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
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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
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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
（出处：http://www.sheup.com）
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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
（出处：http://www.sheup.com/）
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