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进程要读取 ELF 文件#xff0c;那么#xff1a;
① 要知道文件系统的信息#xff0c;fs_struct② 要知道打开的文件的信息#xff0c;files_struct
一个进程除了需要读取 ELF 文件外#xff0c;还可以读取其他的文件中的数据。 进程中肯定有一个 mm_struct…进程的组成
进程要读取 ELF 文件那么
① 要知道文件系统的信息fs_struct② 要知道打开的文件的信息files_struct
一个进程除了需要读取 ELF 文件外还可以读取其他的文件中的数据。 进程中肯定有一个 mm_struct 实例每个进程都有自己的虚拟地址空间用于进程访问内存的。 进程中肯定得知道下一条需要执行指令的内存地址这个内存地址存储在 CPU 的程序计数器中。 每个进程都可以运行在用户态和内核态所以每个进程都应该有
① 一个用户栈② 一个内核栈
总结 每个进程中有一个mm_struct实例其中包含vm_area_struct管理进程的虚拟地址空间、页表(pgd) 每个进程还包括一组寄存器中的值即进程运行时的CPU上下文指令指针计数器、通用寄存器、标志位寄存器、段寄存器 每个进程都可以运行在 用户态 和 内核态所以每个进程都有一个用户栈和一个内核栈
CPU上下文切换系统调用 当发生系统调用时进程从用户态陷入内核态会发生一次 CPU 上下文切换首先系统将用户态的 CPU 上下文信息保存在内核栈中然后将 CPU 寄存器中的值更新为内核态的相关值开始执行内核态的程序代码指令系统调用结束以后再将内核栈中保存的用户态 CPU 上下文信息恢复到 CPU 寄存器中从内核态切换回用户态继续执行用户态的进程的此时又发生了一次 CPU 上下文的切换所以一次系统调用会发生 2 次 CPU 上下文切换。
系统调用如何实现从用户态切换到内核态? ① 32 位系统通过 80 中断 实现 ② 64 位系统通过汇编指令 syscall
中断可以打断用户态进程进入内核态执行对应的中断处理程序所以当中断发生时也会发生 CPU 上下文切换。因此如果中断发生的次数太多的话会严重降低操作系统的性能。
进程切换与时钟中断
一个 CPU 在同一个时刻能执行一个程序的指令只也就说同一时刻只有一个进程可以执行。
如何在只有一个 CPU 的情况下同时运行多个进程呢
基本思想运行一个进程一段时间然后再运行另一个进程如此轮换通过时分共享的方式实现对 CPU 的虚拟化使得每个进程都觉得自己拥有一个CPU通过虚拟地址空间实现对内存的虚拟化使得每个进程都觉得自己拥有全部的内存 在 Linux 操作系统中使用一个叫 task_struct 的结构体来描述进程相关的一组抽象信息
如何实现一个 CPU 同时运行多个进程时钟中断每次 CPU 发生时钟中断时由操作系统的进程调度算法选择一个进程运行。
0 号进程、1 号进程以及 2 号进程
0 号进程idle 进程
0 号进程是一个内核进程。内核进程 VS 普通进程 ① 内核进程只运行在内核态而普通进程既可以运行在内核态也可以运行用户态 ② 内核进程只能用大于PAGE_OFFSET的虚拟地址空间而普通进程可以用所有的虚拟地址空间
0 号进程是所有进程的祖先由于历史原因也叫 swapper 进程。
这个祖先进程使用下列静态分配的数据结构
① task_struct 存放在 init_task 中 包含 init_mm、init_fs、init_files 等② 主内核页全局目录存放在 swapper_pg_dir
start_kernal() 函数初始化内核需要的所有数据结构、激活中断创建 1 号内核进程init 进程。 注只有当没有可运行的进程的时候才会运行 0 号进程。0 号进程不是一个实实在在可以看到的进程所谓的 0 号进程是单用户、单任务的系统启动代码。 1 号进程init 进程
