Linux进程
[TOC]
进程是执行中一段程序，即一旦程序被载入到内存中并准备执行，它就是一个进程。进程是表示资源分配的的基本概念，又是调度运行的基本单位，是系统中的并发执行的单位。
线程：单个进程中执行中每个任务就是一个线程。线程是进程中执行运算的最小单位。
换句话说，进程线程都是对CPU工作时间段的描述（通过task_struct)。
而在Linux系统运行中，程序对应的进程是怎么被创建，被管理，被切换，被调度的呢？
进程的组成，创建，状态机
进程的组成，创建
所有进程都会有一个共同的父进程，PID为1的init(systemd)进程，它是内核引导后启动的第一个进程，主要用来执行一些开机初始化脚本和监视进程，读取配置文件/etc/inittab，永远不会停止。必要的时候可以作为参照。如果某个进程突然成为游离进程(其父进程终止了)，此时，这个进程会将init进程作为参照，作为它们的父进程，然后gg。
父进程死了它的子进程也会死。可以通过pstree查看系统内正在运行的各个进程的之间的继承关系。
inittab 是一个不可执行的文本文件，每行的基本格式为:id:runlevels:action:process
- id: 1-2个字符，配置行的唯一标识，不能重复。
- runlevels: 配置行适用的运行级别，可以填入多个运行级别，如12345或者35。
- 0: 关机
- 1: 单用户字符界面
- 2: 不具备网络文件系统(NFS)功能的多用户文字界面
- 3: 具备网络功能的多用户字符界面
- 4: 保留
- 5: 具有网络功能的图形用户界面
- 6: 重新启动系统
- action: 表示init的行为，行为表略。
- process: 为init执行的进程，这些进程都保存在/etc/rcX.d/中，其中X代表运行级别，rc程序接受参数X，然后执行/etc/rcX.d/下面的程序。
- 这些程序其实都是符号链接，以S打头的表示启动该程序，而以K打头的标识终止该程序，后面的数字标识执行顺序，越小越先执行，剩下的标识程序名。
- 系统启动或者切换到该运行级别时会执行以S打头的程序，系统切换到其他运行级别是会终止以K打头的程序。
- 可以通过chkconfig程序进行管理
init程序也是一个进程，和普通进程拥有一样的属性，比如修改了/etc/inittab，想要立即生效，可以通过运行kill -SIGHUP 1来实现，也可以通过init q来实现。
kill命令的工作原理是：向Linux系统的内核发送一个系统操作信号和某个程序的进程标识号，然后系统内核就可以对进程标识号指定的进程进行操作。
在Linux内核中，进程通过一个双向链表来进行管理，每一个进程包含一个进程描述符(task_struct)
进程描述符
- 当把一个程序加载到内存当中，此时，这个时候就有了进程，关于进程，有一个相关的叫做进程控制块（PCB），这个是系统为了方便进行管理进程所设置的一个数据结构，通过PCB，就可以记录进程的特征以及一些信息。 内核当中使用进程描述符task_struct。 这个task_struct就是一个定义的一个结构体，通过这个结构体，可以对进程的所有的相关的信息进行维护，对进程进行管理。
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进程的组成
- 程序读取的上下文，表示程序读取执行的状态
- 程序当前执行的目录
- 程序服务的文件与目录
- 程序访问的权限
- 内存和其他分配给进程的系统资源
进程的创建
进程总是通过fork系列的系统调用来创建的，最终都是调用do_fork函数，只是参数上的不同而已
fork(do_fork(CLONE_SIGCHLD, …))
- fork创建一个进程时，子进程只是完全复制父进程的资源，复制出来的子进程有自己的task_struct结构和pid,但却复制父进程其它资源（用户空间、文件描述符集）。
- 采用cow(copy on write)写时复制来降低系统调用的开销。
- 一次返回两个值，对于父进程，是子程序的pid，而对于子程序，成功状态下是0。
- 在fork之后，子进程会获得父进程的数据段，堆栈段的副本，而代码段则是共享的。
clone(do_fork(CLONE_VM|CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGCHLD, …))
- fork()是全部复制，vfork()是共享内存，而clone()是则可以将父进程资源有选择地复制给子进程，前两者都是不带参数的，后者有参数clone_flags。
vfork(do_fork(CLONE_VFORK|CLONE_VM|CLONE_SIGCHLD, …))
vfork系统调用不同于fork，用vfork创建的子进程与父进程共享地址空间，也就是说子进程完全运行在父进程的地址空间上，如果这时子进程修改了某个变量，这将影响到父进程。
vfork也是在父进程中返回子进程的进程号，在子进程中返回0。
用 vfork创建子进程后，父进程会被阻塞直到子进程调用exec(exec，将一个新的可执行文件载入到地址空间并执行之)或exit。
vfork的好处是在子进程被创建后往往仅仅是为了调用exec执行另一个程序，因为它就不会对父进程的地址空间有任何引用，所以对地址空间的复制是多余的 ，因此通过vfork共享内存可以减少不必要的开销。
三者的区别
- 拷贝内容
- 访问次序控制
- fork不对父子进程的执行次序进行任何限制，运行顺序由内核的调度算法决定。
- vfork调用后，子进程先运行，父进程挂起，直到子进程调用了exec或者exit后，父子进程的执行次序才不再有限制。
- clone中有标志CLONE_VFORK来决定子进程在运行是父进程是阻塞的还是运行的，如果没有设置，则同时进行，设置了，与fork一样。
CLONE_VM标识：表示共享地址空间（变量等）
CLONE_FILES标志：表示共享文件描述符表
CLONE_VFORK标识：标识父进程会被阻塞，子进程会把父进程的地址空间锁住，直到子进程退出或执行exec时才释放该锁
