学习笔记：Unix/Linux进程管理
摘要
- 本章深入探讨Unix/Linux中的进程管理。
- 它涵盖了多任务处理的原理和引入进程概念。
- 使用编程示例演示了这些概念。
- 解释了多任务处理、上下文切换以及各种与进程相关的技术。
3.1 多任务处理
- 多任务处理涉及同时执行多个独立的活动。
- 在计算中，它指的是同时执行多个独立任务。
- 单处理器系统一次只能执行一个任务，多任务处理是通过上下文切换实现的。
- 上下文切换 改变了执行环境，从一个任务切换到另一个任务。
- 快速上下文切换创建了同时执行的错觉（并发）。
- 多处理器系统允许任务在不同CPU上并行运行。
3.2 进程概念
- 操作系统是多任务处理系统，任务称为进程。
- “任务”和“进程”通常可以互换使用。
- 进程被定义为图像的执行，表示操作系统内核将其视为使用系统资源的单个实体（例如，内存、I/O设备、CPU时间）。
- 每个进程由唯一的数据结构表示，称为进程控制块（PCB）或任务控制块（TCB），也称为PROC结构。
- PROC结构包含有关进程的关键信息，如进程ID（pid）、父进程ID（ppid）、状态、优先级和用于执行的堆栈。
- 在实际操作系统中，PROC结构可能包含许多其他字段。
- 为演示目的，本示例引入了一个简单的PROC结构。
示例PROC结构：
typedef struct proc {
struct proc *next; // 下一个PROC指针
int *ksp; // 保存的堆栈指针
int pid; // 进程ID
int ppid; // 父进程ID
int status; // PROC状态（FREE|READY等）
int priority; // 调度优先级
int kstack[1024]; // 进程执行堆栈
} PROC;
- PROC结构的字段包括“next”（指向下一个PROC的指针）、“ksp”（保存的堆栈指针）、“pid”（进程ID）、“ppid”（父进程ID）、“status”（当前状态）、“priority”（调度优先级）和“kstack”（执行堆栈）。
- 在系统中通常有有限数量的PROC结构，由
PROC proc[NPROC];表示。 - 在单CPU系统中，一次只能执行一个进程，操作系统内核使用全局的PROC指针（例如“running”）指向当前正在执行的进程。
- 在具有多个CPU的多处理器操作系统中，进程可以在不同CPU上并行运行，每个CPU都有自己的“running”指针。
注意： 本章为理解Unix/Linux中的进程管理打下了基础，提供了有关多任务处理和进程概念的洞察。它还介绍了用于表示的简化PROC结构。
3.7 Unix/Linux中的进程
3.7.1 进程的起源
- 当操作系统启动时，OS内核的启动代码通过强制方式创建了一个PID=0的初始进程。
- 这是通过分配一个PROC结构（通常是proc[0]），初始化PROC内容，并将running指向proc[0]来完成的。
- 因此，系统开始执行初始进程P0。
- P0继续初始化系统，包括系统硬件和内核数据结构。
- 然后，它挂载根文件系统以使文件对系统可用。
- 初始化系统后，P0分叉了一个子进程P1，并切换了进程以在用户模式下运行P1。
3.7.2 INIT和守护进程
- 当进程P1开始运行时，它将其执行图像更改为INIT程序。
- 因此，P1通常被称为INIT进程，因为其执行图像是init程序。
- P1开始分叉许多子进程。P1的大多数子进程旨在提供系统服务。
- 它们在后台运行，不与任何用户进行交互，因此称为守护进程。
- 守护进程的示例包括syslogd（日志守护进程）、inetd（Internet服务守护进程）、httpd（HTTP服务器守护进程）等。
3.7.3 登录进程
- 除了守护进程，P1还分叉了许多LOGIN进程，每个终端一个，供用户登录。
- 每个LOGIN进程打开与其自己终端相关联的三个文件流。这三个文件流是stdin（标准输入）、stdout（标准输出）和stderr（标准错误消息）。
- 每个文件流是指向进程HEAP区域中的FILE结构的指针。每个FILE结构记录一个文件描述符（编号），stdin为0，stdout为1，stderr为2。
- 然后，每个LOGIN进程在stdout上显示“login:”，等待用户登录。
- 用户帐户维护在文件/etc/passwd和/etc/shadow中。
- 每个用户帐户在/etc/passwd文件中都有一行，其中包含用户名、x（表示登录时检查密码）、gid（用户组ID）、uid（用户ID）、home（用户主目录）和program（用户登录后要执行的初始程序）。
