进程管理是操作系统最关键的部分，它的设计和实现直接影响到整个系统的性能。在一个多进程的操作系统中，一个时间段内可以有多个进程“并发”执行。这样就避免了较为快速的cpu等待较为低速的I/O设备的情况，提高了cpu利用率，从而提高系统的性能。另一个方面，同时运行多个进程，就可以同时提供多种服务或者同时为更多的客户服务，这也是现代操作系统的基本任务。
在基于Intel i386体系结构的Linux操作系统中，已经提供了这样的多进程运行的支持。通过合理的选择进程调度算法，可以获得比较好的平均相应时间和较高的系统性能。但是，美中不足的是，在目前的2.2.x版本的Linux内核中，存在对最大进程数的限制。也就是说，在目前的Linux系统中，最多只能有4090个用户进程同时存在。对于一般的桌面应用，这个数目是绰绰有余。但是，对于企业级的服务器应用来说，则是不够的。
设想一个典型的Web服务器软件，它们一般都采用多进程/线程的结构。每当接到一个连接请求，就产生一个子进程/线程来处理。显然，对于一个重负载的服务器来说，同时有成千上万个连接是很常见的。而这时，采用kernel 2.2.x的系统就不能胜任了。因此，可以说正是因为存在这个最大进程数的限制，使得Linux不能胜任企业级服务器操作系统的工作。事实上，目前这个级别的操作系统一般都是较为成熟，并且没有上述限制的Solaris、AIX、HP-UX等系统。
值得一提的是，众多的Linux开发者已经认识到了这个问题。kernel 2.2.x的后续版本，例如试验版本2.3.x和2.4都已经着手解决这个问题。然而，现在离2.4的发布还有很长的时间，同时2.4在使用中达到稳定，又需要一段时间。在这一段时间中，我们是不是只有等待或者选用其他系统呢？或者说，能否有一种方案，可以在2.2.x的内核上突破这个进程数的限制呢？
要回答这个问题，就必须先对2.2.x核心的进程管理加以分析。
一、i386体系结构与kernel V2.2.X存储管理
提到进程管理就必须首先了解基本的i386体系结构和存储管理。这是因为体系结构决定了存储管理的实现，而进程管理又与存储管理密不可分。在现代操作系统中，存储管理一般都采用虚拟存储的方式，也就是系统使用的地址空间与实际物理地址空间不同，是“虚拟”的地址。处理器提供一定的机制将“虚拟”的地址转换为实际的地址。操作系统的存储管理就是基于处理器提供的地址转换机制来实现的。
基本的存储管理有两种方式，即段式和页式。段式管理就是将内存划分为不同的段（segment)，通过段指针来访问各个段的方法。在比较早的系统中，如pdp-11等就是采用这种方法。这种方法的缺点是在设计程序时必须考虑段的划分，这是很不方便的。页式管理就是将内存划分为固定大小的若干个页面（page），以页面为单位分配使用。通过页映射表完成地址转换。
i386的存储管理采用两级虚拟的段页式管理，就是说它先分段，再分页。具体地说，它通过gdt(Global Descriptor Table)和ldt(Local Descriptor Table)进行分段，把虚拟地址转换为线性地址。然后采用两级页表结构进行分页，把线性地址转换为物理地址。下图表示了i386中虚拟地址到物理地址的转换：
虚拟地址－－－－－－＞线性地址－－－－－－＞物理地址
（分段） （分页）
图1. i386虚拟地址转换
在Linux中，操作系统处于处理器的0特权级，通过设置gdt，将它的代码和数据放在独立的段中，以区别于供用户使用的用户数据段和代码段。所有的用户程序都使用相同的数据段和代码段，也就是说所有的用户程序都处于同一个地址空间中。程序之间的保护是通过建立不同的页表映射来完成的。Linux 2.2.x gdt表中的段描述符如下图所示：
...
...
