Linux - PCB之task_struct结构体

 task_struct结构描述

 1. 进程状态（State）

进程执行时，它会根据具体情况改变状态 。进程状态是调度和对换的依据。Linux中的进程主要有如下状态，如表4.1所示。

内核表示	含义
TASK_RUNNING	可运行
TASK_INTERRUPTIBLE	可中断的等待状态
TASK_UNINTERRUPTIBLE	不可中断的等待状态
TASK_ZOMBIE	僵死
TASK_STOPPED	暂停
TASK_SWAPPING	换入/换出

表4.1          Linux进程的状态

·可运行状态

处于这种状态的进程，要么正在运行、要么正准备运行。正在运行的进程就是当前进程（由current所指向的进程），而准备运行的进程只要得到CPU就可以立即投入运行，CPU是这些进程唯一等待的系统资源。系统中有一个运行队列（run_queue），用来容纳所有处于可运行状态的进程，调度程序执行时，从中选择一个进程投入运行。在后面我们讨论进程调度的时候，可以看到运行队列的作用。当前运行进程一直处于该队列中，也就是说，current总是指向运行队列中的某个元素，只是具体指向谁由调度程序决定。

·等待状态

处于该状态的进程正在等待某个事件（event）或某个资源，它肯定位于系统中的某个等待队列（wait_queue）中。Linux中处于等待状态的进程分为两种：可中断的等待状态和不可中断的等待状态。处于可中断等待态的进程可以被信号唤醒，如果收到信号，该进程就从等待状态进入可运行状态，并且加入到运行队列中，等待被调度；而处于不可中断等待态的进程是因为硬件环境不能满足而等待，例如等待特定的系统资源，它任何情况下都不能被打断，只能用特定的方式来唤醒它，例如唤醒函数wake_up（）等。

·暂停状态

此时的进程暂时停止运行来接受某种特殊处理。通常当进程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或 SIGTTOU信号后就处于这种状态。例如，正接受调试的进程就处于这种状态。

·僵死状态

进程虽然已经终止，但由于某种原因，父进程还没有执行wait()系统调用，终止进程的信息也还没有回收。顾名思义，处于该状态的进程就是死进程，这种进程实际上是系统中的垃圾，必须进行相应处理以释放其占用的资源。

2. 进程调度信息

调度程序利用这部分信息决定系统中哪个进程最应该运行，并结合进程的状态信息保证系统运转的公平和高效。这一部分信息通常包括进程的类别（普通进程还是实时进程）、进程的优先级等等。如表4.2所示：

域名	含义
need_resched	调度标志
Nice	静态优先级
Counter	动态优先级
Policy	调度策略
rt_priority	实时优先级

表4.2               进程调度信息

在下一章的进程调度中我们会看到，当need_resched被设置时，在“下一次的调度机会”就调用调度程序schedule()。 counter代表进程剩余的时间片，是进程调度的主要依据，也可以说是进程的动态优先级，因为这个值在不断地减少；nice是进程的静态优先级，同时也代表进程的时间片，用于对counter赋值，可以用nice()系统调用改变这个值；policy是适用于该进程的调度策略，实时进程和普通进程的调度策略是不同的；rt_priority只对实时进程有意义，它是实时进程调度的依据。

进程的调度策略有三种，如表4.3所示。

名称	解释	适用范围
SCHED_OTHER	其他调度	普通进程
SCHED_FIFO	先来先服务调度	实时进程
SCHED_RR	时间片轮转调度

表4.3          进程调度的策略

只有root用户能通过sched_setscheduler（）系统调用来改变调度策略。

3 .标识符（Identifiers）

每个进程有进程标识符、用户标识符、组标识符，如表4.4所示。

不管对内核还是普通用户来说，怎么用一种简单的方式识别不同的进程呢？这就引入了进程标识符（PID：process identifier），每个进程都有一个唯一的标识符，内核通过这个标识符来识别不同的进程，同时，进程标识符PID也是内核提供给用户程序的接口，用户程序通过PID对进程发号施令。PID是32位的无符号整数，它被顺序编号：新创建进程的PID通常是前一个进程的PID加1。然而，为了与16位硬件平台的传统Linux系统保持兼容，在Linux上允许的最大PID号是32767，当内核在系统中创建第32768个进程时，就必须重新开始使用已闲置的PID号。

