北京理工大學(xué)-計算機(jī)學(xué)院-計算機(jī)專業(yè)-大三-《操作系統(tǒng)》課件-第7-8章Linux進(jìn)程管理

1、1第7章 Linux進(jìn)程管理2 現(xiàn)代操作系統(tǒng)允許一個進(jìn)程有多個執(zhí)行流，即在相同的地址空間中可執(zhí)行多個指令序列。每個執(zhí)行流用一個線程表示，一個進(jìn)程可以有多個線程。Linux使用輕量級進(jìn)程實(shí)現(xiàn)對多線程應(yīng)用程序的支持，一個輕量級進(jìn)程就是一個線程。37.1 Linux進(jìn)程組成在用戶態(tài)運(yùn)行時，進(jìn)程映像包含代碼段、數(shù)據(jù)段、堆、用戶棧。進(jìn)程在核心態(tài)運(yùn)行時，訪問內(nèi)核的代碼段和數(shù)據(jù)段，并使用各自的核心棧。進(jìn)程描述符（task_struct）：描述進(jìn)程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。 P1464task_structthread_info當(dāng)前進(jìn)程基本信息mm_struct指向進(jìn)程的虛擬內(nèi)存描述符thread_struct保存進(jìn)程硬件

2、上下文files_struct指向該進(jìn)程打開文件信息signal_struct所接收的信號tgid線程組標(biāo)識符，線程組領(lǐng)頭進(jìn)程的PID5進(jìn)程核心棧0 x015fbfff0 x015fb0000 x015fa8780 x015fa0340 x015fa000thread_info結(jié)構(gòu)thread_info進(jìn)程描述符(task_struct)核心棧esptask占用兩個連續(xù)物理頁框 進(jìn)程核心棧、thread_info結(jié)構(gòu)和進(jìn)程描述符之間的關(guān)系6 由于esp寄存器存放的是核心棧的棧頂指針，內(nèi)核很容易從esp寄存器的值獲得正在CPU上運(yùn)行進(jìn)程的thread_info結(jié)構(gòu)的地址。進(jìn)而獲得進(jìn)程描述符（PC

3、B）的地址。進(jìn)程剛從用戶態(tài)切換到核心態(tài)時，其核心棧為空，只要將棧頂指針減去8k，就能得到thread_info結(jié)構(gòu)的地址。7 進(jìn)程的狀態(tài)可運(yùn)行狀態(tài)：進(jìn)程正在或準(zhǔn)備在CPU上運(yùn)行的狀態(tài)?？芍袛嗟牡却隣顟B(tài)：進(jìn)程睡眠等待系統(tǒng)資源可用或收到一個信號后，進(jìn)程被喚醒。 不可中斷的等待狀態(tài)：進(jìn)程睡眠等待一個不能被中斷的事件發(fā)生。如進(jìn)程等待設(shè)備驅(qū)動程序探測設(shè)備的狀態(tài)。暫停狀態(tài)；跟蹤狀態(tài) ；僵死狀態(tài) ；死亡狀態(tài) 87.2 Linux進(jìn)程鏈表傳統(tǒng)進(jìn)程鏈表 所有進(jìn)程鏈表：鏈表頭是0號進(jìn)程 可運(yùn)行進(jìn)程鏈表：按照它們的優(yōu)先級可構(gòu)建140個可運(yùn)行進(jìn)程隊列。子進(jìn)程鏈表 兄弟進(jìn)程鏈表等待進(jìn)程鏈表?；コ獾却L問臨界資源的進(jìn)程；

4、非互斥等待的進(jìn)程，所有進(jìn)程都被喚醒。9PID哈希表（為了加速對進(jìn)程的檢索）PID TGID PGID SID 0 1 2 3pid_hashTGID表 0 70 2047nr=4351pid_chainpid_listpids1進(jìn)程描述符nr=4351pid_chainpid_listpids1進(jìn)程描述符nr=4351pid_chainpid_listpids1進(jìn)程描述符線程組鏈表同一哈希表項的進(jìn)程鏈 表nr：線程組號，即線程組領(lǐng)頭進(jìn)程的PID pid_chain：鏈接同一哈希表項的進(jìn)程PID；進(jìn)程pidTGID：線程組領(lǐng)頭進(jìn)程的pidPGID：進(jìn)程組領(lǐng)頭進(jìn)程的pidSID：會話領(lǐng)頭進(jìn)程的pi

