在 Linux 的世界里，進(jìn)程就像是一個(gè)個(gè)充滿活力的 “小生命”，它們是程序的執(zhí)行實(shí)例，承載著程序在系統(tǒng)中的運(yùn)行使命。簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)，當(dāng)你在 Linux 系統(tǒng)中啟動(dòng)一個(gè)程序時(shí)，系統(tǒng)就會(huì)為這個(gè)程序創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程，這個(gè)進(jìn)程包含了程序運(yùn)行所需的各種資源和環(huán)境信息，如內(nèi)存空間、文件描述符、CPU 時(shí)間等?？梢哉f(shuō)，進(jìn)程是程序在運(yùn)行時(shí)的具體體現(xiàn)，是操作系統(tǒng)進(jìn)行資源分配和調(diào)度的基本單位。

每個(gè)進(jìn)程都有自己的 “身份標(biāo)識(shí)”，也就是進(jìn)程 ID（PID），系統(tǒng)通過(guò) PID 來(lái)唯一地識(shí)別和管理進(jìn)程，就像每個(gè)人都有一個(gè)獨(dú)一無(wú)二的身份證號(hào)碼一樣 。同時(shí)，進(jìn)程還有自己的內(nèi)存空間，包括代碼、數(shù)據(jù)和堆棧等。通過(guò)這些內(nèi)存空間，進(jìn)程可以在其生命周期內(nèi)存儲(chǔ)狀態(tài)和數(shù)據(jù)，并與其他進(jìn)程進(jìn)行通信。 進(jìn)程還有不同的狀態(tài)，如運(yùn)行、阻塞、就緒等，這些狀態(tài)反映了進(jìn)程當(dāng)前的執(zhí)行情況和資源需求。打個(gè)比方，運(yùn)行狀態(tài)的進(jìn)程就像是正在賽道上全力奔跑的運(yùn)動(dòng)員；阻塞狀態(tài)的進(jìn)程則像是在等待某個(gè)條件滿足（比如等待數(shù)據(jù)讀取完成）而暫時(shí)停下腳步的運(yùn)動(dòng)員；就緒狀態(tài)的進(jìn)程就像是已經(jīng)做好起跑準(zhǔn)備，等待裁判發(fā)令的運(yùn)動(dòng)員 。

一、Linux進(jìn)程是什么？

進(jìn)程（Process）是指計(jì)算機(jī)中已運(yùn)行的程序，是系統(tǒng)進(jìn)行資源分配和調(diào)度的基本單位，是操作系統(tǒng)結(jié)構(gòu)的基礎(chǔ)。在早期面向進(jìn)程設(shè)計(jì)的計(jì)算機(jī)結(jié)構(gòu)中，進(jìn)程是程序的基本執(zhí)行實(shí)體；在當(dāng)代面向線程設(shè)計(jì)的計(jì)算機(jī)結(jié)構(gòu)中，進(jìn)程是線程的容器。進(jìn)程是程序真正運(yùn)行的實(shí)例，若干進(jìn)程可能與同一個(gè)程序相關(guān)，且每個(gè)進(jìn)程皆可以同步或異步的方式獨(dú)立運(yùn)行。

• 狹義定義：進(jìn)程是正在運(yùn)行的程序的實(shí)例。
• 廣義定義：進(jìn)程是一個(gè)具有一定獨(dú)立功能的程序關(guān)于某個(gè)數(shù)據(jù)集合的一次運(yùn)行活動(dòng)。它是操作系統(tǒng)動(dòng)態(tài)執(zhí)行的基本單元，在傳統(tǒng)的操作系統(tǒng)中，進(jìn)程既是基本的分配單元，也是基本的執(zhí)行單元。