域名	含义
Pid	进程标识符
Uid、gid	用户标识符、组标识符
Euid、egid	有效用户标识符、有效组标识符
Suid、sgid	备份用户标识符、备份组标识符
Fsuid、fsgid	文件系统用户标识符、文件系统组标识符

表4.4                  各种标识符

另外，每个进程都属于某个用户组。task_struct结构中定义有用户标识符和组标识符。它们同样是简单的数字，这两种标识符用于系统的安全控制。系统通过这两种标识符控制进程对系统中文件和设备的访问，其它几个标识符将在文件系统中讨论。

4. 进程通信有关信息（IPC：Inter_Process Communication）

为了使进程能在同一项任务上协调工作，进程之间必须能进行通信即交流数据。

Linux支持多种不同形式的通信机制。它支持典型的Unix 通信机制（IPC Mechanisms）：信号（Signals）、管道（Pipes），也支持System V 通信机制：共享内存（Shared Memory）、信号量和消息队列（Message Queues）,如表4.5。

域名	含义
Spinlock_t sigmask_lock	信号掩码的自旋锁
Long blocked	信号掩码
Struct signal  *sig	信号处理函数
Struct sem_undo *semundo	为避免死锁而在信号量上设置的取消操作
Struct sem_queue *semsleeping	与信号量操作相关的等待队列

表4.5                 进程通信有关信息

这些域的具体含义将在进程通信一章进行讨论。

5. 进程链接信息（Links）

程序创建的进程具有父/子关系。因为一个进程能创建几个子进程，而子进程之间有兄弟关系，在task_struct结构中有几个域来表示这种关系。

在Linux系统中，除了初始化进程init，其他进程都有一个父进程（parent process）或称为双亲进程。可以通过fork（）或clone()系统调用来创建子进程，除了进程标识符（PID）等必要的信息外，子进程的task_struct结构中的绝大部分的信息都是从父进程中拷贝，或说“克隆”过来的。系统有必要记录这种“亲属”关系，使进程之间的协作更加方便，例如父进程给子进程发送杀死（kill）信号、父子进程通信等，就可以用这种关系很方便地实现。

每个进程的task_struct结构有许多指针，通过这些指针，系统中所有进程的task_struct结构就构成了一棵进程树，这棵进程树的根就是初始化进程init的task_struct结构（init进程是Linux内核建立起来后人为创建的一个进程，是所有进程的祖先进程）。表4.6是进程所有的链接信息。

名称	英文解释	中文解释 [指向哪个进程]
p_opptr	Original parent	祖先
p_pptr	Parent	父进程
p_cptr	Child	子进程
p_ysptr	Younger sibling	弟进程
p_osptr	Older sibling	兄进程
Pidhash_next、 Pidhash_pprev		进程在哈希表中的链接
Next_task、 prev_task		进程在双向循环链表中的链接
Run_list		运行队列的链表

表4.6          进程链接信息

6. 时间和定时器信息（Times and Timers）

一个进程从创建到终止叫做该进程的生存期（lifetime）。进程在其生存期内使用CPU的时间，内核都要进行记录，以便进行统计、计费等有关操作。进程耗费CPU的时间由两部分组成：一是在用户模式（或称为用户态）下耗费的时间、一是在系统模式（或称为系统态）下耗费的时间。每个时钟滴答，也就是每个时钟中断，内核都要更新当前进程耗费CPU的时间信息。

“时间”对操作系统是极其重要的 。读者可能了解计算机时间的有关知识，例如8353/8254这些物理器件，INT 08、INT 1C等时钟中断等，可能有过编程序时截获时钟中断的成就感，不管怎样，下一章我们将用较大的篇幅尽可能向读者解释清楚操作系统怎样建立完整的时间机制、并在这种机制的激励下进行调度等活动。

建立了“时间”的概念，“定时”就是轻而易举的了，无非是判断系统时间是否到达某个时刻，然后执行相关的操作而已。Linux提供了许多种定时方式，用户可以灵活使用这些方式来为自己的程序定时。