5、dnr=246pid_chainpid_listpids1進(jìn)程描述符107.3 Linux進(jìn)程控制創(chuàng)建進(jìn)程的函數(shù)fork()、clone()、vfork()。創(chuàng)建子進(jìn)程函數(shù)fork()：創(chuàng)建成功之后，子進(jìn)程采用寫時復(fù)制技術(shù)讀共享父進(jìn)程的全部地址空間，僅當(dāng)父或子要寫一個頁時，才為其復(fù)制一個私有的頁的副本。創(chuàng)建輕量級進(jìn)程函數(shù)clone()：實(shí)現(xiàn)對多線程應(yīng)用程序的支持。共享進(jìn)程在內(nèi)核的很多數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，如頁表、打開文件表等等。vfork()：阻塞父進(jìn)程直到子進(jìn)程退出或執(zhí)行了一個新程序?yàn)橹埂?10號、 1號0號進(jìn)程就是一個內(nèi)核線程，0號進(jìn)程是所有進(jìn)程的祖先進(jìn)程，又叫idle進(jìn)程或叫做swapper進(jìn)程。每

6、個CPU都有一個0號進(jìn)程。 1號進(jìn)程是由0號進(jìn)程創(chuàng)建的內(nèi)核線程init，負(fù)責(zé)完成內(nèi)核的初始化工作。在系統(tǒng)關(guān)閉之前，init進(jìn)程一直存在，它負(fù)責(zé)創(chuàng)建和監(jiān)控在操作系統(tǒng)外層執(zhí)行的所有用戶態(tài)進(jìn)程。12進(jìn)程撤銷exit()系統(tǒng)調(diào)用只終止某一個線程。exit_group()系統(tǒng)調(diào)用能終止整個線程組。父進(jìn)程先結(jié)束的子進(jìn)程會成為孤兒進(jìn)程，系統(tǒng)會強(qiáng)迫所有的孤兒進(jìn)程成為init進(jìn)程的子進(jìn)程。Init進(jìn)程在用wait()類系統(tǒng)調(diào)用檢查并終止子進(jìn)程時，就會撤銷所有僵死的子進(jìn)程。137.4 Linux進(jìn)程切換進(jìn)程切換只發(fā)生在核心態(tài)。在發(fā)生進(jìn)程切換之前，用戶態(tài)進(jìn)程使用的所有寄存器值都已被保存在進(jìn)程的核心棧中。之后大部分寄

7、存器值存放在PCB的類型為thread_struct的 thread字段（進(jìn)程硬件上下文P147）里，一小部分仍在核心棧中。進(jìn)程切換：第一步，切換頁目錄表以安裝一個新的地址空間；第二步，切換核心棧和硬件上下文。由schedule()函數(shù)完成進(jìn)程切換。P155147.5 Linux進(jìn)程調(diào)度系統(tǒng)采用可搶先式的動態(tài)優(yōu)先級調(diào)度方式。無論進(jìn)程處于用戶態(tài)還是核心態(tài)運(yùn)行，都可能被搶占CPU。進(jìn)程調(diào)度類型：先進(jìn)先出的實(shí)時進(jìn)程、時間片輪轉(zhuǎn)的實(shí)時進(jìn)程、普通的分時進(jìn)程。實(shí)時進(jìn)程的基本優(yōu)先數(shù)為199，而分時進(jìn)程和批處理進(jìn)程的基本優(yōu)先數(shù)為100139。15進(jìn)程調(diào)度所涉及的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)每個處理機(jī)都有自己的可運(yùn)行進(jìn)程隊列，存放

8、在一維數(shù)組runqueues中。每個處理機(jī)對應(yīng)數(shù)組中的一項。P157-158活動進(jìn)程鏈表：沒有用完自己的時間片。過期進(jìn)程鏈表：已經(jīng)用完了自己的時間片。當(dāng)活動進(jìn)程都過期后，過期進(jìn)程才可運(yùn)行。避免低優(yōu)先級進(jìn)程沒有機(jī)會運(yùn)行（進(jìn)程饑餓）?；顒舆M(jìn)程有140個優(yōu)先級隊列，和隊列位圖。過期進(jìn)程也有140個優(yōu)先級隊列，和隊列位圖。167.6 內(nèi)核同步UNIX內(nèi)核的各個組成部分并不是嚴(yán)格按照順序依次執(zhí)行的，而是采用交錯方式執(zhí)行的，以響應(yīng)來自運(yùn)行進(jìn)程的請求和來自外部設(shè)備的中斷請求?；コ庠L問內(nèi)核共享數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。內(nèi)核使用的同步技術(shù)包括：每CPU變量、原子操作、優(yōu)化和內(nèi)存屏障、自旋鎖、讀拷貝更新、信號量、禁止本地中斷、禁