進(jìn)程的概念主要有兩點(diǎn)：第一，進(jìn)程是一個(gè)實(shí)體。每一個(gè)進(jìn)程都有它自己的地址空間，一般情況下，包括文本區(qū)域（text region）、數(shù)據(jù)區(qū)域（data region）和堆棧（stack region）。文本區(qū)域存儲(chǔ)處理器執(zhí)行的代碼；數(shù)據(jù)區(qū)域存儲(chǔ)變量和進(jìn)程執(zhí)行期間使用的動(dòng)態(tài)分配的內(nèi)存；堆棧區(qū)域存儲(chǔ)著活動(dòng)過(guò)程調(diào)用的指令和本地變量。第二，進(jìn)程是一個(gè)“執(zhí)行中的程序”。程序是一個(gè)沒有生命的實(shí)體，只有處理器賦予程序生命時(shí)（操作系統(tǒng)執(zhí)行之），它才能成為一個(gè)活動(dòng)的實(shí)體，我們稱其為進(jìn)程。

1.1描述進(jìn)程PCB

進(jìn)程：資源的封裝單位，linux用一個(gè)PCB來(lái)描述進(jìn)程，即task_struct， 其包含mm,fs,files,signal…

(1)root目錄，是一個(gè)進(jìn)程概念，不是系統(tǒng)概念

apropos chroot
man chroot 2

將分區(qū)/dev/sda5掛載到/mnt/a，調(diào)用chroot，改變r(jià)oot目錄，當(dāng)前進(jìn)程下的文件b.txt即位于當(dāng)前進(jìn)程的根目錄。

(2)fd也是進(jìn)程級(jí)概念

(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ ls fd -l

總用量 0

lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 0 -> /dev/pts/19
lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 1 -> /dev/pts/19
lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 2 -> /dev/pts/19

(3)pid，系統(tǒng)全局概念

Linux總的PID是有限的，用完P(guān)ID

: ( ) { : ∣ : & } ; : :()\{:|:\&\};::(){:∣:&};:

每個(gè)用戶的PID也是有限的

• ulimit -u 最大進(jìn)程數(shù)
• ulimit –a

(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ cat /proc/sys/kernel/pid_max

1.2 task_ struct內(nèi)容分類

在進(jìn)程執(zhí)行時(shí)，任意給定一個(gè)時(shí)間，進(jìn)程都可以唯一的被表征為以下元素：

• 標(biāo)示符: 描述本進(jìn)程的唯一標(biāo)示符，?用來(lái)區(qū)別其他進(jìn)程。
• 狀態(tài): 任務(wù)狀態(tài)，退出代碼，退出信號(hào)等。
• 優(yōu)先級(jí): 相對(duì)于其他進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)。
• 程序計(jì)數(shù)器: 程序中即將被執(zhí)行的下一條指令的地址。
• 內(nèi)存指針: 包括程序代碼和進(jìn)程相關(guān)數(shù)據(jù)的指針，還有和其他進(jìn)程共享的內(nèi)存塊的指針
• 上下文數(shù)據(jù): 進(jìn)程執(zhí)行時(shí)處理器的寄存器中的數(shù)據(jù)
• I／O狀態(tài)信息: 包括顯?示的I/O請(qǐng)求,分配給進(jìn)程的I／O設(shè)備和被進(jìn)程使用的文件列表。
• 記賬信息: 可能包括處理器時(shí)間總和，使用的時(shí)鐘數(shù)總和，時(shí)間限制，記賬號(hào)等。

1.3Linux進(jìn)程的組織方式

linux里的多個(gè)進(jìn)程，其實(shí)就是管理多個(gè)task_struct，那他們是怎么組織聯(lián)系的呢？

組織task_struct的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：

• a.鏈表，遍歷進(jìn)程
• b.樹：方便查找父子相關(guān)進(jìn)程
• c.哈希表：用于快速查找

用三種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)管理task_struct，以空間換時(shí)間。父進(jìn)程監(jiān)控子進(jìn)程，linux總是白發(fā)人送黑發(fā)人。父進(jìn)程通過(guò)wait，讀取task_struct的退出碼，得知進(jìn)程死亡原因。并且清理子進(jìn)程尸體。

Android/或者服務(wù)器，都會(huì)用由父進(jìn)程監(jiān)控子進(jìn)程狀態(tài)，適時(shí)重啟等；

1.4進(jìn)程的狀態(tài)和轉(zhuǎn)換

(1)五種狀態(tài)