APM BIOS数据段
APM BIOS16位代码段
APM BIOS代码段
APM BIOS保留
保留
保留
用户数据段
用户代码段
内核数据段
内核代码段
空描述符
图2. 全局描述符表gdt
在实际的使用中，用户程序还可以通过调用设置ldt的系统调用来拥有自己的地址空间。
二、Kernel 2.2.x进程管理
进程是一个程序的一次执行的过程，是一个动态的概念。在i386体系结构中，任务和进程是等价的概念。进程管理涉及了系统初始化、进程创建/消亡、进程调度以及进程间通讯等等问题。在Linux的内核中，进程实际上是一组数据结构，包括进程的上下文、调度数据、信号处理、进程队列指针、进程标识、时间数据、信号量数据等。这组数据都包括在进程控制块PCB（Process Control Block）中。
Linux进程管理与前面的i386体系结构关系十分密切。前面已经讨论了i386所采用的段页式内存管理的基本内容，实际上，i386中的段还有很多用处。例如，在进程管理中要用到一种特殊的段，就是任务状态段tss(Task Status Segment)。每一个进程都必须拥有自己的tss，这是通过设置正确的tr寄存器来完成的。根据i386体系结构的定义，tr寄存器中存放的是tss的选择符(selector)，该选择符必须由gdt中的项（即描述符descriptor）来映射。同样的，进程的ldt也有这种限制，即ldtr对应的选择符也必须由gdt中的项来映射。
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在kernel 2.2.x中，为了满足i386体系结构的这种要求，采用了预先分配进程所需要的gdt项目的方法。也就是为每一个进程保留2项gdt条目。进程PCB中的tr和ldtr值就是它在gdt中的选择符。进程与它的gdt条目的对应关系可以由task数组来表示。
下面是详细的分析。
1.系统初始化
在Linux 2.2.x中，一些与进程管理相关的数据结构是在系统初始化的时候被初始化的。其中最重要的是gdt和进程表task。
Gdt的初始化主要是确定需要为多少个进程保留空间，也就是需要多大的gdt。这是由一个宏定义NR_TASKS决定的。NR_TASKS的值就是系统的最大进程数，它是在编译的时候被确定的。由图2可以知道，gdt的大小是10+2+NR_TASKS*2。
进程表task实际上是一个PCB指针数组，其定义如下：
StrUCt task_struct *task[NR_TASKS] = ；
其中，init_task是系统的第0号进程，也是所有其它进程的父进程。系统在初始化的时候，必须手工设置这个进程，把它加到进程指针表中去，才能启动进程管理机制。可以看出，这里task的大小同样依赖于NR_TASKS的定义。
2.进程创建
在Linux 2.2.x中，进程是通过系统调用fork创建的，新的进程是原来进程的子进程。需要说明的是，在2.2.x中，不存在真正意义上的线程（Thread)。Linux中常用的线程pthread实际上是通过进程来模拟的。也就是说linux中的线程也是通过fork创建的，是“轻”进程。fork系统调用的流程如下：
(Yes)错误处理 --> 返回
＾
|
Do-fork --> 创建进程PCB（a）--> 超过最大进程数？-->(No)加入进程表（b）--> 设置进程属性 --> 复制父进程数据 --> 复制父进程地址空间（c）--> 复制父进程tss（d）--> 返回
图3.fork系统调用流
比较关键的步骤是：
a、b) 将新进程的PCB加入到进程表中。从前面的讨论可以知道，进程表task的大小是预先定义的，所以首先要从task中找到一个空的表项：nr = find_empty_process()。如果不能找到空的表项，说明系统已经达到了最大进程数的上限，不能创建新进程。返回的nr是空闲表项的下标。
c) 将父进程的地址空间复制到子进程中。在这一步中，还要复制父进程的ldt到子进程，然后在gdt中建立子进程的ldt描述符(descriptor),并将这个选择符保存在PCB中。
d) 为子进程设置tss。同时在gdt中建立子进程的tss描述符，并将这个选择符保存在PCB中。
3.进程调度
这里我们暂不讨论进程调度的算法，只是看一看进程切换时应该做的工作。在Linux 2.2.x中，进程切换是在switch_to函数中完成的。Switch_to基本操作如下：
1） 设置ltr，加载新进程的tss
2） 保存原进程的fs，gs寄存器到它的PCB中。
3） 如果需要，加载新进程的ldt
4） 加载新进程的页表
加载新进程的fs和gs
以上的tss和ldt的选择符都是从进程的PCB中取出的。
三、突破最大进程数的限制
1.限制的起因
通过以上的讨论，我们可以看出Linux 2.2.x最大进程数限制产生的原因：
