linux源码解读（一）：进程的创建、调度和销毁
2021/11/25 7:10:38
本文主要是介绍linux源码解读（一）：进程的创建、调度和销毁，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！
不论是做正向开发，还是逆向破解，操作系统、编译原理、数据结构和算法、计算机组成原理、计算机网络、密码学等都是非常核心和关键的课程。为了便于理解操作系统原理，这里从linux 0.11开始解读重要和核心的代码！简单理解：操作系统=计算机组成原理+数据结构和算法！
用户从开机上电开始，cpu会先用bios读取初始化代码，这一系列的初始化流程请详见本人之前撰写的x86系列教程（https://www.cnblogs.com/theseventhson/p/13030374.html），这里不再赘述；先看一下代码的整体结构，从文件名就能很容易猜出来各个模块分别是干啥的：硬件启动、文件系统、头文件、整个初始化、内核、库函数、内存管理、工具等；
linux代码大部分是C写的，所以入口也不免俗，也是用main开始的，具体就是init/main.c文件的main函数，主要干了这么几件事：设置根文件和驱动、设置内存、初始化idt表、打开中断、切换到用户模式；从这里可以看出：前面这些代码执行的时候是屏蔽了中断的，所以在这个阶段，用户移动鼠标、敲击键盘什么的都是没用的！这些准备工作都做完后，终于生成了“永世不灭”的0号进程：从linus的注释看，只要没有其他任务运行了就运行0号进程；pause函数也只是查看是否有其他可以运行的任务。如果有就跳转过去运行，如果没有继续在这里死循环！
注意：这里面有个buffer_memory_end字段，标识了内核缓冲区；一般情况下：cpu往块设备写数据，会先写入这里的缓存，缓存到一定数量后统一写入设备，能提升一些效率；比如本人之前用ida去trace x音时，log文件并不是实时更新的；要等trace借结束后才会统一写入磁盘的log文件！
//main函数 linux引导成功后就从这里开始运行
void main(void) /* This really IS void, no error here. */
{ /* The startup routine assumes (well, ...) this */
/*
* Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
* enable them
*/
//前面这里做的所有事情都是在对内存进行拷贝
ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;//设置操作系统的根文件
drive_info = DRIVE_INFO;//设置操作系统驱动参数
//解析setup.s代码后获取系统内存参数
memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10);
//取整4k的内存大小
memory_end &= 0xfffff000;
if (memory_end > 16*1024*1024)//控制操作系统的最大内存为16M
memory_end = 16*1024*1024;
if (memory_end > 12*1024*1024)
buffer_memory_end = 4*1024*1024;//设置高速缓冲区的大小，跟块设备有关，跟设备交互的时候，充当缓冲区，写入到块设备中的数据先放在缓冲区里，只有执行sync时才真正写入；这也是为什么要区分块设备驱动和字符设备驱动；块设备写入需要缓冲区，字符设备不需要是直接写入的
else if (memory_end > 6*1024*1024)
buffer_memory_end = 2*1024*1024;
else
buffer_memory_end = 1*1024*1024;
main_memory_start = buffer_memory_end;
#ifdef RAMDISK
main_memory_start += rd_init(main_memory_start, RAMDISK*1024);
#endif
//内存控制器初始化
mem_init(main_memory_start,memory_end);
//异常函数初始化，主要是初始化idt表
trap_init();
//块设备驱动初始化
blk_dev_init();
//字符型设备出动初始化
chr_dev_init();
//控制台设备初始化
tty_init();
//加载定时器驱动
time_init();
//进程间调度初始化
sched_init();
//缓冲区初始化
buffer_init(buffer_memory_end);
//硬盘初始化
hd_init();
//软盘初始化
floppy_init();
sti();
//从内核态切换到用户态，上面的初始化都是在内核态运行的
//内核态无法被抢占，不能在进程间进行切换，运行不会被干扰
move_to_user_mode();
if (!fork()) { //创建0号进程 fork函数就是用来创建进程的函数 /* we count on this going ok */
//0号进程是所有进程的父进程
init();
}
/*
* NOTE!! For any other task 'pause()' would mean we have to get a
* signal to awaken, but task 0 is the sole exception (see 'schedule()')
* as task 0 gets activated at every idle moment (when no other tasks
* can run). For task0 'pause()' just means we go check if some other
* task can run, and if not we return here.