進(jìn)程在其生命周期內(nèi)，由于系統(tǒng)中各進(jìn)程之間的相互制約關(guān)系及系統(tǒng)的運(yùn)行環(huán)境的變化，使得進(jìn)程的狀態(tài)也在不斷地發(fā)生變化（一個(gè)進(jìn)程會(huì)經(jīng)歷若干種不同狀態(tài)）。通常進(jìn)程有以下五種狀態(tài)，前三種是進(jìn)程的基本狀態(tài)。

1. 運(yùn)行狀態(tài)：進(jìn)程正在處理機(jī)上運(yùn)行。在單處理機(jī)環(huán)境下，每一時(shí)刻最多只有一個(gè)進(jìn)程處于運(yùn)行狀態(tài)。
2. 就緒狀態(tài)：進(jìn)程已處于準(zhǔn)備運(yùn)行的狀態(tài)，即進(jìn)程獲得了除處理機(jī)之外的一切所需資源，一旦得到處理機(jī)即可運(yùn)行。
3. 阻塞狀態(tài)，又稱等待狀態(tài)：進(jìn)程正在等待某一事件而暫停運(yùn)行，如等待某資源為可用（不包括處理機(jī)）或等待輸入/輸出完成。即使處理機(jī)空閑，該進(jìn)程也不能運(yùn)行。
4. 創(chuàng)建狀態(tài)：進(jìn)程正在被創(chuàng)建，尚未轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài)。創(chuàng)建進(jìn)程通常需要多個(gè)步驟：首先申請(qǐng)一個(gè)空白的PCB，并向PCB中填寫一些控制和管理進(jìn)程的信息；然后由系統(tǒng)為該進(jìn)程分 配運(yùn)行時(shí)所必需的資源；最后把該進(jìn)程轉(zhuǎn)入到就緒狀態(tài)。
5. 結(jié)束狀態(tài)：進(jìn)程正從系統(tǒng)中消失，這可能是進(jìn)程正常結(jié)束或其他原因中斷退出運(yùn)行。當(dāng)進(jìn)程需要結(jié)束運(yùn)行時(shí)，系統(tǒng)首先必須置該進(jìn)程為結(jié)束狀態(tài)，然后再進(jìn)一步處理資源釋放和 回收等工作。

注意區(qū)別就緒狀態(tài)和等待狀態(tài)：就緒狀態(tài)是指進(jìn)程僅缺少處理機(jī)，只要獲得處理機(jī)資源就立即執(zhí)行；而等待狀態(tài)是指進(jìn)程需要其他資源（除了處理機(jī)）或等待某一事件。之所以把處理機(jī)和其他資源劃分開，是因?yàn)樵诜謺r(shí)系統(tǒng)的時(shí)間片輪轉(zhuǎn)機(jī)制中，每個(gè)進(jìn)程分到的時(shí)間片是若干毫秒。

也就是說(shuō)，進(jìn)程得到處理機(jī)的時(shí)間很短且非常頻繁，進(jìn)程在運(yùn)行過(guò)程中實(shí)際上是頻繁地轉(zhuǎn)換到就緒狀態(tài)的；而其他資源（如外設(shè)）的使用和分配或者某一事件的發(fā)生（如I/O操作的完成）對(duì)應(yīng)的時(shí)間相對(duì)來(lái)說(shuō)很長(zhǎng)，進(jìn)程轉(zhuǎn)換到等待狀態(tài)的次數(shù)也相對(duì)較少。這樣來(lái)看，就緒狀態(tài)和等待狀態(tài)是進(jìn)程生命周期中兩個(gè)完全不同的狀態(tài)，很顯然需要加以區(qū)分。

