子：在Shell中运行一个二进制程序。
（1）Shell进程将参数 运行时环境添加到自己的用户态堆栈中
（2）Shell使用fork()创建一个子进程，放到CPU调度队列上。
（3）子进程执行execve（）使用二进制程序替换原来的Shell映象并将EIP指向新程序的入口开始执行。
execve（）：
（1）execve（）--》sys_execve（）--》do_execve（）——》do_execve_common（）
（2）do_execve_common（）执行：
（1） unshared_files()为新进程复制一份打开的文件表
（2） kazlloc（）分配一个可执行文件的结构体linux_binprm，将可执行文件运行时所要用的参数，运行时环境等信息添加到linux_binprm。
（3）open_exec() 打开可执行文件。具体参考文件系统
（4） 找到负载最小的CPU。
（5）填写linux_binprm实例，创建进程映象，将参数传入新进程的用户态堆栈。
（6）执行新程序，使用过load_elf_binary()执行处理ELF的函数。
（7）如果该程序是静态链接的，则load_elf_binary()直接返回新程序的入口地址，并调用start_thread（）将EIP的值置为新程序的入口地址。

2.进程撤销

进程要终结的时候会调用exit()函数，最终通过调用do_exit()这个函数来结束进程的。
（1）简单的说，就是将各个引用计数器减一，若有计数器归0，则释放相应的内存。
（2）然后调用exit_notify()告知父进程为子进程找养父，并把进程状态设置为EXIT_ZOMBIE.最后调用schedule()切换到其他进程。
（3）自此该进程不会被再次调用。此时该进程占用的内存仅为内存栈，thread_info和task_struct。
（4）当父进程调用wait或waitpid检测到僵尸进程提供的信息之后，将进程所持有的剩余内存释放。至此进程终结。wait挂起当前进程知道一个子进程退出。

1.孤儿进程，僵尸进程

孤儿进程： 一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集工作。

僵尸进程： 一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait或waitpid获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。这种进程称之为僵死进程。如果进程不调用wait / waitpid的话， 那么保留的那段信息就不会释放，其进程号就会一直被占用，但是系统所能使用的进程号是有限的，如果大量的产生僵死进程，将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程. 此即为僵尸进程的危害，应当避免。

4. 进程切换

进程切换主要包括：1.当前进程信息压入内核栈 2. 切换CPU页表寄存器 3.切入进程工作现场恢复
进程切换是通过schedule（）函数完成的。schedule中最核心的就是switch_mm()切换进程映象,内核堆栈和硬件上下文的切换switch_to()

1. 页表切换

switch_mm() load_cr3(next->pgd)

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2.内核堆栈切换

每个进程的内核空间都是一样的，因此，尽管在switch_mm（）中切换了页表但是对switch_to没有影响，所以说switch_to是平滑的。

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switch_to（pre,next,last）
pre：当前进程 next：下一个进程 last：上一个进程
（a）页表切换后内核空间分布状况
（b）将当前进程的内核栈栈底和进程状态信息保存在内核栈中。
（c）将当前进程的栈顶ESP保存在prev->thread.sp中，将ESP = next->thread.sp，此时完成了内核切换，同时current宏根据P1的ESP找到P1的thread_info，进而找到task_struct。此时，内核状态为（d）
（e）将P0的EIP保存到pre->thread.ip 此时状态为（f）
（g）执行__switch_to()完成一些浮点部件现场保留和恢复
（i）EIP=next->thread.ip，继续执行P1上次schedule（）被打断的指令，在通过系统调用返回返回到用户空间执行代码。其中，内核态和用户态切换是通过任务状态段TSS，来获取内核或用户态的堆栈地址的。

5. 进程调度

1. 基本框架

实时任务调度算法：FIFO和RR。普通任务完全公平调度算法

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四个调度类优先级：stop_sched_class，rt_sched_class, fair_sched_class,idle_sched_class，NUll
运行队列：

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put_prev_task():通知当前进程准备调出
pick_next_task()选择要调入的进程