表4.7是和时间有关的域，上面所说的counter是指进程剩余的CPU时间片，也和时间有关，所以这里我们再次提及它。表4.8是进程的所有定时器。

域名	含义
Start_time	进程创建时间
Per_cpu_utime	进程在某个CPU上运行时在用户态下耗费的时间
Per_cpu_stime	进程在某个CPU上运行时在系统态下耗费的时间
Counter	进程剩余的时间片

表4.7        与时间有关的域

定时器类型	解释	什么时候更新	用来表示此种定时器的域
ITIMER_REAL	实时定时器	实时更新，即不论该进程是否运行	it_real_value
it_real_incr
real_timer
ITIMER_VIRTUAL	虚拟定时器	只在进程运行于用户态时更新	it_virt_value
it_virt_incr
ITIMER_PROF	概况定时器	进程运行于用户态和系统态时更新	it_prof_value
it_prof_incr

表4.8                      进程的所有定时器

进程有三种类型的定时器：实时定时器、虚拟定时器和概况定时器。这三种定时器的特征共有三个：到期时间、定时间隔、要触发的事件。到期时间就是定时器到什么时候完成定时操作，从而触发相应的事件；定时间隔就是两次定时操作的时间间隔，它决定了定时操作是否继续进行，如果定时间隔大于0，则在定时器到期时，该定时器的到期时间被重新赋值，使定时操作继续进行下去，直到进程结束或停止使用定时器，只不过对不同的定时器，到期时间的重新赋值操作是不同的。在表4.8中，每个定时器都有两个域来表示到期时间和定时间隔：value和incr，二者的单位都是时钟滴答，和jiffies的单位是一致的，Linux所有的时间应用都建立在jiffies之上。虚拟定时器和概况定时器到期时由内核发送相应的信号，而实时定时器比较特殊，它由内核机制提供支持，我们将在后面讨论这个问题。

每个时钟中断，当前进程所有和时间有关的信息都要更新： 当前进程耗费的CPU时间要更新，以便于最后的计费；时间片计数器counter要更新，如果counter<=0，则要执行调度程序；进程申请的延时要更新，如果延时时间到了，则唤醒该进程；所有的定时器都要更新，Linux内核检测这些定时器是否到期，如果到期，则执行相应的操作。在这里，“更新”的具体操作是不同的：对counter，内核要对它减值，而对于所有的定时器，就是检测它的值，内核把系统当前时间和其到期时间作一比较，如果到期时间小于系统时间，则表示该定时器到期。但为了方便，我们把这些操作一概称为“更新”，请读者注意。

请特别注意上面三个定时器的更新时间。实时定时器不管其所属的进程是否运行都要更新，所以，时钟中断来临时，系统中所有进程的实时定时器都被更新，如果有多个进程的实时定时器到期，则内核要一一处理这些定时器所触发的事件。而虚拟定时器和概况定时器只在进程运行时更新，所以，时钟中断来临时，只有当前进程的概况定时器得到更新，如果当前进程运行于用户态，则其虚拟定时器也得到更新。

此外，Linux内核对这三种定时器的处理是不同的，虚拟定时器和概况定时器到期时，内核向当前进程发送相应的信号：SIGVTALRM  、SIGPROF ；而实时定时器要执行的操作由real_timer决定，real_time是timer_list类型的变量（定义：struct timer_list real_timer），其中容纳了实时定时器的到期时间、定时间隔等信息，我们将在下一章详细讨论这些内容。

7. 文件系统信息（File System）

进程可以打开或关闭文件，文件属于系统资源，Linux内核要对进程使用文件的情况进行记录。task_struct结构中有两个数据结构用于描述进程与文件相关的信息。其中，fs_struct中描述了两个VFS索引节点（VFS inode），这两个索引节点叫做root和pwd，分别指向进程的可执行映象所对应的根目录（home directory）和当前目录或工作目录。file_struct结构用来记录了进程打开的文件的描述符（descriptor）。如表4.9所示。