(2)狀態(tài)轉(zhuǎn)換

1. 就緒狀態(tài) -> 運(yùn)行狀態(tài)：處于就緒狀態(tài)的進(jìn)程被調(diào)度后，獲得處理機(jī)資源（分派處理機(jī)時(shí)間片），于是進(jìn)程由就緒狀態(tài)轉(zhuǎn)換為運(yùn)行狀態(tài)。
2. 運(yùn)行狀態(tài) -> 就緒狀態(tài)：處于運(yùn)行狀態(tài)的進(jìn)程在時(shí)間片用完后，不得不讓出處理機(jī)，從而進(jìn)程由運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)。此外，在可剝奪的操作系統(tǒng)中，當(dāng)有更高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程就 、 緒時(shí)，調(diào)度程度將正執(zhí)行的進(jìn)程轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)，讓更高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程執(zhí)行。
3. 運(yùn)行狀態(tài) -> 阻塞狀態(tài)：當(dāng)進(jìn)程請(qǐng)求某一資源（如外設(shè)）的使用和分配或等待某一事件的發(fā)生（如I/O操作的完成）時(shí)，它就從運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)換為阻塞狀態(tài)。進(jìn)程以系統(tǒng)調(diào)用的形式請(qǐng)求操作系統(tǒng)提供服務(wù)，這是一種特殊的、由運(yùn)行用戶態(tài)程序調(diào)用操作系統(tǒng)內(nèi)核過(guò)程的形式。
4. 阻塞狀態(tài) -> 就緒狀態(tài)：當(dāng)進(jìn)程等待的事件到來(lái)時(shí) ，如I/O操作結(jié)束或中斷結(jié)束時(shí)，中斷處理程序必須把相應(yīng)進(jìn)程的狀態(tài)由阻塞狀態(tài)轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)。

二、Linux進(jìn)程的創(chuàng)建

在 Linux 中，有多種方式可以創(chuàng)建進(jìn)程，其中最常見的兩種方式是：通過(guò)運(yùn)行可執(zhí)行程序來(lái)創(chuàng)建進(jìn)程，以及使用系統(tǒng)調(diào)用接口來(lái)創(chuàng)建進(jìn)程 。當(dāng)我們?cè)诿钚兄休斎胍粋€(gè)可執(zhí)行程序的名稱并按下回車鍵時(shí)，系統(tǒng)就會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程來(lái)運(yùn)行這個(gè)程序。例如，當(dāng)我們輸入 “l(fā)s” 命令時(shí)，系統(tǒng)會(huì)創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程來(lái)執(zhí)行 “l(fā)s” 程序，該進(jìn)程會(huì)讀取當(dāng)前目錄下的文件和目錄信息，并將其顯示在終端上 。這種方式創(chuàng)建進(jìn)程非常簡(jiǎn)單直接，我們?cè)谌粘Ｊ褂?Linux 系統(tǒng)時(shí)經(jīng)常會(huì)用到。

另一種常見的方式是使用系統(tǒng)調(diào)用接口，在 Linux 中，最常用的創(chuàng)建進(jìn)程的系統(tǒng)調(diào)用是 fork () 。fork () 函數(shù)就像是一個(gè)神奇的 “分身術(shù)”，它可以從一個(gè)已存在的進(jìn)程（父進(jìn)程）中創(chuàng)建出一個(gè)新的進(jìn)程（子進(jìn)程），這個(gè)新創(chuàng)建的子進(jìn)程幾乎是父進(jìn)程的一個(gè)完全拷貝 。通過(guò)使用 fork () 函數(shù)，我們可以在程序中靈活地創(chuàng)建新的進(jìn)程，實(shí)現(xiàn)多任務(wù)處理等功能。 除此之外，還有一些其他的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)，如 vfork () 和 clone ()，它們也可以用于創(chuàng)建進(jìn)程，不過(guò)它們的使用場(chǎng)景和功能略有不同 。

2.1fork () 函數(shù)

fork函數(shù)的原型非常簡(jiǎn)潔：pid_t fork(void); 。這個(gè)函數(shù)就像是一個(gè)神奇的開關(guān)，當(dāng)它被調(diào)用時(shí)，會(huì)在操作系統(tǒng)中引發(fā)一系列奇妙的變化。它會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程，這個(gè)新進(jìn)程就是子進(jìn)程，而調(diào)用fork的進(jìn)程則是父進(jìn)程。