SIGCHLD标识：共享信号
内核也可以通过kernel_thread函数来创建内核进程
Linux 进程状态机
- 虽然进程的状态有好多种，但是进程状态的变迁只有两个方向，从TASK_RUNNING到非TASK_RUNNING，或者相反。总之，进程状态的转换必然会经过TASK_RUNNING，不可能在两个非RUN状态直接转换。
- 进程从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态，是由别的进程（也可能是中断处理程序）执行唤醒操作来实现的。执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING，然后将其task_struct结构加入到某个CPU的可执行队列中。于是被唤醒的进程将有机会被调度执行。
- 进程从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态，有两种途径。
- 响应信号而进入TASK_STOPED状态，或者TASK_DEAD状态
- 执行程序主动进入TASK_INTERRUPTIBLE状态（如nanosleep调用)，或者是TASK_DEAD状态（如exit系统调用)，另一方面，也有可能是由于执行系统调用需要的资源得不到满足，而进入TASK_INTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。
- 可以通过ps命令来查看系统中存在的进程，以及它们的状态。
- 系统中绝大部分进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，因为CPU也就那么几个，所以绝大部分进程都处于睡眠状态。
- TASK_UNINTERRUPTIBLE，不可中断的睡眠状态，指该进程不接受异步信号，如kill -9无法杀死该类进程，这种状态的意义在于，内核中的某些处理流程是不能被打断的，如果响应了异步信号，程序的执行流程中就会给插入了一段处理异步信号的流程（可能只存在于内核态，也可能会延伸到用户态）于是乎，原有的流程就给中断了。 而且，一般系统进程中存在于这个状态的进程是非常少，而且正常来说，都是非常短暂的，基本无法察觉得到的。其实通过vfork调用后，父进程就是处于一种TASK_UNINTERRUPTIBLE的状态，知道子进程调用exec或者exit。
- TASK_STOPPED 或者 TASK_TRACED，暂停状态或跟踪状态。
- 向某个进程发送SIGSTOP信号或者SIGCONT信号可以进入TASK_STOPPED或者恢复到TASK_RUNNING。
- TASK_TRACED状态一般只发生在该进程被调试暂停的时候，该进程停下来，等待跟踪它的进程对其进行操作，TASK_TRACED状态下的进程不响应SIGCONT信号，只能是调试它的进程来恢复它，或者调试进程退出时也会恢复。
- TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE，退出状态，进程成为僵尸进程。
- 进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态，在退出过程中，进程所占有的资源将会被回收，除了task_struct结构(以及少数资源)，也就是说，进程表只存在这个进程对应的task_struct这个空壳，所以叫做僵尸，由父进程负责收集，收尸。从这个尸体(task_struct)中可以得到很多有用的信息，如子进程的退出码，一些统计信息（虽然内核也可以吧这些信息保存在其他的地方，但是不这么做）。父进程可以通过wait系列的系统调用来等待子进程的退出，然后获取退出信息，然后wait系列的系统调用会清理尸体(task_struct)。
- 子进程在退出的时候，内核会给父进程发送一个信号(SIGCHLD)来通知父进程过来收尸。
- 进程可以通过调用exit来进入该状态。
- TASK_DEAD - EXIT_DEAD，退出状态，进程即将给销毁。
- 进程也有可能不会经历TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE状态而直接销毁。如detach过的进程，SIGCHLD信号的handle为SIG_IGN，忽略了SIGCHLD信号。
进程的调度
无论是在批处理系统还是分时系统中，用户进程数一般都多于处理机数、这将导致它们互相争夺处理机。另外，系统进程也同样需要使用处理机。这就要求进程调度程序按一定的策略，动态地把处理机分配给处于就绪队列中的某一个进程，以使之执行。这就是进程调度。
当cpu中正在执行的进程(process A)被移出(suspend),cpu中当前进程的相关信息写到需要移除的进程的进程描述符(task_strut)中,下一个进程(process B)被内核读取(该过程称为resume，恢复)到cpu中, 注意：进程的切换也是必须由内核来执行的。进程的切换就是通过用户空间和内核模式的不断切换来完成的。进程切换=CPU加载上下文+CPU执行+CPU保存上下文
Linux 进程调度的目标
- 高效性: 高效性意味着在相同时间下要完成更多的任务。调度程序会被频繁的执行，所以调度程序要尽可能的高效。
- 加强交互性能: 在系统相当的负载下，也要保证系统的响应时间。
- 保证公平和避免饥渴
- SMP调度: 调度程序必须支持多处理系统。
- 软实时调度: 系统必须有效的调用实时进程，但不保证一定满足其要求。
Linux 进程优先级
任何时候，实时进程的优先级都高于普通进程，实时进程只会被更高级的实时进程抢占
Linux 进程调度
实时进程调度
实时进程，只有静态优先级，因为内核不会根据休眠等因素对其静态优先级做调整，范围是在0 - MAX_RT_PRIO - 1 之间。而nice值，影响的优先级在MAX_RT_PRIO - MAX_RT_PRIO + 40之间的进程。
MAX_RT_PRIO: 默认配置为100.