*/
//0号进程永远不会结束，他会在没有其他进程调用的时候调用，只会执行for(;;) pause();
for(;;) pause();
}
1、main中有个非常核心的函数：fork；linux中所有的进程创建都通过fork函数；这个函数本质上是个系统调用，实现代码在system_call.s中，如下：
_sys_fork://fork的系统调用
call _find_empty_process//调用这个函数
testl %eax,%eax
js 1f
push %gs
pushl %esi
pushl %edi
pushl %ebp
pushl %eax
call _copy_process//
addl $20,%esp
1: ret
整个fork的执行过程并不复杂：先是找空进程，再复制进程，这两个函数到底是怎么做的了？在kernel/fork.c中有他们的实现过程，先来看看find_empty_process: 这个版本的NR_TASKS=64，也就是说最多支持64个进程“同时”运行（直观感觉这算个漏洞啊，如果别有用心的人想办法短时间内恶意把进程数提升到64个，是不是就没法运行新的程序了？间接达到DOS的效果）！整个代码很简单：直接遍历64个task_struct结构体，看看哪个结构体还是null的，说明这个结构体还未初始化，没被使用，直接返回这个task结构体在数组的index。这个index也被用来作为进程的编号，也就是pid！
int find_empty_process(void)
{
int i;
repeat:
if ((++last_pid)<0) last_pid=1;
for(i=0 ; i<NR_TASKS ; i++)
if (task[i] && task[i]->pid == last_pid) goto repeat;
for(i=1 ; i<NR_TASKS ; i++)
if (!task[i])//直到找到一个空的task结构体
return i;
return -EAGAIN;//达到64的最大值后，返回错误码
}
一旦找到空的进程（实际上是还没使用的task结构体，就是所谓的进程槽），继续执行copy_process，这里又拷贝了啥了？
- 新建一个task结构体，并分配内存
- 根据上一步得到的pid，把task结构体保存在这个index
- 用传入的参数初始化task结构体（主要是context寄存器）
- 设置子进程的ldt，并复制父进程的数据段（注意：不复制代码段，否则没必要生成子进程了）
- 父进程打开过的文件，子进程继承该属性
- 在gdt中设置该子进程的tss和ldt
- 子进程设置成运行态
总结：函数名称叫copy_process，实际上只是拷贝了父进程的数据段，继承了父进程打开文件的数量，其他都是“个性化”设置的，所以linus当初为啥要取名为copy_process了？这里很不解！
// 对内存拷贝
// 主要作用就是把代码段数据段等栈上的数据拷贝一份
int copy_mem(int nr,struct task_struct * p)
{
unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;
unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;
code_limit=get_limit(0x0f);
data_limit=get_limit(0x17);
old_code_base = get_base(current->ldt[1]);
old_data_base = get_base(current->ldt[2]);
if (old_data_base != old_code_base)
panic("We don't support separate I&D");
if (data_limit < code_limit)
panic("Bad data_limit");
//数据段和代码段的base地址是一样的
new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000;
//设置新进程代码入口地址
p->start_code = new_code_base;
//设置新进程的idt
set_base(p->ldt[1],new_code_base);
set_base(p->ldt[2],new_data_base);
//新进程直接简单粗暴地复制了父进程的数据，但是代码并未复用
if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) {
free_page_tables(new_data_base,data_limit);
return -ENOMEM;
}
return 0;
}
/*
* Ok, this is the main fork-routine. It copies the system process
* information (task[nr]) and sets up the necessary registers. It
* also copies the data segment in it's entirety.