從實(shí)現(xiàn)原理上看，fork函數(shù)會(huì)復(fù)制父進(jìn)程的幾乎所有資源，包括虛擬地址空間、堆棧、打開的文件描述符等。在虛擬地址空間方面，父子進(jìn)程各自擁有自己獨(dú)立的虛擬地址空間，但它們共享代碼段（因?yàn)榇a段通常是只讀的，不需要為每個(gè)進(jìn)程單獨(dú)復(fù)制一份）。這就好比父子倆住在各自的房子里（虛擬地址空間），但他們共享同一個(gè)圖書館（代碼段） 。

在早期的 Unix 系統(tǒng)中，fork創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)會(huì)直接復(fù)制父進(jìn)程的整個(gè)地址空間，這會(huì)導(dǎo)致大量的內(nèi)存拷貝操作，效率非常低下。后來(lái)引入了寫時(shí)拷貝（Copy-On-Write，COW）技術(shù)，大大提高了fork的效率。寫時(shí)拷貝技術(shù)的原理是，在fork創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)，并不立即復(fù)制父進(jìn)程的地址空間，而是讓父子進(jìn)程共享相同的物理內(nèi)存頁(yè)面。只有當(dāng)其中一個(gè)進(jìn)程試圖修改共享的內(nèi)存頁(yè)面時(shí)，系統(tǒng)才會(huì)為修改的頁(yè)面創(chuàng)建一個(gè)副本，分別分配給父子進(jìn)程。這就好比父子倆一開始共享同一本書（物理內(nèi)存頁(yè)面），當(dāng)其中一個(gè)人想要在書上做筆記（修改內(nèi)存頁(yè)面）時(shí)，才會(huì)復(fù)制一本新的書給他 。

fork () 函數(shù)是 Linux 系統(tǒng)中創(chuàng)建進(jìn)程的核心函數(shù)，它的作用是從一個(gè)已存在的進(jìn)程中創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程 。這個(gè)新創(chuàng)建的進(jìn)程被稱為子進(jìn)程，而原來(lái)的進(jìn)程則被稱為父進(jìn)程 。fork () 函數(shù)的使用非常簡(jiǎn)單，只需要在程序中調(diào)用 fork () 函數(shù)即可。例如：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

int main() {
    pid_t pid;
    pid = fork();
    if (pid == 0) {
        // 子進(jìn)程執(zhí)行的代碼
        printf("這是子進(jìn)程，我的PID是：%d\n", getpid());
    } else if (pid > 0) {
        // 父進(jìn)程執(zhí)行的代碼
        printf("這是父進(jìn)程，我的PID是：%d，我創(chuàng)建的子進(jìn)程的PID是：%d\n", getpid(), pid);
    } else {
        // fork()函數(shù)調(diào)用失敗
        perror("fork");
        return 1;
    }
    return 0;
}

在這個(gè)例子中，我們調(diào)用 fork () 函數(shù)創(chuàng)建了一個(gè)子進(jìn)程。fork () 函數(shù)返回后，會(huì)有兩個(gè)進(jìn)程在執(zhí)行，一個(gè)是父進(jìn)程，一個(gè)是子進(jìn)程 。父進(jìn)程和子進(jìn)程從 fork () 函數(shù)返回后，會(huì)根據(jù) fork () 函數(shù)的返回值來(lái)區(qū)分自己是父進(jìn)程還是子進(jìn)程 。如果返回值為 0，則表示當(dāng)前進(jìn)程是子進(jìn)程；如果返回值大于 0，則表示當(dāng)前進(jìn)程是父進(jìn)程，返回值就是子進(jìn)程的 PID；如果返回值小于 0，則表示 fork () 函數(shù)調(diào)用失敗 。