不同于普通进程，实时进程高的进程总是先于优先级低的进程执行，直到实时优先级高的实时进程无法执行，实时进程总是被认为处于活动状态。
如果有数个进程相同的实时进程，那么系统会按照进程在队列上的顺序选择进程。
例如CPU运行实时进程A的实时优先级为a，而此时有一个实时优先级为b的实时进程B进入可运行状态，那么只要b > a，系统将会中断A的执行，而优先执行B，直到B无法执行。
调度策略
- FIFO 的进程，意味着只有当前进程执行完毕才会轮到其他进程执行。
- RR 的进程，内核会为进程分配时间片，一旦时间片消耗完毕，内核会将该进程置于进程队列的末尾，然后运行其他相同优先级别的进程，如果没有其他相同优先级的进程，则该进程会继续执行。
对于实时进程，高优先级别的进程执行到无法执行了，才会轮到低优先级别的进程执行。
非实时进程调度
Linux 对于普通进程，根据动态优先级进行调整，而动态优先级是由静态优先级(static_prio)调整而来的。 静态优先级是用户不可见的，隐藏在内核中，而内核会给用户一个可以影响静态优先级的接口，那就是nice值。
static_prio = MAX_RT_PRIO + nice + 20
nice 值与静态优先级的关系如上所示。nice值的范围是-20 - 19之间，所以静态优先级范围在100 - 139之间。
普通进程的动态优先级越低，优先越高，与实时进程相反，也就是说，nice的值越大，优先级越低。
进程时间片是完全依赖于static_prio 定制的，如下所示
$$
base\ time\ quantum(ms) =
\begin{cases}
(140 - \text{static_prio})\times20, \text{static_prio < 120}\
(140 - \text{static_prio})\times20, \text{static_prio } \ge \text{ 120}
\end{cases}
$$
进程调度的其他因素
系统在调度进程的时候，还会考虑其他因素，进而来计算出一个叫进程动态优先级的东西，基于这个来实施调度。
进程属性
- 交互式进程(I/O密集型，等待IO，对cpu的需求量小)
- 批处理进程(CPU密集型)
- 实时进程
分配策略
不仅要考虑静态优先级，也要考虑进程的属性，如果进程是属于交互式进程，那么可以适当的调高它的优先级，使得界面反应更加迅速，从而提高用户体验。
交互式进程可以从一个平均睡眠时间来进行判断，如果进程过去睡眠的时间越多，则越有可能属于交互式进程。则系统在调度的时候，会给该进程更多的奖励(bonus)，以便该进程有更多的时间能够执行。奖励(bonus)的范围为0 - 10。
睡眠和CPU耗时反应了进程IO密集和CPU密集两大瞬时特点，不同时期，一个进程可能即是CPU密集型也是IO密集型进程。对于表现为IO密集的进程，应该经常运行，但每次时间片不要太长。对于表现为CPU密集的进程，CPU不应该让其经常运行，但每次运行时间片要长。交互进程为例，假如之前其其大部分时间在于等待CPU，这时为了调高相应速度，就需要增加奖励分。另一方面，如果此进程总是耗尽每次分配给它的时间片，为了对其他进程公平，就要增加这个进程的惩罚分数。
系统会严格按照动态优先级高低的顺序安排进程执行。动态优先级高的进程进入运行状态，或者时间片消耗完毕后才会轮到动态优先级低的进程执行。
动态优先级的计算主要考虑两个因素
- 静态优先级(static_prio)
- 平均睡眠时间(bonus)
计算公式如下
$$
\text{dynamic_prio} = max{100,\ min{static_prio- bonus+5,\ 139} }
