Linux進(jìn)和創(chuàng)建——寫時拷貝機(jī)制

所有的進(jìn)程都是PID為1的init進(jìn)程的后代。內(nèi)核在系統(tǒng)啟動的最后階段啟動init進(jìn)程。該進(jìn)程會讀取系統(tǒng)的初始化腳本（initscript）并執(zhí)行其他相關(guān)的程序，最終完成整個系統(tǒng)的啟動過程。

內(nèi)核把進(jìn)程（在linux中進(jìn)程又稱任務(wù)）存放在任務(wù)隊列中。任務(wù)隊列是雙向循環(huán)鏈表。鏈表中的每一項數(shù)據(jù)的類型都是task_struct，task_struct就是所謂的進(jìn)程描述符的結(jié)構(gòu)。進(jìn)程描述符中包含一個進(jìn)程的所有信息。進(jìn)程描述符所包含的數(shù)據(jù)能完整地描述一個正在執(zhí)行的程序（程序本身并不是進(jìn)程，進(jìn)程是處于執(zhí)行期的程序以及相關(guān)的資源的總稱）如它打開的文件，進(jìn)程的地址空間，掛起的信號，進(jìn)程的狀態(tài)等等。

可執(zhí)行程序代碼是進(jìn)程的重要組成部分。這些代碼從一個可執(zhí)行文件載入到進(jìn)程的地址空間執(zhí)行。一般程序在用戶空間執(zhí)行。當(dāng)一個程序執(zhí)行了系統(tǒng)調(diào)用或者觸發(fā)了某個異常，它就會陷入內(nèi)核空間，此時，內(nèi)核“代表進(jìn)程執(zhí)行”并處于進(jìn)程上下文中。在此期間除非有更高優(yōu)先級的進(jìn)程需要執(zhí)行并由調(diào)度器做出了相應(yīng)調(diào)整，否則在內(nèi)核退出時，程序恢復(fù)，在用戶空間會繼續(xù)執(zhí)行。系統(tǒng)調(diào)用和異常處理程序是對內(nèi)核明確定義的接口，進(jìn)程只有通過這些接口才能陷入內(nèi)核執(zhí)行。對內(nèi)核的所有訪問都必須通過這些接口。

系統(tǒng)中的每個進(jìn)程必有一個父進(jìn)程，相應(yīng)的，每個進(jìn)程也可以擁有零個或多個子進(jìn)程。擁有同一個父進(jìn)程的所有進(jìn)程稱為兄弟。進(jìn)程間的關(guān)系存放在進(jìn)程描述符中。每個task_struct（進(jìn)程描述符結(jié)構(gòu)）都包含一個指向其父進(jìn)程task_struct的名為parent的指針，還包含一個稱為children的子進(jìn)程鏈表。

init進(jìn)程的進(jìn)程描述符是作為init_task靜態(tài)分配的。

許多操作系統(tǒng)在創(chuàng)建新進(jìn)程時，都會首先在新的地址空間里創(chuàng)建進(jìn)程，讀入可執(zhí)行文件，最后開始執(zhí)行。而linux則不是，它將這兩個步驟分解到兩個單獨(dú)的函數(shù)中去執(zhí)行：fork()和exec()，首先fork()通過拷貝當(dāng)前進(jìn)程創(chuàng)建一個子進(jìn)程，子進(jìn)程與父進(jìn)程的區(qū)別僅僅在于PID（每個進(jìn)程唯一），PPID（父進(jìn)程的進(jìn)程號，子進(jìn)程將其設(shè)置為被拷貝進(jìn)程的PID），和某些資源和統(tǒng)計量。exec()函數(shù)負(fù)責(zé)讀取可執(zhí)行文件并將其載入地址空間開始運(yùn)行。

創(chuàng)建子進(jìn)程是通過fork()方法完成的，而fork()是使用寫時拷貝（copy-on-write)機(jī)制。這是一種可以推遲甚至免除拷貝數(shù)據(jù)的技術(shù)。當(dāng)執(zhí)行fork()方法創(chuàng)建進(jìn)程時，內(nèi)核并不復(fù)制整個進(jìn)程地址空間，而是讓父進(jìn)程和子進(jìn)程共享同一個拷貝。

只有在需要寫入的時候，數(shù)據(jù)才會被復(fù)制，從而使各個進(jìn)程擁有各自的拷貝。即是說，資源的復(fù)制只有在需要寫入時才進(jìn)行，在此之前，都是以只讀方式共享。

如果fork()之后立即調(diào)用exec()那么頁就根據(jù)無須復(fù)制了，這種情況下，頁根本不會被寫入。

fork()的實際開銷就是復(fù)制父進(jìn)程的頁表和給子進(jìn)程創(chuàng)建唯一的進(jìn)程描述符。

Linux通過clone()系統(tǒng)調(diào)用實現(xiàn)fork()。clone系統(tǒng)調(diào)用會通過一系列的參數(shù)標(biāo)志來指明父、子進(jìn)程需要共享的資源。clone()會去調(diào)用do_fork()。

do_fork會完成創(chuàng)建中的大部分工作，它會調(diào)用copy_process()函數(shù)，然后讓進(jìn)程開始運(yùn)行。copy_process()函數(shù)完成以下工作：

（1）首先調(diào)用dup_task_struct為新進(jìn)程創(chuàng)建一個內(nèi)核棧、thread_info結(jié)構(gòu)和task_struct(進(jìn)程描述符的結(jié)構(gòu))，這些值與當(dāng)前進(jìn)程的值相同。此時的子進(jìn)程與父進(jìn)程的描述符是完全相同的。

（2）檢查并確保新創(chuàng)建這個子進(jìn)程后，當(dāng)前用戶所擁有的進(jìn)程數(shù)目沒有超出給它分配的資源的限制。

（3）子進(jìn)程開始著手使自己與父進(jìn)程區(qū)別開來。子進(jìn)程描述符內(nèi)的許多成員都被清0或設(shè)為初始值。那些不是繼承而來的描述符成員，主要是統(tǒng)計信息。此時task_struct中仍然有很多數(shù)據(jù)都依然未被修改。

（4）將子進(jìn)程的狀態(tài)設(shè)置為TASK_UNINTERRUPTIBLE以保證它不會投入運(yùn)行。

（5）copy_process()調(diào)用copy_flags()以更新task_struct的flags 成員，表明進(jìn)程是否有超級用戶權(quán)限的PF_SUPERPRIV標(biāo)志被清0，表明進(jìn)程沒有調(diào)用exec()函數(shù)的PF_FORKNOEXEC標(biāo)志被設(shè)置。

（6）調(diào)用alloc_pid為新進(jìn)程分配一個有效的PID。

（7）根據(jù)傳遞給clone()的參數(shù)標(biāo)志，copy_process()拷貝或共享打開的文件、文件系統(tǒng)信息、信號處理函數(shù)、進(jìn)程地址空間和命名空間等。在一般情況下，這些資源會被給定進(jìn)程的所有線程共享；否則這些資源對每個進(jìn)程是不同的，因此被拷貝到這里。

（8）最后，copy_process()做收尾工作并返回一個指向子進(jìn)程的指針。再回到do_fork()函數(shù)，如果copy_process()函數(shù)成功返回，新創(chuàng)建的子進(jìn)程會被喚醒并讓其投入運(yùn)行。

一般子進(jìn)程都會馬上調(diào)用exec()函數(shù)，這樣可以避免寫時拷貝的額外開銷。

謝謝閱讀。

Linux 任務(wù)調(diào)度

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