*/
// 所谓进程创建就是对0号进程或者当前进程的复制
// 就是结构体的复制 把task[0]对应的task_struct 复制一份
//除此之外还要对栈堆拷贝 当进程做创建的时候要复制原有的栈堆
// nr就是刚刚找到的空槽的pid
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
long ebx,long ecx,long edx,
long fs,long es,long ds,
long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
struct task_struct *p;
int i;
struct file *f;
//其实就是malloc分配内存
p = (struct task_struct *) get_free_page();//在内存分配一个空白页，让指针指向它
if (!p)
return -EAGAIN;//如果分配失败就是返回错误
task[nr] = p;//把这个指针放入进程的链表当中
*p = *current;//把当前进程赋给p，也就是拷贝一份 /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
//后面全是对这个结构体进行赋值相当于初始化赋值
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
p->pid = last_pid;
p->father = current->pid;
p->counter = p->priority;
p->signal = 0;
p->alarm = 0;
p->leader = 0; /* process leadership doesn't inherit */
p->utime = p->stime = 0;
p->cutime = p->cstime = 0;
p->start_time = jiffies;//当前的时间
p->tss.back_link = 0;
p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p;
p->tss.ss0 = 0x10;
p->tss.eip = eip;
p->tss.eflags = eflags;
p->tss.eax = 0;//把寄存器的参数添加进来
p->tss.ecx = ecx;
p->tss.edx = edx;
p->tss.ebx = ebx;
p->tss.esp = esp;
p->tss.ebp = ebp;
p->tss.esi = esi;
p->tss.edi = edi;
p->tss.es = es & 0xffff;
p->tss.cs = cs & 0xffff;
p->tss.ss = ss & 0xffff;
p->tss.ds = ds & 0xffff;
p->tss.fs = fs & 0xffff;
p->tss.gs = gs & 0xffff;
p->tss.ldt = _LDT(nr);
p->tss.trace_bitmap = 0x80000000;
if (last_task_used_math == current)//如果使用了就设置协处理器
__asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387));
if (copy_mem(nr,p)) {//老进程向新进程代码段和数据段进行拷贝
task[nr] = NULL;//如果失败了
free_page((long) p);//就释放当前页
return -EAGAIN;
}
for (i=0; i<NR_OPEN;i++)//
if (f=p->filp[i])//父进程打开过文件
f->f_count++;//就会打开文件的计数+1，说明会继承这个属性
if (current->pwd)//跟上面一样
current->pwd->i_count++;
if (current->root)
current->root->i_count++;
if (current->executable)
current->executable->i_count++;
//设置GDT表的tss和ldt
set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
p->state = TASK_RUNNING;//把状态设定为运行状态 /* do this last, just in case */
return last_pid;//返回新创建进程的id号
}
fork执行结束后，如果是0号进程（也就是父进程）成功创建，会继续执行init函数：这个函数内部的代码也很特别，不知道大家有没有注意到：里面有个while(1)循环，而且没有break打断，也就是说这里面的代码会一直执行，直到被中断/系统调用等方式打断；等中断/系统调用执行万后又会遇到这里继续执行！作者本意因该是父进程只负责创建子进程，创建好的子进程来执行/bin/sh，周而复始一直循环执行！
void init(void)
{
int pid,i;
//设置了驱动信息
setup((void *) &drive_info);
//打开标准输入控制台 句柄为0, 方便进程交互
(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);
(void) dup(0);//打开标准输入控制台 这里是复制句柄的意思
(void) dup(0);//打开标准错误控制台
printf("%d buffers = %d bytes buffer space\n\r",NR_BUFFERS,
NR_BUFFERS*BLOCK_SIZE);
printf("Free mem: %d bytes\n\r",memory_end-main_memory_start);
if (!(pid=fork())) {//这里创建1号进程
close(0);//关闭了0号进程的标准输入输出