定义形式	解释
Sruct fs_struct *fs	进程的可执行映象所在的文件系统
Struct files_struct *files	进程打开的文件

表4.9                      与文件系统相关的域

在文件系统中，每个VFS索引节点唯一描述一个文件或目录，同时该节点也是向更低层的文件系统提供的统一的接口。

8. 虚拟内存信息（Virtual Memory）

除了内核线程（kernel thread），每个进程都拥有自己的地址空间（也叫虚拟空间），用mm_struct来描述。另外Linux2.4还引入了另外一个域active_mm,这是为内核线程而引入。因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的active_mm 指向刚被调度出去的进程的active_mm（如果进程的mm域不为空，则其active_mm域与mm域相同）。内存信息如表4.10所示。

定义形式	解释
Struct mm_struct *mm	描述进程的地址空间
Struct mm_struct *active_mm	内核线程所借用的地址空间

表4.10             虚拟内存描述信息

9．页面管理信息

当物理内存不足时，Linux内存管理子系统需要把内存中的部分页面交换到外存，其交换是以页为单位的。有关页面的描述信息如表4.11。

定义形式	解释
Int swappable	进程占用的内存页面是否可换出
Unsigned long min_flat,maj_flt,nswap	进程累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数
Unsigned long cmin_flat,cmaj_flt,cnswap	本进程作为祖先进程，其所有层次子进程的累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数

表4.11           页面管理信息

10．对称多处理机（SMP）信息

Linux2.4对SMP进行了全面的支持，表4.12是与多处理机相关的几个域。

定义形式	解释
Int has_cpu	进程是否当前拥有CPU
Int processor	进程当前正在使用的CPU
Int lock_depth	上下文切换时内核锁的深度

表4.12 与多处理机相关的域

11． 和处理器相关的环境（上下文）信息（Processor Specific Context）

这里要特别注意标题：和“处理器”相关的环境信息。进程作为一个执行环境的综合，当系统调度某个进程执行，即为该进程建立完整的环境时，处理器（processor）的寄存器、堆栈等是必不可少的。因为不同的处理器对内部寄存器和堆栈的定义不尽相同，所以叫做“和处理器相关的环境”，也叫做“处理机状态”。当进程暂时停止运行时，处理机状态必须保存在进程的task_struct结构中，当进程被调度重新运行时再从中恢复这些环境，也就是恢复这些寄存器和堆栈的值。处理机信息如表4.13所示。

定义形式	解释
Struct thread_struct *tss	任务切换状态

表4.13         与处理机相关的信息

12.其它

（1）  struct wait_queue *wait_chldexit

在进程结束时,或发出系统调用wait4时，为了等待子进程的结束，而将自己（父进程）睡眠在该等待队列上，设置状态标志为TASK_INTERRUPTIBLE，并且把控制权转给调度程序。

（2）Struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];

每一个进程可以通过系统调用setlimit和getlimit来限制它资源的使用。

（3）Int exit_code exit_signal;

程序的返回代码以及程序异常终止产生的信号，这些数据由父进程（子进程完成后）     轮流查询。

（4）Char comm[16]

这个域存储进程执行的程序的名字，这个名字用在调试中。

（5）Unsigned long personality;

Linux可以运行X86平台上其它Unix操作系统生成的符合iBCS2标准的程序, personality进一步描述进程执行的程序属于何种Unix平台的“个性”信息。通常有PER_Linux,PER_Linux_32BIT,PER_Linux_EM86,PER_SVR4,PER_SVR3,PER_SCOSVR3,PER_WYSEV386,PER_ISCR4,PER_BSD,PER_XENIX和PER_MASK等，参见include／Linux/personality.h>。

(6) int did_exec:1;

按POSIX要求设计的布尔量，区分进程正在执行老程序代码，还是用系统调用execve（）装入一个新的程序。

（7）struct linux_binfmt *binfmt

指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a.out、script、elf、java等四种。

综上所述，我们对进程的task_struct结构进行了归类讨论,还有一些域没有涉及到，在第六章进程的创建与执行一节几乎涉及到所有的域，在那里可以对很多域有更深入一步的理解。task_struct结构是进程实体的核心，Linux内核通过该结构来控制进程：首先通过其中的调度信息决定该进程是否运行；当该进程运行时，根据其中保存的处理机状态信息来恢复进程运行现场，然后根据虚拟内存信息，找到程序的正文和数据；通过其中的通信信息和其他进程实现同步、通信等合作。几乎所有的操作都要依赖该结构，所以，task_struct结构是一个进程存在的唯一标志。