fork () 函數(shù)在創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)，會(huì)在內(nèi)核中進(jìn)行一系列復(fù)雜的操作 。內(nèi)核會(huì)為子進(jìn)程分配一個(gè)新的進(jìn)程控制塊（PCB），這個(gè) PCB 就像是子進(jìn)程的 “身份證”，里面記錄了子進(jìn)程的各種信息，如進(jìn)程 ID、狀態(tài)、優(yōu)先級(jí)、內(nèi)存映射等 。同時(shí)，內(nèi)核還會(huì)為子進(jìn)程分配獨(dú)立的內(nèi)存空間，包括代碼段、數(shù)據(jù)段、堆棧段等 。不過(guò)，在 Linux 系統(tǒng)中，為了提高效率，子進(jìn)程并不會(huì)立即復(fù)制父進(jìn)程的所有內(nèi)存內(nèi)容，而是采用了一種寫時(shí)復(fù)制（Copy - on - Write，COW）的技術(shù) 。也就是說(shuō)，在子進(jìn)程創(chuàng)建初期，子進(jìn)程和父進(jìn)程共享相同的內(nèi)存頁(yè)面，只有當(dāng)子進(jìn)程或父進(jìn)程對(duì)某個(gè)內(nèi)存頁(yè)面進(jìn)行寫操作時(shí)，系統(tǒng)才會(huì)為寫操作的進(jìn)程復(fù)制一份該內(nèi)存頁(yè)面的副本，從而保證兩個(gè)進(jìn)程的內(nèi)存獨(dú)立性 。

子進(jìn)程創(chuàng)建后，它和父進(jìn)程之間的關(guān)系就像是父子關(guān)系一樣 。子進(jìn)程會(huì)繼承父進(jìn)程的許多屬性和資源，如打開的文件描述符、信號(hào)處理方式、當(dāng)前工作目錄等 。不過(guò)，子進(jìn)程也有一些自己獨(dú)有的屬性，如進(jìn)程 ID、父進(jìn)程 ID 等 。子進(jìn)程的父進(jìn)程 ID 就是創(chuàng)建它的父進(jìn)程的進(jìn)程 ID 。通過(guò)這種父子關(guān)系，系統(tǒng)可以方便地管理和調(diào)度進(jìn)程 。 例如，父進(jìn)程可以通過(guò) wait () 函數(shù)等待子進(jìn)程結(jié)束，并獲取子進(jìn)程的退出狀態(tài)；子進(jìn)程也可以通過(guò) exec () 函數(shù)族來(lái)執(zhí)行一個(gè)新的程序，從而替換自己的代碼和數(shù)據(jù) 。

其他資源大體與fs類似，最復(fù)雜的是mm拷貝，需借助MMU來(lái)完成拷貝；

即寫時(shí)拷貝技術(shù)：

#include <sched.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

int data = 10;

int child_process()
{
	printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
	data = 20;
	printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
	_exit(0);
}

int main(int argc, char* argv[])
{
	int pid;
	pid = fork();
	if(pid==0) {
		child_process();
	}
	else{
		sleep(1);
		printf(“Parent process %d, data %d\n”,getpid(), data);
		exit(0);
	}
	return 0;
}

寫時(shí)拷貝技術(shù)帶來(lái)了很多好處。首先，它節(jié)省了內(nèi)存開銷，因?yàn)樵诖蠖鄶?shù)情況下，父子進(jìn)程在fork之后并不會(huì)立即修改共享的內(nèi)存，所以不需要一開始就復(fù)制大量的內(nèi)存。其次，它提高了進(jìn)程創(chuàng)建的效率，減少了fork操作的時(shí)間開銷 。

第一階段：只有一個(gè)進(jìn)程P1，數(shù)據(jù)段可讀可寫：

第二階段，調(diào)用fork之后創(chuàng)建子進(jìn)程P2，P2完全拷貝一份P1的mm_struct，其指針指向相同地址，即P1/P2虛擬地址，物理地址完全相同，但該內(nèi)存的頁(yè)表地址變?yōu)橹蛔x；