$$Linux2.6在计算的时候有空间换时间的策略，从而保证最优进程能够在O(1)的时间内完成。
CFS 的virtutime机制。
进程切换 (Context switch)
当cpu中正在执行的进程(process A)被移出(suspend),cpu中当前进程的相关信息写到需要移除的进程的进程描述符(task_strut)中,下一个进程(process B)被内核读取(该过程称为resume，恢复)到cpu中, 注意：进程的切换也是必须由内核来执行的。进程的切换就是通过用户空间和内核模式的不断切换来完成的。进程切换=CPU加载上下文+CPU执行+CPU保存上下文
调度触发的时机
当前进程进入非可执行状态
抢占
- 进程用完了时间片
- 出现优先级更高的进程，会被影响而唤醒。
内核在响应时钟中断的过程中，发现当前进程的时间片已经用完
内核在响应时钟中断的过程中，发现优先级更高的进程所等待的外部资源是可用的，于是唤醒它。
其他相关
内核抢占
- 理想情况下，只要满足了出现优先级更高的进程这个条件，当前进程就应该被立刻抢占。但是就像多线程程序需要使用锁来保护临界区资源一样，内核中也有很多这样的临界区，来保证一些程序不给抢占。或者是处于效率考虑。
- Linux2.4不支持内核抢占，进程在内核态是不允许抢占的，只有返回用户态时会触发调整。
- Linux2.6支持内核抢占，但是很多地方为了保护临界区资源而临时性的禁用抢占。
SMP调度下的负载均衡问题
多处理器下，每个CPU都有对应的可执行队列，但是一个可执行状态的进程同一时刻只能存在于一个可执行队列中。
问题
- 每个CPU可执行队列中进程数目不均衡的时候，要怎么调整，什么时候算作是不均衡，需要调整？
- CPU之间的关系，两个CPU之间，是不是相互独立的，cache可以共享吗？或者，是不是由同一个物理CPU通过超线程技术虚拟出来的
- 反正就是乱七八糟的就是了。。。。。
优先级继承
假如有一个进程A，因为要进入临界区，但是临界区有了B，而在等待睡眠，直到B退出临界区后，进程A才会被唤醒。
可能存在这么一种情况，A的优先级很高，而B的优先级很低，B进入了临界区，但是却给其他优先级高于B低于A的进程C抢占，A就等不到运行，此时叫做优先级反转。此时会通过以下方法解决:在A开始等待的时候，将A的优先级赋给B，直到B退出临界区后恢复其原本的优先级。
这就是优先级继承。
中断处理程序的优化
正常来说，中断处理程序处于一个不可调度的上下文中，CPU响应硬件中断自动跳转到内核设定的中断处理程序去执行，再到处理程序执行完。这整个过程中是不能被抢占的。
一个进程如果被抢占了，可以通过保存在它的进程控制块（task_struct）中的信息，在之后的某个时间恢复它的运行，而中断上下文是没有task_struct的，所以是不可能杯抢占的。
也就是说，中断程序的伪优先级比任何进程要高，但是呢在实际中，某些实时进程会拥有比中断进程更高的优先级。所以在一些系统中，会给中断处理程序赋予task_struct以及优先级。但是会影响一些性能，但是却能保证实时。
调度程序的效率问题
优先级明确了哪个进程应该被调度执行，而调度程序还要关心效率问题，因为会被频繁的执行，所以效率很重要的。
所以，调度程序，如何来获得应该被执行的程序，就是一个问题了。
在Linux2.4，可执行状态的进程会被放在一个链表中，每次调度，扫描整个链表，以找出最优的那个进程来运行，复杂度为O(N)
在Linux2.6早期，可执行状态的进车功能会被挂载N（N=140）个链表中，每一个链表代表一个优先级，系统支持多少个优先级就有多少个链表。每次调度，调度程序只需要从第一个不为空的链表中取出链表头的进程即可。复杂度为O(1).