1 号进程 由 0 号进程创建它的 PID 1 并且共享 0 号进程所有的数据结构包括 init_mm 和页表等。
1 号进程也叫 systemd 进程所有普通进程都由它来创建。 在系统关闭之前init 进程一直存活因为它创建和监控在操作系统外层执行的所有进程的活动。 1 号进程一开始是内核进程先执行init()函数完成内核初始化然后调用 execve() 装入可执行程序 init 这样init 进程就变为一个普通进程了。 2 号进程kthreadd 进程
2 号进程是所有内核进程的祖先
kswapd执行物理页面的回收交换出不用的页帧pdflush刷新 “脏” 缓冲区的内容到磁盘以回收内存 2 号进程也是由 0 号进程创建的因此它的 active_mm 也指向 init_mm共享 0 号进程的所有资源。
总结 0 号进程是所有进程的祖先它是一个内核进程0 号进程创建了 1 号进程和 2 号进程0 号进程是唯一一个不需要通过 fork 创建的进程。 1 号进程是所有普通进程的祖先它开始是一个内核进程启动完主线程后它从内核态切换到用户态变成一个普通进程在系统关闭之前1 号进程一直存活1 号进程又叫 init 进程。 2 号进程是所有内核进程的祖先2 号进程又叫 kthreadd 进程。
只有没有可运行进程的时候才会运行 0 号进程0 号进程是系统启动代码1 号和2 号进程的 active_mm 都指向 0 号进程的 init_mm共享 0 号进程的所有资源。
进程的创建 (fork 和 exec 系统调用) 进程创建是通过系统调用 sys_fork() 实现的
目的创建一个新的进程本质在内核中创建一个 task_struct 实例对象然后将 task_struct 维护到各种链表队列用于管理和调度进程中。但并不是创建全新的 task_struct 而是拷贝父进程的 task_struct 。 因为新创建的进程的 task_struct 是完全拷贝的父进程的所以此时代码段、数据段、函数栈等完全跟父进程一样所以fork()方法会返回 2 次根据返回的 pid 来区分当前是父进程还是子进程如果返回的 pid 0 则认为当前是父进程那么应该等待子进程结束如果返回的 pid 0 则认为当前是运行的子进程那么应该调用 execve() 方法启动子进程加载子进程的代码程序 ELF 文件。
fork() 系统调用流程参考图 父进程与子进程结构 execve() 系统调用流程参考图 创建进程的详细流程图https://www.processon.com/view/link/624573275653bb072bd0363a
exec 比较特殊它是一组函数
① 包含p的函数execvpexeclp 会在 PATH 路径下面寻找程序② 不包含p的函数需要输入程序的全路径③ 包含v的函数execvexecvpexecve以数组的形式接收参数④ 包含l的函数execlexeclpexecle以列表的形式接收参数⑤ 包含e的函数execveexecle以数组的形式接收环境变量。
总结 用户态调用 fork() 方法陷入到内核态调用 sys_fork() 方法 内核态中主要是创建一个全新的 task_struct 实例并从父进程中拷贝task_struct需要的各种信息然后为子进程分配新的PID并将新的task_struct加入到双向链表中接着唤醒进程将进程设置为TASK_RUNNING状态将task_struct加入调度队列等待 CPU 调度 由于子进程的task_struct是完全拷贝父进程的所以子进程的代码段、数据段、函数栈等完全跟父进程一样所以fork()方法会返回 2 次对于父进程返回的PID是子进程的PID也就是父进程创建子进程时分配的PID对于子进程返回的PID是0因为子进程根本没有执行fork方法直接从函数栈返回处开始执行因此PID是0。 fork()返回PID 0时父进程会等待子进程执行完返回PID 0时会执行调用 execve() 方法启动子进程execve() 就是将子进程的 ELF 可执行目标文件加载到内存进行内存映射等。