2. CFS

CFS为每一个进程设置一个虚拟时间，调度时总是选择虚拟时间推进缓慢的进程先运行。优先级越高，虚拟时间推进越慢，所占用CPU时间就越高。
虚拟时间推进：

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内核中并不直接使用进程的优先级数据值，而是将优先级转换为权重计算虚拟时间的推进。任务的nice值每降低1，则多获得10%的CPU时间。

挑选下一个任务：普通任务的运行队列的结构是红黑树。每次挑选红黑树最左侧的叶子节点，将叶子节点缓存起来，每次挑选时，只要从这个缓存区取出该进程就行，如果该缓存区为空，则调用idle进程。

调度延迟：CFS为无线小调度周期设置了一个“目标延迟”默认是20ms，即保证每个可运行的进程都应该至少运行一次的某个时间间隔.。越小的周期带来越好的交互性，同时也接近完美。如果挥动进程的数目超过该上限, 则延迟周期也成比例的线性扩展.。周期长度是
__sched_period = sysctl_sched_latency * nr_running / sched_nr_latency

3.实时策略

FIFO：不适用时间片，可以一直运行下去，除非有更高优先级的任务抢占
RR：是带有时间片的FIFO，只能在同一优先级的任务中轮询。

6 其他

1 进程和线程区别

1. 进程是资源分配的基本单位，线程是调度的基本单位。
2. 实体间(进程间，线程间，进线程间)通信方式的不同
   进程：A.共享内存 B.消息队列 C.信号量 D.有名管道 E.无名管道 F.信号 G.文件 H.socket
   线程： 线程间的通信方式上述进程间的方式都可沿用，且还有自己独特的几种：A.互斥量 B.自旋锁 C.条件变量 D.读写锁 E.线程信号 G.全局变量
3. 进程有父子关系，线程只有一个父线程，其他都为子线程

多线程的优势：

1. 理由之一是和进程相比，它是一种非常"节俭"的多任务操作方式。我们知道，在Linux系统下，启动一个新的进程必须分配给它独立的地址空间，建立众多的数据表来维护它的代码段、堆栈段和数据段，这是一种"昂贵"的多任务工作方式。而运行于一个进程中的多个线程，它们彼此之间使用相同的地址空间，共享大部分数据，启动一个线程所花费的空间远远小于启动一个进程所花费的空间，而且，线程间彼此切换所需的时间也远远小于进程间切换所需要的时间。
2. 理由之二是线程间方便的通信机制。对不同进程来说，它们具有独立的数据空间，要进行数据的传递只能通过通信的方式进行，这种方式不仅费时，而且很不方便。线程则不然，由于同一进程下的线程之间共享数据空间，所以一个线程的数据可以直接为其它线程所用，这不仅快捷，而且方便。
3. 提高应用程序响应。这对图形界面的程序尤其有意义，当一个操作耗时很长时，整个系统都会等待这个操作，此时程序不会响应键盘、鼠标、菜单的操作，而使用多线程技术，将耗时长的操作（time consuming）置于一个新的线程，可以避免这种尴尬的情况。
4. 使多CPU系统更加有效。操作系统会保证当线程数不大于CPU数目时，不同的线程运行于不同的CPU上。
5. 改善程序结构。一个既长又复杂的进程可以考虑分为多个线程，成为几个独立或半独立的运行部分，这样的程序会利于理解和修改。

2 用户线程 内核线程

两种类型的内核线程：
线程按周期性间隔运行，检测特定资源的使用，在用量超出或者低于预置的限制时采取行动
在线程启动后则一直等待，直到内核线程请求执行某一特定的操作。
不同之处在于：
内核线程只工作在内核态中；而用户线程则既可以运行在内核态（执行系统调用时），也可以运行在用户态；
内核线程没有用户空间，所以对于一个内核线程来说，它的0 ~ 3G的内存空间是空白的，它的current->mm是空的，与内核使用同一张页表；而用户线程则可以看到完整的0~4G内存空间。

3.进程状态

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