而在现在Linux2.6的版本中，可执行状态的进程会按照优先级顺序被挂载一个红黑树上，每次调度，找出树中优先级最高的那个进程。复杂度为O(LogN)
只是为了公平
第一种是基于空间换时间的策略，在一组数目不大的链表中来实现的，这样子优先级的取值范围很小（大了会浪费太多空间），区分度不大不能满足公平性的需求，而使用红黑树对优先级的取值没有限制，区分度可以更高。而且在同等情况下，140个优先级，O(LogN)的复杂度也不会太差。
处理机的三级调度
- 作业调度(高级调度)
- 内存调度(中级调度)
- 进程调度(低级调度)
作业调度从外存的后备队列中选择一批作业进入内存，为它们建立进程，这些进程被送入就绪队列，进程调度从就绪队列中选出一个进程，并把其状态改为运行状态，把CPU分配给它。中级调度是为了提高内存的利用率，系统将那些暂时不能运行的进程挂起来。当内存空间宽松时，通过中级调度选择具备运行条件的进程，将其唤醒。
- 作业调度为进程活动做准备，进程调度使进程正常活动起来，中级调度将暂时不能运行的进程挂起，中级调度处于作业调度和进程调度之间。
- 作业调度次数少，中级调度次数略多，进程调度频率最高。
- 进程调度是最基本的，不可或缺。
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进程是执行中一段程序，即一旦程序被载入到内存中并准备执行，它就是一个进程。进程是表示资源分配的的基本概念，又是调度运行的基本单位，是系统中的并发执行的单位。
线程：单个进程中执行中每个任务就是一个线程。线程是进程中执行运算的最小单位。
换句话说，进程线程都是对CPU工作时间段的描述（通过task_struct)。
而在Linux系统运行中，程序对应的进程是怎么被创建，被管理，被切换，被调度的呢？
进程的组成，创建，状态机
进程的组成，创建
所有进程都会有一个共同的父进程，PID为1的init(systemd)进程，它是内核引导后启动的第一个进程，主要用来执行一些开机初始化脚本和监视进程，读取配置文件/etc/inittab，永远不会停止。必要的时候可以作为参照。如果某个进程突然成为游离进程(其父进程终止了)，此时，这个进程会将init进程作为参照，作为它们的父进程，然后gg。
父进程死了它的子进程也会死。可以通过pstree查看系统内正在运行的各个进程的之间的继承关系。
inittab 是一个不可执行的文本文件，每行的基本格式为:id:runlevels:action:process
- id: 1-2个字符，配置行的唯一标识，不能重复。
- runlevels: 配置行适用的运行级别，可以填入多个运行级别，如12345或者35。
- 0: 关机
- 1: 单用户字符界面
- 2: 不具备网络文件系统(NFS)功能的多用户文字界面
- 3: 具备网络功能的多用户字符界面
- 4: 保留
- 5: 具有网络功能的图形用户界面
- 6: 重新启动系统
- action: 表示init的行为，行为表略。
- process: 为init执行的进程，这些进程都保存在/etc/rcX.d/中，其中X代表运行级别，rc程序接受参数X，然后执行/etc/rcX.d/下面的程序。
- 这些程序其实都是符号链接，以S打头的表示启动该程序，而以K打头的标识终止该程序，后面的数字标识执行顺序，越小越先执行，剩下的标识程序名。
- 系统启动或者切换到该运行级别时会执行以S打头的程序，系统切换到其他运行级别是会终止以K打头的程序。
- 可以通过chkconfig程序进行管理
init程序也是一个进程，和普通进程拥有一样的属性，比如修改了/etc/inittab，想要立即生效，可以通过运行kill -SIGHUP 1来实现，也可以通过init q来实现。
kill命令的工作原理是：向Linux系统的内核发送一个系统操作信号和某个程序的进程标识号，然后系统内核就可以对进程标识号指定的进程进行操作。
在Linux内核中，进程通过一个双向链表来进行管理，每一个进程包含一个进程描述符(task_struct)
进程描述符
- 当把一个程序加载到内存当中，此时，这个时候就有了进程，关于进程，有一个相关的叫做进程控制块（PCB），这个是系统为了方便进行管理进程所设置的一个数据结构，通过PCB，就可以记录进程的特征以及一些信息。 内核当中使用进程描述符task_struct。 这个task_struct就是一个定义的一个结构体，通过这个结构体，可以对进程的所有的相关的信息进行维护，对进程进行管理。
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进程的组成
- 程序读取的上下文，表示程序读取执行的状态
- 程序当前执行的目录
- 程序服务的文件与目录
- 程序访问的权限
- 内存和其他分配给进程的系统资源
进程的创建
进程总是通过fork系列的系统调用来创建的，最终都是调用do_fork函数，只是参数上的不同而已
fork(do_fork(CLONE_SIGCHLD, …))
- fork创建一个进程时，子进程只是完全复制父进程的资源，复制出来的子进程有自己的task_struct结构和pid,但却复制父进程其它资源（用户空间、文件描述符集）。
- 采用cow(copy on write)写时复制来降低系统调用的开销。
- 一次返回两个值，对于父进程，是子程序的pid，而对于子程序，成功状态下是0。
- 在fork之后，子进程会获得父进程的数据段，堆栈段的副本，而代码段则是共享的。
clone(do_fork(CLONE_VM|CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGCHLD, …))
- fork()是全部复制，vfork()是共享内存，而clone()是则可以将父进程资源有选择地复制给子进程，前两者都是不带参数的，后者有参数clone_flags。
vfork(do_fork(CLONE_VFORK|CLONE_VM|CLONE_SIGCHLD, …))
vfork系统调用不同于fork，用vfork创建的子进程与父进程共享地址空间，也就是说子进程完全运行在父进程的地址空间上，如果这时子进程修改了某个变量，这将影响到父进程。
vfork也是在父进程中返回子进程的进程号，在子进程中返回0。
用 vfork创建子进程后，父进程会被阻塞直到子进程调用exec(exec，将一个新的可执行文件载入到地址空间并执行之)或exit。
vfork的好处是在子进程被创建后往往仅仅是为了调用exec执行另一个程序，因为它就不会对父进程的地址空间有任何引用，所以对地址空间的复制是多余的 ，因此通过vfork共享内存可以减少不必要的开销。