Linux 2.2.x中定义的宏NR_TASKS,在编译时静态决定了X86系统运行时的进程数上限。该数在系统初始化时静态决定了gdt表的总长度。但因为i386体系结构的特点，全局描述符表寄存器gdtr长度域为16位，每项描述符为8字节，故可容纳的
最大描述符数 = 1《（16-3）=1《13 = 8192 个。
内核在初始化时对gdt表的前12 项已有特殊安排，如下所示：
1） 空描述符（第0项），保留描述符（第1，6，7项）
2） 内核代码、数据段（第2，3项） 及用户代码、数据段（第4，5项）
3） APM BIOS 使用段（第8--11项）
同时由于每个进程需要两项分别存放tss和ldt描述符，因此理论上
可用于进程的数目为 = （8192-12）/2=4090个。
2．解决方案
可见，突破最大进程数的限制，必须解决没有足够的gdt表项的问题。Gdt的大小是硬件限制的，所以只能考虑动态地设置进程的tss和ldt描述符，取消为进程预先分配gdt空间的做法。
事实上，根据进程数据结构PCB的分析可知，内核中可以动态地寻址到每个进程的tss 和ldt （如果有的话）段，因此在任务切换时通过PCB指针即可引用上述两段的寻址，分别为：
进程tss段：proc->tss
进程ldt段：proc->mm->segments
所以，静态地分配并保留这两个段的描述符是完全没有必要的。我们可以在任何需要的时候建立起它们，例如在切换时将该两段的段描述符动态设置到gdt表中即可。
这种方法的关键在于在gdt中为每个cpu保留两个描述符，分别存放该cpu上正在运行的进程的tss、ldt描述符。这两个描述符则是在进程切换时由操作系统根据进程PCB中的内容建立起来的。
3.方案实现
要突破上述4090进程数的限制,需要动态设置进程的TSS及LDT段描述符。具体体现在两方面：
1）系统初始化：
a)在head.S中将静态设置的GDT表长度置为最大值8192。
b)在desc.h的GDT表定义中，在进程可用的第一项位置插入NR_CPUS*2项，作为每颗CPU的专用项。用于超出GDT表之外的进程运行使用。仍留下4090-NR_CPUS=4090-32=4058项用于原有算法使用。
CPU0:SHARED_TSS_ENTRY = 12
SHARED_LDT_ENTRY = 13
CPU1:SHARED_TSS_ENTRY+1 = 14
SHARED_LDT_ENTRY+1 = 15
...
CPUn:SHARED_TSS_ENTRY+n = SHARED_TSS_ENTRY + n
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SHARED_LDT_ENTRY+n = SHARED_LDT_ENTRY + n
(n
c)改变宏NR_TASKS为变量 int NR_TASKS,并在初始化函数start_kernel()中合适位置动态分配进程指针数组空间：
task = kmalloc(sizeof(void*)*NR_TASKS,GFP_ATOMIC);
这样，符号名task在内核中的使用方法与静态分配时一样。另外变量NR_TASKS可在lilo启动时以参数形式传入内核。
d)修改 parse_options(),使内核能够识别lilo传来的表示最大进程数的变量nrtasks，以用于task数组空间的分配。
2）任务切换
a) fork时，PCB中的tss.ldt 和 tss.tr分别用于保存该进程的ldt和tss的选择符,以便在切换时装载 tr寄存器和ldtr寄存器.由于现在存在大于4090的进程，按照原有算法计算，这些进程的ldt将会超出16位的范围，所以这里我们使用了tss结构中保留未用的short __ldth ,与short ldt合并使用变为长整数 (int) ldt,因此赋值指令变为:
*((unsigned long*)&(p->tss.ldt)) = (unsigned long)_LDT(nr);
if(*((unsigned long*)&(p->tss.ldt))<(unsigned long)(8292<<3))
set_ldt_desc(nr,ldt,LDT_ENTRIES);// 此句为原有代码;
else{ //什么也不做,留在切换时作类似设置工作}
这种方法的一个好处是仅仅通过判断PCB中ldt的值，就可以知道该进程是否大于4090，这大大方便了下面的进程切换的实现。
b) 切换时：我们已允许超出gdt表数目的进程数存在,即超出部分的进程无法在gdt表中预先分配,此时可以使用上述为每颗CPU预留的gdt入口,在gdt表中的寻址为：
SHARED_TSS_ENTRY+smp_processor_id();
这样,超出GDT表的进程段描述符的设置使用如下算法,而未超出部分的处理不变:
...