- 其他用户帐户信息在/etc/shadow文件中维护。
- 当用户尝试使用登录名和密码登录时，Linux将同时检查/etc/passwd和/etc/shadow文件以验证用户。
3.7.4 Sh进程
- 当用户成功登录时，LOGIN进程获取用户的gid和uid，从而成为用户的进程。
- 它更改到用户的主目录并执行列出的程序，通常是命令解释器sh。
- 用户进程现在执行sh，因此通常称为sh进程。
- 它提示用户输入要执行的命令。
- sh本身直接执行一些特殊命令，如cd（更改目录）、exit（退出）、logout等。
- 大多数其他命令是各种bin目录中的可执行文件，例如/bin、/sbin、/usr/bin、/usr/local/bin等。
- 对于每个（可执行文件）命令，sh分叉一个子进程并等待子进程终止。
- 子进程将其执行图像更改为命令文件并执行命令程序。
- 当子进程终止时，它唤醒父sh，收集子进程终止状态，释放子PROC结构，并提示进行另一个命令等。
- 除了简单命令，sh还支持I/O重定向和多个由管道连接的命令。
3.7.5 进程执行模式
- 在Unix/Linux中，进程可以在两种不同的模式下执行：内核模式（Kernel mode）和用户模式（User mode），简称为Kmode和Umode。
- 在每种模式下，进程都有一个执行图像。
- Umode中的进程图像通常是不同的，而在Kmode中它们共享相同的Kcode、Kdata和Kheap（这是OS内核的一部分），但每个进程都有自己的Kstack。
- 一个进程在其生命周期中多次在Kmode和Umode之间迁移。
- 每个进程首先以Kmode进入世界并在Kmode中执行所有有趣的事情，包括终止。
- 在Kmode中，它可以非常容易地从Umode切换，通过更改CPU的状态寄存器从K到U模式。
- 但一旦在Umode中，由于明显的原因，它不能随意更改CPU的状态。
- Umode进程可能只通过以下三种可能的方式之一进入Kmode：
- 中断（Interrupts）：中断是来自外部设备的信号，请求CPU服务。在Umode执行时，CPU的中断被启用，以便对任何中断作出响应。发生中断时，CPU将进入Kmode以处理中断，导致进程进入Kmode。
- 陷阱（Traps）：陷阱是错误条件，如无效地址、非法指令、除以0等，被CPU识别为异常，导致CPU进入Kmode来处理错误。在Unix/Linux中，内核陷阱处理程序将陷阱原因转换为信号编号并将信号传递给进程。对于大多数信号，进程的默认操作是终止。
- 系统调用（System Calls）：系统调用是一种机制，允许Umode进程进入Kmode以执行
内核功能。当进程完成执行内核功能时，它返回Umode并带有所需的结果和返回值，通常为成功为0或出错为-1。出错时，外部全局变量errno（在errno.h中）包含一个识别错误的错误代码。用户可以使用库函数perror("error message");来打印错误消息，后跟描述错误的字符串。
- 每当进程进入Kmode时，它可能不会立即返回Umode。在某些情况下，它根本不会返回Umode。例如，_exit()系统调用和大多数陷阱会导致进程在内核中终止，因此永远不会再返回Umode。当进程即将退出Kmode时，OS内核可能会将进程切换到运行较高优先级的其他进程。
注意： 了解进程的起源、初始化、守护进程、登录进程、sh进程和执行模式是深入了解Unix/Linux中的进程管理的重要组成部分。
3.8 Linux进程管理系统调用
在Linux中，进程管理是一个关键的操作，它涉及创建、执行、等待、终止等各种操作。以下是有关进程管理的相关系统调用的概要：
3.8.1 fork()
fork()是一个库函数，它创建一个子进程并返回子进程的PID，如果fork()失败则返回-1。- 用户在
/etc/security/limits.conf文件中可以设置每个用户同时运行的最大进程数。用户可以通过ulimit -a命令查看各种资源限制。 - 子进程是通过在父进程中调用
fork()创建的，子进程在创建时复制了父进程的用户态图像，包括代码、数据等。 fork()使子进程继承了父进程的所有打开文件，因此父子进程可以在同一个终端上进行输入和输出。
3.8.2 exec()
exec()系列函数用于改变进程的用户态图像，将其替换为一个新的可执行文件。它们包括execl,execlp,execle,execv,execvp。execve()是这些函数的底层系统调用，它使用参数filename指定要执行的可执行文件，argv是一个包含命令行参数的数组，env是一个包含环境变量的数组。exec()函数执行后，原进程的用户态图像被替换，但进程的PID保持不变。