线程
线程解决进程开销大的问题 ① 线程直接共享进程的所有资源比如mm_struct所以线程就变轻了创建线程比创建进程要快到 10100 倍 ② 线程之间共享相同的地址空间mm_struct这样利于线程之间数据高效的传输 ③ 可以在一个进程中创建多个线程实现程序的并发执行 ④ 多 CPU 系统中多线程可以真正的并行执行
重新认识进程 从资源管理的角度来看进程把一组相关的资源管理起来构成了一个资源平台这些资源包括地址空间用于存储代码、数据等的内存、打开的文件等磁盘资源可能还会有网络资源等。 从程序运行的角度来看进程的执行功能以及执行状态都交给线程来管理了也就是说代码在进程提供的这个资源平台上的一条执行流程就是线程了。 线程成了进程的一个重要的组成部分进程除了完成资源管理的功能之外它还需要一系列的线程来完成执行的过程。 进程由两部分组成一部分是资源管理一部分是线程 如何创建一个线程呢— pthread 这里可以理解为 Java 中线程的 ThreadLocal 类。
线程创建流程图 线程创建虽然由用户态 pthread_create() 发起但是陷入内核态时最终仍然是调用的 do_fork() 方法直接拷贝进程的 task_struct 结构体来描述只是描述上有些字段区分线程和进程。在内核看来线程和进程的区别不大都是使用 task_struct 结构体来描述的。
总结 所有线程共享进程的资源包括进程的mm_struct, 全局变量和全局数据等 每个线程可以有自己的私有数据 主线程栈默认就是进程的函数栈而其他线程的栈存放在进程的堆里 用户态通过 pthread_create() 创建线程陷入内核态调用 do_fork() 方法创建 task_struct 实例和对应的内核栈task_struct中的信息都是直接共享使用进程的 在内核态线程和进程信息都是使用 task_struct 结构体来描述的只不过是通过某些字段上的区分
用户级线程 VS 内核级线程 用户级线程的缺点 ① 如果进程中的一个用户级线程因为发起了一次系统调用而阻塞那么这个用户线程所在的整个进程会处于等待状态其他任何用户级线程都不能运行 ② 当一个用户级线程运行后除非它主动的交出 CPU 的使用权否则它所在的进程当中的其他线程将无法运行 ③ 因为只有用户级线程而操作系统又看不到用户级线程所以操作系统只会将时间片分配给进程
用户级线程 vs 内核级线程
线程的实现方式主要有两种分别是用户级线程、内核级线程
用户级线程在用户空间实现的线程操作系统看不到的线程用户级线程是由一些应用程序中的线程库来实现应用程序可以调用线程库的 API 来完成线程的创建、线程的结束等操作。内核级线程在内核空间实现的线程由操作系统管理的线程内核级线程管理的所有工作都是由操作系统内核完成比如内核线程的创建、结束、是否占用 CPU 等都是由操作系统内核来管理。 总结 用户级线程是在用户空间实现的线程由应用程序的一些线程库的 API 来完成创建和管理操作系统内核看不到用户级线程。 内核级线程是在内核空间实现的线程由操作系统的内核来管理线程的创建和使用等。 用户级线程和内核级线程关系是 N : 1将多个用户级线程映射到同一个内核级线程优点是用户空间管理方便高效缺点是一个用户级线程被阻塞则该进程内所有线程都被阻塞因为用户级线程对操作系统不可见操作系统只能感知到进程单位。 用户级线程和内核级线程关系是 1 : 1将每一个用户级线程映射到一个内核级线程优点是并发能力强一个线程被阻塞其他线程可以继续执行缺点是资源开销比较大影响性能因为每创建一个用户线程都需要创建一个内核线程与之对应pthread 和 Java 的线程都属于这种实现。 用户级线程和内核级线程关系是 m : n特点是前两种对应关系的折中go 中的协程是这种实现。