#define set_shared_tss_desc(addr,cpu)\
_set_tssldt_desc(gdt_table+SHARED_TSS_ENTRY+2*cpu,(int)addr,235,0x89);
#define set_shared_ldt_desc(addr,size,cpu)\
_set_tssldt_desc(gdt_table+SHARED_LDT_ENTRY+2*cpu,(int)addr,((size<<3)-1),0x82);
....
void __switch_to(task_struct *prev,task_struct *next){
...
if(next->tss.tr <= 0x0000ffff)
{
由原来的代码处理...
}else
{
set_shared_tss_desc(&next->tss),smp_processor_id());
set_shared_ldt_desc(&next->mm->segments,LDT_ENTRIES,smp_processor_id());
}
//接下来用适当的值装载ldtr 和tr 寄存器。
...
}
综上所述，可以以尽量简单的改动来突破最大进程数的限制，并在lilo设置文件中写上特定参数，启动时自动传入内核，就可以实现在kernel v2.2.x下超过4090个的进程数了。参数的格式为：
append = “nrtasks=40000”
4.方案总结
经过以上修改，使系统理论上的进程数上限数可设置到2的31次方.但实际使用中,每增加一个进程纯内核内存空间分配的代价为：
PCB及内核栈2页 + 页目录1页 + 页表１页（至少） ＝ 4页（共16k）
因此，假设机器内存１G，进程内存管理开销以２０k计算，操作系统占据约２０M，则最大进程数为：
(１G-20M)/20k=(1073741824-20971520)/20480 = 51404 ~= 5 万．
实际应用进程的开销不止２０k，若假设为３０k，则
１G机器实际最大进程数为＝５万＊（２／３） ＝ ３３０００（个）
需要说明的是，Linux 2.2.x原来的实现方法在进程切换时是比较快的。我们的方案则在进程数小于4090时与原来相近，超过4090个进程后会略微慢一点。
（出处：http://www.sheup.com）
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}
//接下来用适当的值装载ldtr 和tr 寄存器。
...
}
综上所述，可以以尽量简单的改动来突破最大进程数的限制，并在lilo设置文件中写上特定参数，启动时自动传入内核，就可以实现在kernel v2.2.x下超过4090个的进程数了。参数的格式为：
append = “nrtasks=40000”
4.方案总结
经过以上修改，使系统理论上的进程数上限数可设置到2的31次方.但实际使用中,每增加一个进程纯内核内存空间分配的代价为：
PCB及内核栈2页 + 页目录1页 + 页表１页（至少） ＝ 4页（共16k）
因此，假设机器内存１G，进程内存管理开销以２０k计算，操作系统占据约２０M，则最大进程数为：
(１G-20M)/20k=(1073741824-20971520)/20480 = 51404 ~= 5 万．
实际应用进程的开销不止２０k，若假设为３０k，则
１G机器实际最大进程数为＝５万＊（２／３） ＝ ３３０００（个）
需要说明的是，Linux 2.2.x原来的实现方法在进程切换时是比较快的。我们的方案则在进程数小于4090时与原来相近，超过4090个进程后会略微慢一点。
（出处：http://www.sheup.com）
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因此，假设机器内存１G，进程内存管理开销以２０k计算，操作系统占据约２０M，则最大进程数为：
(１G-20M)/20k=(1073741824-20971520)/20480 = 51404 ~= 5 万．
实际应用进程的开销不止２０k，若假设为３０k，则
１G机器实际最大进程数为＝５万＊（２／３） ＝ ３３０００（个）
需要说明的是，Linux 2.2.x原来的实现方法在进程切换时是比较快的。我们的方案则在进程数小于4090时与原来相近，超过4090个进程后会略微慢一点。
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