3.8.3 进程执行顺序
- 在调用
fork()后，子进程和父进程都会竞争CPU时间。进程的执行顺序取决于它们的调度优先级，这些优先级会动态变化。
3.8.4 进程终止
- 进程可以正常终止或异常终止。
- 正常终止通常发生在
main()函数成功返回后，父进程调用exit()或_exit()。 - 异常终止通常是由于错误或异常引起，如非法地址、特权违规等。进程可能会接收到信号，导致它异常终止。
3.8.5 wait()
wait()系统调用用于等待子进程的终止，返回子进程的PID和退出状态。- 当子进程终止时，它变成一个僵尸进程，父进程可以使用
wait()将其清理。
3.8.6 子进程管理
- 自Linux内核版本3.4起，Linux处理孤儿进程的方式有所不同。一个进程可以自我定义为一个子管理进程，这个进程不再是孤儿进程，而是由最近的一个自定义子管理进程托管。如果没有其他子管理进程，孤儿进程仍然由INIT进程托管。
- 子管理进程的概念有助于用户空间服务管理器能够追踪它们启动的服务，并避免孤儿进程的问题。
3.8.7 环境变量
- 环境变量在登录配置文件和
.bashrc脚本中设置，用于定义进程的执行环境，如PATH和HOME。 - 环境变量可以通过
env命令查看。环境变量是以KEYWORD=string的形式定义的。 - 环境变量可以在进程之间传递，并且在C程序中通过
env[]参数访问。
3.9 I/O 重定向
3.9.1 文件流与文件描述符
-
文件流：
- 在 sh shell 中，进程有三个文件流，用于终端 I/O：stdin（标准输入）、stdout（标准输出）和stderr（标准错误）。
- 这些流表示为指向执行映像堆区中 FILE 结构的指针。
- 每个流都有关联的属性，如 fbuf、counter、index 等。
- 这些流对应的文件描述符（fd）分别为 stdin 为 0，stdout 为 1，stderr 为 2。
-
文件描述符：
- 每个文件流对应于 Linux 内核中的已打开文件。
- stdin、stdout 和 stderr 的文件描述符分别为 0、1 和 2。
- 当进程 fork 子进程时，子进程继承父进程的已打开文件和文件描述符。
3.9.2 文件流 I/O 与系统调用
- 当进程使用函数（如
scanf("%s", &item)）时，它尝试从 stdin 输入数据。 - 如果 FILE 结构的 fbuf 为空，它会发出一个读取系统调用，以从文件描述符 0（键盘或终端）读取数据。
3.9.3 重定向 stdin
- 要将输入从文件重定向到原始来源以外，可以替换文件描述符 0。
- 使用
close(0)关闭文件描述符 0 并打开文件（例如int fd = open("filename", O_RDONLY)) 来替换它。 - 或者，可以使用
int fd = open("filename", O_RDONLY)，close(0)和dup(fd)来复制文件描述符。
3.9.4 重定向 stdout
- 要将标准输出重定向到文件，可以替换文件描述符 1。
- 使用
close(1)关闭文件描述符 1 并打开文件（例如open("filename", O_WRONLY|O_CREAT, 0644)) 来替换它。 - 类似地，还可以将 stderr 重定向到文件。
3.10 管道
3.10.1 管道基础
- 管道是单向进程间通信通道。
- 它有读端和写端。
- 写入写端的数据可以从读端读取。
- 管道用于进程之间交换数据。
3.10.2 Unix/Linux 中的管道编程
- 管道由系统调用支持，例如
pipe(pd)用于创建管道，并返回两个文件描述符，pd[0] 用于读取，pd[1] 用于写入。 - 进程只能在管道上是读取者或写入者，不能同时两者兼顾。
- 创建管道后，进程 fork 子进程以共享管道，并且每个进程必须关闭不需要的描述符。
- 写入者进程使用
write(pd[1], wbuf, nbytes)写入管道，读取者使用read(pd[0], rbuf, nbytes)读取。 - 管道同步读取者和写入者进程。
3.10.3 管道命令处理
- 管道用于命令行，例如
cmd1 | cmd2。 - Shell 运行 cmd1 和 cmd2 在不同进程中，它们通过管道连接，cmd1 的输出成为 cmd2 的输入。
3.10.4 命名管道
- 命名管道，也称为 FIFO，具有名称，并作为文件系统中的特殊文件存在。
- 用于非关联进程之间的通信。
- 命名管道使用
mknod或系统调用创建。 - 进程可以像操作常规文件一样从命名管道读取和写入数据，同步由内核处理。