三者的区别
- 拷贝内容
- 访问次序控制
- fork不对父子进程的执行次序进行任何限制，运行顺序由内核的调度算法决定。
- vfork调用后，子进程先运行，父进程挂起，直到子进程调用了exec或者exit后，父子进程的执行次序才不再有限制。
- clone中有标志CLONE_VFORK来决定子进程在运行是父进程是阻塞的还是运行的，如果没有设置，则同时进行，设置了，与fork一样。
CLONE_VM标识：表示共享地址空间（变量等）
CLONE_FILES标志：表示共享文件描述符表
CLONE_VFORK标识：标识父进程会被阻塞，子进程会把父进程的地址空间锁住，直到子进程退出或执行exec时才释放该锁
SIGCHLD标识：共享信号
内核也可以通过kernel_thread函数来创建内核进程
Linux 进程状态机
- 虽然进程的状态有好多种，但是进程状态的变迁只有两个方向，从TASK_RUNNING到非TASK_RUNNING，或者相反。总之，进程状态的转换必然会经过TASK_RUNNING，不可能在两个非RUN状态直接转换。
- 进程从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态，是由别的进程（也可能是中断处理程序）执行唤醒操作来实现的。执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING，然后将其task_struct结构加入到某个CPU的可执行队列中。于是被唤醒的进程将有机会被调度执行。
- 进程从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态，有两种途径。
- 响应信号而进入TASK_STOPED状态，或者TASK_DEAD状态
- 执行程序主动进入TASK_INTERRUPTIBLE状态（如nanosleep调用)，或者是TASK_DEAD状态（如exit系统调用)，另一方面，也有可能是由于执行系统调用需要的资源得不到满足，而进入TASK_INTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。
- 可以通过ps命令来查看系统中存在的进程，以及它们的状态。
- 系统中绝大部分进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，因为CPU也就那么几个，所以绝大部分进程都处于睡眠状态。
- TASK_UNINTERRUPTIBLE，不可中断的睡眠状态，指该进程不接受异步信号，如kill -9无法杀死该类进程，这种状态的意义在于，内核中的某些处理流程是不能被打断的，如果响应了异步信号，程序的执行流程中就会给插入了一段处理异步信号的流程（可能只存在于内核态，也可能会延伸到用户态）于是乎，原有的流程就给中断了。 而且，一般系统进程中存在于这个状态的进程是非常少，而且正常来说，都是非常短暂的，基本无法察觉得到的。其实通过vfork调用后，父进程就是处于一种TASK_UNINTERRUPTIBLE的状态，知道子进程调用exec或者exit。
- TASK_STOPPED 或者 TASK_TRACED，暂停状态或跟踪状态。
- 向某个进程发送SIGSTOP信号或者SIGCONT信号可以进入TASK_STOPPED或者恢复到TASK_RUNNING。
- TASK_TRACED状态一般只发生在该进程被调试暂停的时候，该进程停下来，等待跟踪它的进程对其进行操作，TASK_TRACED状态下的进程不响应SIGCONT信号，只能是调试它的进程来恢复它，或者调试进程退出时也会恢复。
- TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE，退出状态，进程成为僵尸进程。
- 进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态，在退出过程中，进程所占有的资源将会被回收，除了task_struct结构(以及少数资源)，也就是说，进程表只存在这个进程对应的task_struct这个空壳，所以叫做僵尸，由父进程负责收集，收尸。从这个尸体(task_struct)中可以得到很多有用的信息，如子进程的退出码，一些统计信息（虽然内核也可以吧这些信息保存在其他的地方，但是不这么做）。父进程可以通过wait系列的系统调用来等待子进程的退出，然后获取退出信息，然后wait系列的系统调用会清理尸体(task_struct)。
- 子进程在退出的时候，内核会给父进程发送一个信号(SIGCHLD)来通知父进程过来收尸。
- 进程可以通过调用exit来进入该状态。
- TASK_DEAD - EXIT_DEAD，退出状态，进程即将给销毁。
- 进程也有可能不会经历TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE状态而直接销毁。如detach过的进程，SIGCHLD信号的handle为SIG_IGN，忽略了SIGCHLD信号。
进程的调度
无论是在批处理系统还是分时系统中，用户进程数一般都多于处理机数、这将导致它们互相争夺处理机。另外，系统进程也同样需要使用处理机。这就要求进程调度程序按一定的策略，动态地把处理机分配给处于就绪队列中的某一个进程，以使之执行。这就是进程调度。
当cpu中正在执行的进程(process A)被移出(suspend),cpu中当前进程的相关信息写到需要移除的进程的进程描述符(task_strut)中,下一个进程(process B)被内核读取(该过程称为resume，恢复)到cpu中, 注意：进程的切换也是必须由内核来执行的。进程的切换就是通过用户空间和内核模式的不断切换来完成的。进程切换=CPU加载上下文+CPU执行+CPU保存上下文
Linux 进程调度的目标
- 高效性: 高效性意味着在相同时间下要完成更多的任务。调度程序会被频繁的执行，所以调度程序要尽可能的高效。
- 加强交互性能: 在系统相当的负载下，也要保证系统的响应时间。
- 保证公平和避免饥渴
- SMP调度: 调度程序必须支持多处理系统。
- 软实时调度: 系统必须有效的调用实时进程，但不保证一定满足其要求。
Linux 进程优先级
任何时候，实时进程的优先级都高于普通进程，实时进程只会被更高级的实时进程抢占
Linux 进程调度
实时进程调度
实时进程，只有静态优先级，因为内核不会根据休眠等因素对其静态优先级做调整，范围是在0 - MAX_RT_PRIO - 1 之间。而nice值，影响的优先级在MAX_RT_PRIO - MAX_RT_PRIO + 40之间的进程。
MAX_RT_PRIO: 默认配置为100.