if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))//如果1号进程创建成功打开/etc/rc这里面保存的大部分是系统配置文件 开机的时候要什么提示信息全部写在这个里面
_exit(1);
execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);//运行shell程序
_exit(2);
}
if (pid>0)//如果这个不是0号进程
while (pid != wait(&i))//就等待父进程退出，等待期间啥也不干
/* nothing */;
while (1) {
if ((pid=fork())<0) {//再创建新进程：如果创建失败
printf("Fork failed in init\r\n");
continue;
}
//如果创建成功
if (!pid) {//这段代码是在子进程执行的
close(0);close(1);close(2);//关闭上面那几个输入输出错误的句柄
setsid();//重新设置id
(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);
(void) dup(0);
(void) dup(0);//重新打开
_exit(execve("/bin/sh",argv,envp));//这里不是上面的argv_rc和envp_rc了是因为怕上面那种创建失败，换了一种环境变量来创建，过程和上面是一样的其实
}
//这段代码是在父进程执行的：如果还在父进程，那么等待子进程结束退出，并重新开始循环
while (1)
if (pid == wait(&i))
break;
printf("\n\rchild %d died with code %04x\n\r",pid,i);
sync();
}
_exit(0); /* NOTE! _exit, not exit() */
}
进程相关重要的结构体： task_struct：描述了task的方方面面，比如时间片、优先级、信号、pid、运行时间、ldt、tss等，每个进程都会生成一个task结构体来存储该进程的所有属性！
//task即进程的意思，这个结构体把进程能用到的所有信息进行了封装
struct task_struct {
/* these are hardcoded - don't touch */
long state; //程序运行的状态/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
long counter; //时间片
//counter的计算不是单纯的累加，需要下面这个优先级这个参数参与
long priority;//优先级
long signal;//信号
struct sigaction sigaction[32];//信号位图
long blocked;//阻塞状态 /* bitmap of masked signals */
/* various fields */
int exit_code;//退出码
unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack;
long pid,father,pgrp,session,leader;
unsigned short uid,euid,suid;
unsigned short gid,egid,sgid;
long alarm;//警告
long utime,stime,cutime,cstime,start_time;//运行时间
//utime是用户态运行时间 cutime是内核态运行时间
unsigned short used_math;
/* file system info */
int tty; //是否打开了控制台 /* -1 if no tty, so it must be signed */
unsigned short umask;
struct m_inode * pwd;
struct m_inode * root;
struct m_inode * executable;
unsigned long close_on_exec;
struct file * filp[NR_OPEN];//打开了多少个文件
/* ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2 - ds&ss */
struct desc_struct ldt[3];//ldt包括两个东西，一个是数据段（全局变量静态变量等），另一个是代码段，不过这里面存的都是指针
/* tss for this task */
struct tss_struct tss;//进程运行过程中CPU需要知道的进程状态标志（段属性、位属性等）
};
因为最多“同时”运行64个进程，为了快速遍历、查找目标进程，这里用一个数组来管理所有的进程，如下：
extern struct task_struct *task[NR_TASKS];//进程的“链表”数组
只要拿到task数组，就等于得到了所有的task结构体，也就掌控了所有的进程；我们平时用的ps命令、用调试器查看所有进程疑似就是这样得到进程列表的！
2、进程创建好后就需要调度了，核心代码在sched.c的schedule函数中，如下：
- 如果时间到点了，设置进程的sigalrm信号；如果进程处于可中断休眠状态，那么把该进程设置为可运行状态；
- 接着找到时间片最大的进程；如果没找到，就根据优先级重新计算进程的时间片，公式很简单：counter = counter/2 + priority
- 最后切换到目标进程执行
// 时间片分配
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p;//双重指针，指向task结构体数组
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)//通过task结构体数组从后往前遍历每个task
if (*p) {//在哪个jiffies发生警告?