内核线程
fork、clone 系统调用 进程包含的 mm_struct 问题一内核线程和内核级线程到底有什么区别 答首先它俩在内核中都会有对应的 task_struct 实例 但是内核线程的 task_struct 的 mm 属性的值是空的也就是内核线程的话不会使用用户态虚拟地址空间而只是使用内核态虚拟地址空间。 而内核级线程的 task_struct 的 mm 属性的值不是空的也就是说内核级线程除了可以访问内核态虚拟地址空间也是可以访问用户态虚拟地址空间。 以上就是内核态线程和内核级线程之间的本质区别。
问题二什么时候需要内核线程什么时候需要内核级线程呢 答当用户应用程序需要创建线程的时候就需要有内核级线程与之对应。 内核线程用于执行只和内核有关的任务一般运行在后台和用户程序没有任何关系。 相信你还记得 2 号进程实际上就是由 0 号进程创建出来的内核进程吧我们也可以将 2 号进程称为是内核线程它是所有内核线程的父亲。 由 2 号内核线程创建出来的 kswap 就是一个内核线程它主要是实时的监控整个物理内存的使用情况如果物理内存不够了kswap 内核线程需要回收一部分物理页帧将这部分的物理页中的数据交换到磁盘中。 kswap 这种线程干的事情和用户程序没有任何关系只是为内核服务帮内核干事情的所以我们称这种线程为内核线程。 在内核中可以通过函数 kernel_thread() 来创建一个内核线程。
总结 一个进程的 task_struct 实例中的mm_struct分为两部分mm和active_mm其中mm用于访问用户虚拟地址空间active_mm是动态的它指向进程当前所处的虚拟地址空间如果进程当前是运行在用户态那么 active_mm mm如果进程当前是运行在内核态那么 active_mm init_mminit_mm就是当前进程从父进程拷贝来的而所有进程的init_mm最终都拷贝自 0 号进程 内核线程是指那些只为内核服务的线程它只运行的内核空间只能使用内核虚拟地址空间因此它的active_mm永远指向init_mm, 它的mm永远是空 内核线程和内核级线程的区别内核级线程是用户创建线程的时候需要有一个内核级线程与之对应内核级线程可以同时访问用户虚拟地址空间和内核虚拟地址空间内核级线程的mm不是空的内核线程只能访问内核虚拟地址空间内核线程的mm是空的内核线程和用户程序没有任何关系。 2 号进程是所有内核进程的父亲可以把 2 号进程的主线程称为是一个内核线程它是所有内核线程的父亲由 2 号内核线程创建出来的所有线程都属于内核线程。
线程状态 / 线程的生命周期
线程从创建到结束可能会经历的阶段包括 ① 线程创建 就绪线程可能同时存在多个就绪线程调度算法选择一个就绪线程 ② 线程运行得到了 CPU 的执行权线程等待 ③ 线程等待线程阻塞线程等待其他线程执行结果该线程需要的数据还没到达一旦线程处于等待的时候就不会占用 CPU 了这个时候 CPU 可以去执行其他就绪线程了。 注意线程只能自己阻塞自己因为只有线程自身才能知道何时需要等待某种事件的发生。而处于等待的线程只能被其他的线程或者操作系统唤醒。线程处于等待状态时只是线程本身自己被阻塞但是此时 CPU 不是阻塞的CPU 可以执行其他线程任务直到某个线程唤醒被阻塞等待的线程。 ④ 线程唤醒被阻塞线程需要的资源被满足或者说被阻塞线程等到的事件到达了。一旦线程被唤醒那么它就从等待状态变成就绪状态这样也就意味着这个线程可以被操作系统调度占用 CPU 执行了。 ⑤ 线程结束 线程挂起状态发生在当线程需要的内存数据所在的物理内存页帧被内存置换算法 LRU 置换到了磁盘中此时进入挂起状态只有当内存数据被重新从磁盘换回物理内存时才会恢复解挂状态。 Linux 中线程阻塞分为了 可中断阻塞 和 不可中断阻塞 两种。 不可中断状态一般是内核进程使用的内核进程正在执行某个必要且不可被打断的任务时必须设置为不可中断不响应中断退出信号否则可能出现系统异常。