不同于普通进程，实时进程高的进程总是先于优先级低的进程执行，直到实时优先级高的实时进程无法执行，实时进程总是被认为处于活动状态。
如果有数个进程相同的实时进程，那么系统会按照进程在队列上的顺序选择进程。
例如CPU运行实时进程A的实时优先级为a，而此时有一个实时优先级为b的实时进程B进入可运行状态，那么只要b > a，系统将会中断A的执行，而优先执行B，直到B无法执行。
调度策略
- FIFO 的进程，意味着只有当前进程执行完毕才会轮到其他进程执行。
- RR 的进程，内核会为进程分配时间片，一旦时间片消耗完毕，内核会将该进程置于进程队列的末尾，然后运行其他相同优先级别的进程，如果没有其他相同优先级的进程，则该进程会继续执行。
对于实时进程，高优先级别的进程执行到无法执行了，才会轮到低优先级别的进程执行。
非实时进程调度
Linux 对于普通进程，根据动态优先级进行调整，而动态优先级是由静态优先级(static_prio)调整而来的。 静态优先级是用户不可见的，隐藏在内核中，而内核会给用户一个可以影响静态优先级的接口，那就是nice值。
static_prio = MAX_RT_PRIO + nice + 20
nice 值与静态优先级的关系如上所示。nice值的范围是-20 - 19之间，所以静态优先级范围在100 - 139之间。
普通进程的动态优先级越低，优先越高，与实时进程相反，也就是说，nice的值越大，优先级越低。
进程时间片是完全依赖于static_prio 定制的，如下所示
$$
base\ time\ quantum(ms) =
\begin{cases}
(140 - \text{static_prio})\times20, \text{static_prio < 120}\
(140 - \text{static_prio})\times20, \text{static_prio } \ge \text{ 120}
\end{cases}
$$
进程调度的其他因素
系统在调度进程的时候，还会考虑其他因素，进而来计算出一个叫进程动态优先级的东西，基于这个来实施调度。
进程属性
- 交互式进程(I/O密集型，等待IO，对cpu的需求量小)
- 批处理进程(CPU密集型)
- 实时进程
分配策略
不仅要考虑静态优先级，也要考虑进程的属性，如果进程是属于交互式进程，那么可以适当的调高它的优先级，使得界面反应更加迅速，从而提高用户体验。
交互式进程可以从一个平均睡眠时间来进行判断，如果进程过去睡眠的时间越多，则越有可能属于交互式进程。则系统在调度的时候，会给该进程更多的奖励(bonus)，以便该进程有更多的时间能够执行。奖励(bonus)的范围为0 - 10。
睡眠和CPU耗时反应了进程IO密集和CPU密集两大瞬时特点，不同时期，一个进程可能即是CPU密集型也是IO密集型进程。对于表现为IO密集的进程，应该经常运行，但每次时间片不要太长。对于表现为CPU密集的进程，CPU不应该让其经常运行，但每次运行时间片要长。交互进程为例，假如之前其其大部分时间在于等待CPU，这时为了调高相应速度，就需要增加奖励分。另一方面，如果此进程总是耗尽每次分配给它的时间片，为了对其他进程公平，就要增加这个进程的惩罚分数。
系统会严格按照动态优先级高低的顺序安排进程执行。动态优先级高的进程进入运行状态，或者时间片消耗完毕后才会轮到动态优先级低的进程执行。
动态优先级的计算主要考虑两个因素
- 静态优先级(static_prio)
- 平均睡眠时间(bonus)
计算公式如下
$$
\text{dynamic_prio} = max{100,\ min{static_prio- bonus+5,\ 139} }
$$Linux2.6在计算的时候有空间换时间的策略，从而保证最优进程能够在O(1)的时间内完成。
CFS 的virtutime机制。
进程切换 (Context switch)
当cpu中正在执行的进程(process A)被移出(suspend),cpu中当前进程的相关信息写到需要移除的进程的进程描述符(task_strut)中,下一个进程(process B)被内核读取(该过程称为resume，恢复)到cpu中, 注意：进程的切换也是必须由内核来执行的。进程的切换就是通过用户空间和内核模式的不断切换来完成的。进程切换=CPU加载上下文+CPU执行+CPU保存上下文