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {//alarm存在，并且已经到点
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));//新增一个警告信号量
(*p)->alarm = 0;//警告清空
}
//如果该进程为可中断睡眠状态 则如果该进程有非屏蔽信号出现就将该进程的状态设置为running
if (((*p)->signal //有singal
& ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) && //并且非阻塞
(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE) //并且状态是可中断的
(*p)->state=TASK_RUNNING;
}
/* this is the scheduler proper: */
// 以下思路，循环task列表 根据counter大小决定进程切换
while (1) {
c = -1;
next = 0;
i = NR_TASKS;
p = &task[NR_TASKS];//从最后一个任务开始循环
while (--i) {
if (!*--p)//task结构体是空，继续循环
continue;
//task结构体不为空，说明有进程
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)//找出c最大的task
c = (*p)->counter, next = i;
}
if (c) break;//如果c找到了，就终结循环；如果为0，说明所有进程的时间片都用光了
//如果没有找到最大时间片的进程，就根据优先级进行时间片的重新分配
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p)//这里很关键，在低版本内核中，是进行优先级时间片轮转分配，这里搞清楚了优先级和时间片的关系
//counter = counter/2 + priority
(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +
(*p)->priority;
}
//切换到下一个进程 这个功能使用宏定义完成的
switch_to(next);
}
任务切换前面的代码容易理解，最后一个switch_to的代码如下：首先声明了一个_tmp的结构，这个结构里面包括两个long型，32位机里面long占32位，声明这个结构主要与ljmp这个长跳指令有关（任务跳转就是通过ljmp指令实现的），这个指令有两个参数，一个参数是段选择符，另一个是偏移地址，所以这个_tmp就是保存这两个参数。再比较任务n是不是当前任务，如果不是则跳转到标号1，否则交互ecx和current的内容，交换后的结果为ecx指向当前进程，current指向要切换过去的新进程；最后执行长跳，%0代表输出输入寄存器列表中使用的第一个寄存器，即"m"(*&__tmp.a)，这个寄存器保存了*&__tmp.a，而_tmp.a存放的是32位偏移，_tmp.b存放的是新任务的tss段选择符，长跳到段选择符会造成任务切换；
/*
* switch_to(n) should switch tasks to task nr n, first
* checking that n isn't the current task, in which case it does nothing.
* This also clears the TS-flag if the task we switched to has used
* tha math co-processor latest.
*/
// 进程切换是用汇编宏定义实现的
//1. 将需要切换的进程赋值给当前进程的指针
//2. 将进程的上下文（TSS和当前堆栈中的信息）切换
#define switch_to(n) {\
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
"je 1f\n\t" \
"movw %%dx,%1\n\t" \
"xchgl %%ecx,_current\n\t" \
"ljmp %0\n\t" \
"cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \
"jne 1f\n\t" \
"clts\n" \
"1:" \
::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \
"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); \
}
这里的切换是通过TSS实现的，这也是x86硬件提供的切换方式，图示如下：
3、进程（为了便于辨识，这里叫A进程）通过schedule开始执行后，不太可能一直运行，中途可能需要等待，比如等待需要某些资源，这时就需要主动把cpu让出去，让其他task执行，避免自己“占着茅坑不拉屎”，这时就需要让进程sleep了，0.11版本的linux是这么干的: 最核心的就是把task结构体中的state改成TASK_UNINTERRUPTIBLE后重新调用schedule函数运行其他任务；由于本任务的状态已经不是TASK_RUNNING了，所以schedule函数不会跳转到当前task执行！注意：调用schedule函数后，如果有时间片高的进程B，会通过ljmp跳转到B进程执行，所以A进程的schedule此时时不返回的，导致下面的if(tmp)代码是不执行的！直到其他某个进程比如C进程调用wake_up函数，把A进程的状态改成runable，C进程再调用schedule函数，A进程才可能继续执行后续的if(tmp)代码！
// 把当前任务置为不可中断的等待状态，并让睡眠队列指针指向当前任务。
// 只有明确的唤醒时才会返回。该函数提供了进程与中断处理程序之间的同步机制。函数参数P是等待
// 任务队列头指针。指针是含有一个变量地址的变量。这里参数p使用了指针的指针形式'**p',这是因为
// C函数参数只能传值，没有直接的方式让被调用函数改变调用该函数程序中变量的值。但是指针'*p'
// 指向的目标(这里是任务结构)会改变，因此为了能修改调用该函数程序中原来就是指针的变量的值，
// 就需要传递指针'*p'的指针，即'**p'.
void sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
// 若指针无效，则退出。(指针所指向的对象可以是NULL，但指针本身不应该为0).另外，如果
// 当前任务是任务0，则死机。因为任务0的运行不依赖自己的状态，所以内核代码把任务0置为
// 睡眠状态毫无意义。
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
// 让tmp指向已经在等待队列上的任务(如果有的话)，例如inode->i_wait.并且将睡眠队列头的
// 等等指针指向当前任务。这样就把当前任务插入到了*p的等待队列中。然后将当前任务置为
// 不可中断的等待状态，并执行重新调度。
tmp = *p;
*p = current;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
schedule();
// 只有当这个等待任务被唤醒时，调度程序才又返回到这里，表示本进程已被明确的唤醒(就
// 续态)。既然大家都在等待同样的资源，那么在资源可用时，就有必要唤醒所有等待该该资源
// 的进程。该函数嵌套调用，也会嵌套唤醒所有等待该资源的进程。这里嵌套调用是指一个
// 进程调用了sleep_on()后就会在该函数中被切换掉，控制权呗转移到其他进程中。此时若有
// 进程也需要使用同一资源，那么也会使用同一个等待队列头指针作为参数调用sleep_on()函数，
// 并且也会陷入该函数而不会返回。只有当内核某处代码以队列头指针作为参数wake_up了队列，
// 那么当系统切换去执行头指针所指的进程A时，该进程才会继续执行下面的代码，把队列后一个
// 进程B置位就绪状态(唤醒)。而当轮到B进程执行时，它也才可能继续执行下面的代码。若它
// 后面还有等待的进程C，那它也会把C唤醒等。在这前面还应该添加一行：*p = tmp.
if (tmp) // 若在其前还有存在的等待的任务，则也将其置为就绪状态(唤醒).
tmp->state=0;
}
上述整个过程图示如下：
唤醒进程的代码也很简单，如下：核心也是把task的state改成0，也就是runable！注意：这里把*p=NULL是为啥了？ 唤醒进程后，进程终于可以从sleep_on函数中的schedule()下一行代码开始运行，此时会通过tmp->state=0把状态改成runable，所以如果这个进程下次再被sleep时，wake_up这里不需要再设置状态了！
void wake_up(struct task_struct **p)
{
if (p && *p) {
(**p).state=0;
*p=NULL;
}
}
4、进程的代码运行完毕，用户也拿到了想要的结果，进程就可以销毁了；销毁进程的入口在kernel/exit.c/do_exit()函数里，流程也不复杂：
- 释放ldt占用的内存
- 如果是某个进程的父进程，更子进程的新父进程为1号进程
- 关闭文件
- 关闭终端、清空协处理器
- 给父进程发signal
- 重新调度
int do_exit(long code)
{
int i;
//释放内存页
free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f));
free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17));
//current->pid就是当前需要关闭的进程
for (i=0 ; i<NR_TASKS ; i++)
if (task[i] && task[i]->father == current->pid) {//如果当前进程是某个进程的父进程
task[i]->father = 1;//就让1号进程作为新的父进程
if (task[i]->state == TASK_ZOMBIE)//如果是僵死状态
/* assumption task[1] is always init */
(void) send_sig(SIGCHLD, task[1], 1);//给父进程发送SIGCHLD
}
for (i=0 ; i<NR_OPEN ; i++)//每个进程能打开的最大文件数NR_OPEN=20
if (current->filp[i])
sys_close(i);//关闭文件
iput(current->pwd);
current->pwd=NULL;
iput(current->root);
current->root=NULL;
iput(current->executable);
current->executable=NULL;
if (current->leader && current->tty >= 0)
tty_table[current->tty].pgrp = 0;//清空终端
if (last_task_used_math == current)
last_task_used_math = NULL;//清空协处理器
if (current->leader)
kill_session();//清空session
current->state = TASK_ZOMBIE;//设为僵死状态
current->exit_code = code;
tell_father(current->father);
schedule();
return (-1); /* just to suppress warnings */
}
在执行do_exit方法的时候，间接调用了一些重要的函数，如下：