第三階段：當(dāng)P2改寫data時(shí)，子進(jìn)程改寫只讀內(nèi)存，會(huì)引起內(nèi)存缺頁(yè)中斷，在ISR中申請(qǐng)一片新內(nèi)存，通常是4K，把P1進(jìn)程的data拷貝到這4K新內(nèi)存。再修改頁(yè)表，改變虛實(shí)地址轉(zhuǎn)換關(guān)系，使物理地址指向新申請(qǐng)的4K，這樣子進(jìn)程P2就得到新的4K內(nèi)存，并修改權(quán)限為可讀寫，然后從中斷返回到P2進(jìn)程寫data才會(huì)成功。整個(gè)過(guò)程虛擬地址不變，對(duì)應(yīng)用程序員來(lái)說(shuō)，感覺不到地址變化。

誰(shuí)先寫，誰(shuí)申請(qǐng)新物理內(nèi)存；Data=20；這句代碼經(jīng)過(guò)了賦值無(wú)寫權(quán)限，引起缺頁(yè)中斷，申請(qǐng)內(nèi)存，修改頁(yè)表，拷貝數(shù)據(jù)…回到data=20再次賦值，所以整個(gè)執(zhí)行時(shí)間會(huì)很長(zhǎng)。

這就是linux中的寫時(shí)拷貝技術(shù)(copy on write), 誰(shuí)先寫誰(shuí)申請(qǐng)新內(nèi)存，沒有優(yōu)先順序；cow依賴硬件MMU實(shí)現(xiàn)，沒有MMU的系統(tǒng)就沒法實(shí)現(xiàn)cow，也就不支持fork函數(shù),只有vfork;

2.2vfork () 函數(shù)

vfork () 函數(shù)也是 Linux 系統(tǒng)中用于創(chuàng)建進(jìn)程的函數(shù)，它和 fork () 函數(shù)非常相似，但也有一些重要的區(qū)別 。vfork () 函數(shù)創(chuàng)建的子進(jìn)程與父進(jìn)程共享數(shù)據(jù)段，而不是像 fork () 函數(shù)那樣子進(jìn)程拷貝父進(jìn)程的數(shù)據(jù)段 。這意味著在子進(jìn)程調(diào)用 exec () 或 exit () 之前，子進(jìn)程和父進(jìn)程的數(shù)據(jù)是共享的，子進(jìn)程對(duì)數(shù)據(jù)的修改會(huì)直接影響到父進(jìn)程 。vfork () 函數(shù)保證子進(jìn)程先運(yùn)行，在子進(jìn)程調(diào)用 exec () 或 exit () 之后，父進(jìn)程才可能被調(diào)度運(yùn)行 。這與 fork () 函數(shù)不同，fork () 函數(shù)創(chuàng)建的父子進(jìn)程的執(zhí)行次序是不確定的 。

vfork () 函數(shù)的使用場(chǎng)景相對(duì)較少，主要用于當(dāng)子進(jìn)程需要立即執(zhí)行 exec () 函數(shù)族中的某個(gè)函數(shù)，替換自身的代碼和數(shù)據(jù)時(shí) 。因?yàn)樵谶@種情況下，子進(jìn)程不需要自己獨(dú)立的數(shù)據(jù)段，共享父進(jìn)程的數(shù)據(jù)段可以節(jié)省內(nèi)存和時(shí)間開銷 。不過(guò)，由于 vfork () 函數(shù)中子進(jìn)程和父進(jìn)程共享數(shù)據(jù)段，且子進(jìn)程先運(yùn)行，如果在子進(jìn)程調(diào)用 exec () 或 exit () 之前，子進(jìn)程依賴于父進(jìn)程的進(jìn)一步動(dòng)作，就可能會(huì)導(dǎo)致死鎖 。所以在使用 vfork () 函數(shù)時(shí)需要特別小心，確保子進(jìn)程能夠及時(shí)調(diào)用 exec () 或 exit () 。