调度触发的时机
当前进程进入非可执行状态
抢占
- 进程用完了时间片
- 出现优先级更高的进程，会被影响而唤醒。
内核在响应时钟中断的过程中，发现当前进程的时间片已经用完
内核在响应时钟中断的过程中，发现优先级更高的进程所等待的外部资源是可用的，于是唤醒它。
其他相关
内核抢占
- 理想情况下，只要满足了出现优先级更高的进程这个条件，当前进程就应该被立刻抢占。但是就像多线程程序需要使用锁来保护临界区资源一样，内核中也有很多这样的临界区，来保证一些程序不给抢占。或者是处于效率考虑。
- Linux2.4不支持内核抢占，进程在内核态是不允许抢占的，只有返回用户态时会触发调整。
- Linux2.6支持内核抢占，但是很多地方为了保护临界区资源而临时性的禁用抢占。
SMP调度下的负载均衡问题
多处理器下，每个CPU都有对应的可执行队列，但是一个可执行状态的进程同一时刻只能存在于一个可执行队列中。
问题
- 每个CPU可执行队列中进程数目不均衡的时候，要怎么调整，什么时候算作是不均衡，需要调整？
- CPU之间的关系，两个CPU之间，是不是相互独立的，cache可以共享吗？或者，是不是由同一个物理CPU通过超线程技术虚拟出来的
- 反正就是乱七八糟的就是了。。。。。
优先级继承
假如有一个进程A，因为要进入临界区，但是临界区有了B，而在等待睡眠，直到B退出临界区后，进程A才会被唤醒。
可能存在这么一种情况，A的优先级很高，而B的优先级很低，B进入了临界区，但是却给其他优先级高于B低于A的进程C抢占，A就等不到运行，此时叫做优先级反转。此时会通过以下方法解决:在A开始等待的时候，将A的优先级赋给B，直到B退出临界区后恢复其原本的优先级。
这就是优先级继承。
中断处理程序的优化
正常来说，中断处理程序处于一个不可调度的上下文中，CPU响应硬件中断自动跳转到内核设定的中断处理程序去执行，再到处理程序执行完。这整个过程中是不能被抢占的。
一个进程如果被抢占了，可以通过保存在它的进程控制块（task_struct）中的信息，在之后的某个时间恢复它的运行，而中断上下文是没有task_struct的，所以是不可能杯抢占的。
也就是说，中断程序的伪优先级比任何进程要高，但是呢在实际中，某些实时进程会拥有比中断进程更高的优先级。所以在一些系统中，会给中断处理程序赋予task_struct以及优先级。但是会影响一些性能，但是却能保证实时。
调度程序的效率问题
优先级明确了哪个进程应该被调度执行，而调度程序还要关心效率问题，因为会被频繁的执行，所以效率很重要的。
所以，调度程序，如何来获得应该被执行的程序，就是一个问题了。
在Linux2.4，可执行状态的进程会被放在一个链表中，每次调度，扫描整个链表，以找出最优的那个进程来运行，复杂度为O(N)
在Linux2.6早期，可执行状态的进车功能会被挂载N（N=140）个链表中，每一个链表代表一个优先级，系统支持多少个优先级就有多少个链表。每次调度，调度程序只需要从第一个不为空的链表中取出链表头的进程即可。复杂度为O(1).
而在现在Linux2.6的版本中，可执行状态的进程会按照优先级顺序被挂载一个红黑树上，每次调度，找出树中优先级最高的那个进程。复杂度为O(LogN)
只是为了公平
第一种是基于空间换时间的策略，在一组数目不大的链表中来实现的，这样子优先级的取值范围很小（大了会浪费太多空间），区分度不大不能满足公平性的需求，而使用红黑树对优先级的取值没有限制，区分度可以更高。而且在同等情况下，140个优先级，O(LogN)的复杂度也不会太差。
处理机的三级调度
- 作业调度(高级调度)
- 内存调度(中级调度)
- 进程调度(低级调度)
作业调度从外存的后备队列中选择一批作业进入内存，为它们建立进程，这些进程被送入就绪队列，进程调度从就绪队列中选出一个进程，并把其状态改为运行状态，把CPU分配给它。中级调度是为了提高内存的利用率，系统将那些暂时不能运行的进程挂起来。当内存空间宽松时，通过中级调度选择具备运行条件的进程，将其唤醒。
- 作业调度为进程活动做准备，进程调度使进程正常活动起来，中级调度将暂时不能运行的进程挂起，中级调度处于作业调度和进程调度之间。
- 作业调度次数少，中级调度次数略多，进程调度频率最高。
- 进程调度是最基本的，不可或缺。
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