（1）release函数：释放task结构体本身占用的内存，并重新调度
void release(struct task_struct * p)
{
int i;
if (!p)
return;
for (i=1 ; i<NR_TASKS ; i++)//在task[]中进行遍历
if (task[i]==p) {
task[i]=NULL;
free_page((long)p);//释放内存页
schedule();//重新进行进程调度
return;
}
panic("trying to release non-existent task");
}
（2）给指定的进程发送信号，本质就是通过task结构体给对方进程的signal字段增加一个值！为了确保安全，给对方发信号需要具备以下三个条件之一：
- 权限不为0
- euid确实是当前进程的
- 系统超级用户
static inline int send_sig(long sig,struct task_struct * p,int priv)
{
if (!p || sig<1 || sig>32)
return -EINVAL;
if (priv //要么权限不为0
|| (current->euid==p->euid) //要么euid相等（当前进程使用者）
|| suser()) //要么是超级用户才能给另一个进程发信号，这里可以确保安全，避免接收到恶意信号
p->signal |= (1<<(sig-1));
else
return -EPERM;
return 0;
}
（3）关闭进程间对话的session：居然也是给task结构体的signal字段增加一个值！
//关闭session
static void kill_session(void)
{
struct task_struct **p = NR_TASKS + task;//指向最后一个task结构体
while (--p > &FIRST_TASK) {//从最后一个开始扫描（不包括0进程）
if (*p && (*p)->session == current->session)//确认确实是当前会话
(*p)->signal |= 1<<(SIGHUP-1);
}
}
（4）通知被销毁进程的父进程：通过遍历task结构体数组找到父进程的task结构体，然后增加signal字段的sigchld值！（本人调试x音的时候ida经常会收到这个消息，只要点击确认x音就直接退出）
static void tell_father(int pid)
{
int i;
if (pid)
for (i=0;i<NR_TASKS;i++) {
if (!task[i])
continue;
if (task[i]->pid != pid)
continue;
task[i]->signal |= (1<<(SIGCHLD-1));//找到父亲发送SIGCHLD信号
return;
}
/* if we don't find any fathers, we just release ourselves */
/* This is not really OK. Must change it to make father 1 */
printk("BAD BAD - no father found\n\r");
release(current);//释放子进程
}
总结：这里的tell_father、kill_session都是通过发送signal实现的；发送signal的方式也很简单：直接找到对方的task结构体，通过“或”逻辑运算增加信号量！
（5）还有一个“挂羊头、卖狗肉”的方法：sys_kill如下：名字叫sys_kill，实际上是在给目标task结构体发信号！linux的shell中kill命令就是用这个函数实现的！
// 系统调用 向任何进程 发送任何信号（类比shell中的kill命令也是发送信号的意思）
int sys_kill(int pid,int sig)
{
struct task_struct **p = NR_TASKS + task;//指向最后
int err, retval = 0;
if (!pid) while (--p > &FIRST_TASK) {
if (*p && (*p)->pgrp == current->pid) //如果pid=0,就给当前进程所在的进程组发信号
if (err=send_sig(sig,*p,1))
retval = err;
} else if (pid>0) while (--p > &FIRST_TASK) {//pid>0给对应进程发送信号
if (*p && (*p)->pid == pid)
if (err=send_sig(sig,*p,0))
retval = err;
} else if (pid == -1) while (--p > &FIRST_TASK)//pid=-1给任何进程发送
if (err = send_sig(sig,*p,0))
retval = err;
else while (--p > &FIRST_TASK)//pid<-1 给进程组号为-pid的进程组发送信息
if (*p && (*p)->pgrp == -pid)
if (err = send_sig(sig,*p,0))
retval = err;
return retval;
}