9、止和激活可延遲函數(shù)。17第8章 Linux 存儲器管理 北京理工大學(xué)計算機(jī)學(xué)院188.1 進(jìn)程地址空間的管理32位機(jī)，每個進(jìn)程的地址空間為4GB。進(jìn)程的私有地址空間是前3G，進(jìn)程的公有地址空間是后1G的內(nèi)核虛空間。內(nèi)核1GB虛空間中的前896MB用來映射物理內(nèi)存的前896MB，因此前896MB的內(nèi)存物理地址等于內(nèi)核虛地址減去0 xc0000000。后128MB的虛空間實(shí)現(xiàn)對超過896MB的物理內(nèi)存的映射。198.1.2 虛擬內(nèi)存區(qū)域需用一組虛擬內(nèi)存區(qū)域描述符vm_area_struct來描述進(jìn)程地址空間的使用情況。類似于Windows的虛擬地址描述符VAD20vm_area_struct P1

10、65struct vm_area_struct struct mm_struct * vm_mm; 虛擬內(nèi)存描述符unsigned long vm_start; /*起始地址*/unsigned long vm_end; /*結(jié)束地址*/struct vm_area_struct *vm_next; /*單鏈表*/struct rb_node vm_rb; /*紅-黑樹*/struct file * vm_file; 映射文件時指向文件對象21紅黑樹紅黑樹是一棵排好序的平衡二叉樹。必須滿足四條規(guī)則：樹中的每個節(jié)點(diǎn)或?yàn)榧t或?yàn)楹?；樹的根?jié)點(diǎn)必須為黑；紅節(jié)點(diǎn)的孩子必須為黑；從一個節(jié)點(diǎn)到后代諸葉子節(jié)點(diǎn)

11、的每條路經(jīng)，都包含相同數(shù)量的黑節(jié)點(diǎn)，在統(tǒng)計黑節(jié)點(diǎn)個數(shù)時，空指針也算作黑節(jié)點(diǎn)。這四條規(guī)則保證：具有n個節(jié)點(diǎn)的紅黑樹，其高度至多為2*log(n+1)。22紅黑樹502010(a)紅節(jié)點(diǎn)黑節(jié)點(diǎn)806550(b)10515407020907090805154023紅黑樹050208010400070090000rb_parentvm_startrb_leftrb_rightvm_nextmm_rbmmap65001500500單鏈表紅黑樹圖中的各節(jié)點(diǎn)描述248.1.3 虛擬內(nèi)存描述符struct task_struct / PCB struct mm_struct *mm; 25mm_struct

12、P168struct mm_struct struct vm_area_struct *mmap; struct rb_root mm_rb; /*指向紅-黑樹的根*/pgd_t *pgd; /*指向頁目錄表*/atomic_t mm_users; /*次使用計數(shù)器*/atomic_t mm_count; /*主使用計數(shù)器*/struct list_head mmlist; 雙向鏈表unsigned long start_code, end_code; /*可執(zhí)行代碼所占用的地址區(qū)間*/;26主、次使用計數(shù)器mm_users記錄共享mm_struct的輕量級進(jìn)程數(shù)。內(nèi)核線程不擁有mm_stru

13、ct 。若把mm_struct暫時借給一個內(nèi)核線程使用，則mm_count值增1。進(jìn)程結(jié)束，mm_users和mm_count都為0時，這個mm_struct才能被釋放。278.2 物理內(nèi)存管理頁框0由BIOS使用，存放加電自檢期間檢查到的系統(tǒng)硬件配置。從0 x000a0000到0 x000fffff的物理地址通常留給BIOS例程。Linux跳過RAM的第一個MB的空間。頁框大小為4KB。所有頁框描述符struct page存放在mem_map數(shù)組中。28頁框描述符 P171struct page unsigned long flags; /*頁框狀態(tài)標(biāo)志P172*/atomic_t _cou