总结 线程状态线程创建、线程就绪、线程运行、线程阻塞等待、线程挂起、线程终止结束 处于就绪状态的线程可以被 CPU 调度算法选择进入运行状态运行状态的线程获得了 CPU 的执行权 处于运行状态的线程可能因为 CPU 时间片用完进入就绪状态也可能因为需要的资源被其他线程占用而进入阻塞等待状态 处于阻塞状态的线程不会占用 CPUCPU 此时可以执行其他线程任务线程只能自己阻塞自己而处于阻塞等待的线程只能被其他线程或操作系统唤醒阻塞的线程一旦被唤醒就进入就绪状态 在阻塞状态和就绪状态之上可以出现线程挂起状态线程挂起状态发生的根本原因是线程所需的内存数据因为物理页帧被内存置换算法(如LRU) 所回收内存数据被置换到了磁盘当中只有当内存数据从磁盘中再次换回到物理内存中时才会恢复解挂状态返回原来的阻塞状态或就绪状态 在 Linux 中线程的就绪状态和运行状态合并为一个线程的就绪和运行都使用TASK_RUNNING来标识但在运行时会有一个指针专门指向当前运行的任务 Linux中线程阻塞状态分为可中断阻塞和不可中断阻塞前者可以响应中断信号执行对应的信号处理程序后者不响应中断信号这一般是内核线程执行某些重要任务如 DMA 拷贝内存数据必须保证不可被打断。
线程和进程的不同
两者的定义
进程一个具有一定独立功能的程序在一个数据集合上的一次动态执行过程线程进程当中的一条执行流程
进程包含了线程进程是由资源管理和线程组成。 ① 进程是资源分配的单位因为进程主要的任务还是管理一个程序运行过程中的资源 ② 线程是 CPU 调度单位CPU 是执行程序的然后在一个进程中程序的执行又是以线程为单位来进行的
线程比进程执行效率高 ① 首先线程的创建需要的时间比进程短因为进程在创建的时候还需要去维护其他的一些管理信息比如维护内存的管理维护打开文件的关系等而线程创建的时候它可以直接重用它所属进程已经管理好的资源即可 ② 其次和创建需要的时间一样线程的终止需要的时间也比进程短因为线程不需要考虑资源释放的问题 ③ 由于同一进程的各线程间共享内存和文件资源所以线程间数据交换是非常快的不需要经过操作系统内核也就是不需要切换到内核态直接通过内存地址就可以访问共享数据 ④ 最后在同一进程中的线程切换的时间比进程之间的切换时间要短。因为进程的切换需要切换进程对应的页表需要 flush TLB会影响性能而进程中的所有线程是共享同一个页表的所以线程切换的时候不需要切换页表
线程和进程创建流程上的区别 线程数量太多会耗尽系统内存影响系统的性能和稳定性。 总结 线程的创建和销毁所需要的时间都比进程要短线程需要考虑维护的资源比进程少 线程共享进程所有的内存和文件资源所以线程之间交换数据非常快不需要切换到内核态通过内存地址就可以访问 同一进程内线程间的切换要比不同进程间的切换时间短因为进程间需要切换页表线程不需要同一进程中的线程共享同一个页表 每个线程/进程在内核都有一个task_struct与之对应每个task_struct中都有一个内核栈和用户栈线程运行在用户态使用的是用户栈线程运行在内核态使用的内核栈每次创建线程都需要申请内存用来创建内核栈和用户栈内存是有限的所以线程是有上限的。 进程主线程的用户栈在mm_struct中的函数栈进程中子线程的用户栈保存在堆当中。 线程创建的性能损耗主要是发生在 CPU 的上下文切换系统调用发生 2 次切换而创建线程需要的内核栈的内存分配是很快的。 内核态是无法控制线程数量的因此只能在用户态控制线程的无限制使用使用线程池技术主要有两点优化避免线程创建时的系统调用 CPU 上下文切换带来的性能损耗避免线程数量创建过多。线程用完以后不还给操作系统(不销毁线程)后面重用。