5、父进程创建子进程时，有时候需要等待子进程执行完毕，需要调用sys_waitpid函数阻塞父进程自己，如下：如果子进程是僵死状态，就把子进程运行的时间叠加到父进程，然后释放子进程的task结构体！如果子进程还在运行，父进程通过schedule让出cpu，把自己阻塞；下次被唤醒后再次检查子进程是否给自己发送了SIGCHLD信号；如果没收到，重复检查的过程，直到子进程庄涛变为僵死后返回继续执行后续的代码！
int sys_waitpid(pid_t pid,unsigned long * stat_addr, int options)
{
int flag, code;
struct task_struct ** p;
verify_area(stat_addr,4);//验证区域是否可以用
repeat:
flag=0;
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) {
if (!*p || *p == current)
continue;
if ((*p)->father != current->pid)
continue;
if (pid>0) {
if ((*p)->pid != pid)
continue;
} else if (!pid) {
if ((*p)->pgrp != current->pgrp)
continue;
} else if (pid != -1) {
if ((*p)->pgrp != -pid)
continue;
}
switch ((*p)->state) {
case TASK_STOPPED://子进程是stop状态
if (!(options & WUNTRACED))
continue;
put_fs_long(0x7f,stat_addr);
return (*p)->pid;
case TASK_ZOMBIE://子进程是僵死状态：把子进程消耗的时间叠加到父进程，并释放子进程的结构体
current->cutime += (*p)->utime;
current->cstime += (*p)->stime;
flag = (*p)->pid;
code = (*p)->exit_code;
release(*p);
put_fs_long(code,stat_addr);
return flag;
default:
flag=1;//子进程还在运行，设置flag为1，好让下面的代码执行
continue;
}
}
if (flag) {//说明子进程状态不是stop或zombie，父进程需要阻塞等待，最直接的办法就是让出cpu
if (options & WNOHANG)
return 0;
current->state=TASK_INTERRUPTIBLE;//设置程可种段的
schedule();//父进程阻塞，让出cpu
//当父进程再次被唤醒后，检查一下是否收到了子进程结束的通知；如果没有，再次从repeate开始执行
if (!(current->signal &= ~(1<<(SIGCHLD-1))))
goto repeat;
else
return -EINTR;
}
return -ECHILD;
}
这么一圈代码解读下来，个人觉得的需要总结的一些要点：
- 所谓进程，本质上就是task结构体；结构体包含了很多字段属性，用来描述进程的方方面面（借鉴了面向对象的思想）；
- 对于进程的各种操作，本质上就是修改task结构体的属性，通过这些属性的逻辑组合完成各种复杂的功能；这里有点像汽车：汽车本质上也是由螺丝钉、齿轮、轴承等基础零配件构成的，但这些零配件通过一定的逻辑关系结合，就实现了复杂的功能！
- 找到task数组就等于找到所有进程的task结构体；
为了便于记忆和理解，整理了一些要点：
参考：
1、源码下载：https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/
https://github.com/karottc/linux-0.11 2、https://www.bilibili.com/video/BV1tQ4y1d7mo?p=1 操作系统体系结构 3、https://www.bilibili.com/video/BV1VJ41157wq?spm_id_from=333.999.0.0 linux操作系统-构建自己的内核 4、https://blog.csdn.net/heiworld/article/details/25397155 对linux 0.11版本中switch_to()的理解 5、https://www.rutk1t0r.org/2016/12/23/Linux%E5%86%85%E6%A0%B80-11%E5%AE%8C%E5%85%A8%E6%B3%A8%E9%87%8A-%E5%85%B3%E4%BA%8E%E4%BB%BB%E5%8A%A1%E7%9D%A1%E7%9C%A0%E5%92%8C%E5%94%A4%E9%86%92%E7%9A%84%E7%90%86%E8%A7%A3/ Linux内核0.11完全注释 关于任务睡眠和唤醒的理解 6、https://blog.csdn.net/u012351051/article/details/79646843 linux-0.11/init/main.c流程分析这篇关于linux源码解读（一）：进程的创建、调度和销毁的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对大家有所帮助，也希望大家多多支持为之网！
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