14、nt; /*頁框的引用計數(shù)*/atomic_t _mapcount; /*對應(yīng)的頁表項數(shù)目*/unsigned long private; /*空閑時由伙伴系統(tǒng)使用*/struct address_space *mapping;用于頁高速緩存pgoff_t index; 在頁高速緩存中以頁為單位偏移struct list_head lru; 鏈入活動頁框鏈表或非活動.void *virtual; /*頁框所映射的內(nèi)核虛地址*/; P17129mappingmapping字段的結(jié)構(gòu)類型為address_space，它是頁高速緩存的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，和文件的inode結(jié)構(gòu)有關(guān)聯(lián)。屬于同一個文件的緩存頁

15、被鏈入同一個address_space對象中。圖11.3 實(shí)現(xiàn)文件內(nèi)存映射的各數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)之間的關(guān)系address_space對象inode對象file對象structpagestructpagestructpagestructvm_area_structfile對象i_mapping頁框f_mapping頁框頁框f_mappingpage_treei_mmap文件映像vm_filevm_filevm_pgoffvm_pgoffmappingindexmappingindexindexhoststructvm_area_struct31內(nèi)存的3個管理區(qū)Linux把內(nèi)存劃分為3個管理區(qū)zone。 Z

16、ONE_DMA：包含低于16MB的常規(guī)內(nèi)存頁框。用于對老式的基于ISA設(shè)備的DMA支持。ZONE_NORMAL：包含高于16MB且低于896MB的常規(guī)內(nèi)存頁框。ZONE_HIGHMEM：包含從896MB開始的高端物理頁框。內(nèi)核不能直接訪問這部分頁框。在64位體系結(jié)構(gòu)上，該區(qū)總是空的。32內(nèi)存區(qū)描述符 P173struct zone unsigned long free_pages; 空閑頁框數(shù)struct per_cpu_pageset pagesetNR_CPUS;/*每CPU頁框高速緩存,以滿足CPU對單個頁框的請求*/struct free_area free_area11; /*伙伴系

17、統(tǒng)中的11個空閑頁框鏈表*/struct list_head active_list; /*活動頁框鏈表，存放最近正被訪問的頁框*/ struct list_head inactive_list; /*非活動頁框鏈表，存放最近未被訪問的頁框*/.;33 頁框分配器負(fù)責(zé)處理對連續(xù)物理頁框的分配請求?；锇樗惴ò芽臻e頁框組織成11個鏈表，分別鏈有大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續(xù)空閑頁框。 34伙伴系統(tǒng)lruprivate=312481632641282565121024lru起始頁框描述符private=3lru起始頁框描述符private=335伙伴系

18、統(tǒng)假設(shè)要請求一個具有8個連續(xù)頁框的塊，該算法先在8個連續(xù)頁框塊的鏈表中檢查是否有，如果沒有，就在16個連續(xù)頁框塊的鏈表中找，如果找到，就把這16個連續(xù)頁框分成兩等份，一份用來滿足請求，另一份插入到具有8個連續(xù)頁框塊的鏈表中；如果在16個連續(xù)頁框塊的鏈表中沒有找到，就在更大的塊鏈表中查找。直到找到為止。368.3 slab管理伙伴系統(tǒng)以頁框?yàn)閱挝唬m合于對大塊內(nèi)存的分配請求。slab分配器為只有幾十或幾百個字節(jié)的小內(nèi)存區(qū)分配內(nèi)存。如，file對象。37slab分配器從頁框分配器獲得幾組連續(xù)空閑頁框slab分配器為不同類型的對象生成不同的高速緩存，每個高速緩存存儲相同類型的對象。高速緩存由一連串的slab構(gòu)成，每個slab包含了若干個同類型的對象。對象slab對象slab高速緩存高速緩存388.5 地址轉(zhuǎn)換32位處理機(jī)普遍采用二級頁表模式，為每個進(jìn)程分配一個頁目錄表，頁表一直推遲到訪問頁時才建立，以節(jié)約內(nèi)存。 虛地址分成3個域：頁目錄索引（前10位）、頁表索引（中10位）和頁內(nèi)偏移（后12位）。Linux系統(tǒng)的頁目錄項和頁表項的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)相同。 頁目錄表頁框頁表Cr33122 21012 11虛擬地址OffsetTableDirect