2.3clone () 函數(shù)

clone () 函數(shù)是 Linux 系統(tǒng)中另一個(gè)用于創(chuàng)建進(jìn)程的系統(tǒng)調(diào)用，它比 fork () 和 vfork () 函數(shù)更加靈活和強(qiáng)大 。clone () 函數(shù)可以創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程，并且可以指定新進(jìn)程與調(diào)用進(jìn)程之間共享的資源，如文件描述符、內(nèi)存空間、信號(hào)處理等 。這使得 clone () 函數(shù)不僅可以用于創(chuàng)建普通的進(jìn)程，還可以用于創(chuàng)建線程 。在 Linux 系統(tǒng)中，線程實(shí)際上就是一種特殊的進(jìn)程，它們共享同一個(gè)進(jìn)程的地址空間和其他資源 。clone () 函數(shù)的原型如下：

int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg);

其中，fn 是一個(gè)函數(shù)指針，指向新進(jìn)程（或線程）開始執(zhí)行的函數(shù)；child_stack 是新進(jìn)程（或線程）使用的堆棧指針；flags 是一個(gè)標(biāo)志位，用于指定新進(jìn)程與調(diào)用進(jìn)程之間共享的資源；arg 是傳遞給 fn 函數(shù)的參數(shù) 。通過(guò)設(shè)置不同的 flags 標(biāo)志位，可以實(shí)現(xiàn)不同的共享策略 。例如，如果設(shè)置 CLONE_VM 標(biāo)志位，則新進(jìn)程與調(diào)用進(jìn)程共享同一個(gè)內(nèi)存空間，這就相當(dāng)于創(chuàng)建了一個(gè)線程；如果不設(shè)置 CLONE_VM 標(biāo)志位，則新進(jìn)程擁有自己獨(dú)立的內(nèi)存空間，這就相當(dāng)于創(chuàng)建了一個(gè)普通的進(jìn)程 。clone () 函數(shù)的使用相對(duì)復(fù)雜一些，需要對(duì) Linux 系統(tǒng)的進(jìn)程和內(nèi)存管理有深入的了解 。不過(guò)，它提供了更高的靈活性和控制權(quán)，適用于一些對(duì)進(jìn)程創(chuàng)建有特殊需求的場(chǎng)景 。

2.4內(nèi)核線程

內(nèi)核線程是獨(dú)立運(yùn)行在內(nèi)核空間的特殊進(jìn)程，它的運(yùn)行不受用戶空間的干擾，就像在操作系統(tǒng)內(nèi)核這個(gè)神秘世界里的 “隱形工作者”，默默地執(zhí)行著一些關(guān)鍵的系統(tǒng)任務(wù) 。內(nèi)核線程與普通進(jìn)程相比，有著獨(dú)特的性質(zhì) 。它沒有獨(dú)立的地址空間，mm 指針被設(shè)置為 NULL 。這意味著它不能像普通進(jìn)程那樣訪問(wèn)用戶空間的內(nèi)存，只能在內(nèi)核空間中活動(dòng) 。

內(nèi)核線程只在內(nèi)核態(tài)運(yùn)行，從來(lái)不切換到用戶空間去 。這使得它的運(yùn)行環(huán)境相對(duì)單純，避免了用戶空間的復(fù)雜性和潛在的干擾 。不過(guò)，內(nèi)核線程和普通進(jìn)程一樣，可以被調(diào)度，也可以被搶占 。這保證了它能夠在合適的時(shí)機(jī)得到 CPU 的執(zhí)行時(shí)間，完成自己的任務(wù) 。

do_fork () 函數(shù)：

在 Linux 系統(tǒng)中，無(wú)論是普通進(jìn)程還是內(nèi)核線程的創(chuàng)建，最終都離不開一個(gè)關(guān)鍵的函數(shù) ——do_fork () 。這個(gè)函數(shù)就像是進(jìn)程創(chuàng)建的 “幕后大導(dǎo)演”，負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)和執(zhí)行一系列復(fù)雜的操作，確保新的進(jìn)程或內(nèi)核線程能夠順利誕生 。do_fork () 函數(shù)的主要功能是生成一個(gè)子進(jìn)程，并把它加入到 CPU 就緒隊(duì)列，等待 CPU 調(diào)度 。在這個(gè)過(guò)程中，它會(huì)調(diào)用 copy_process () 函數(shù)，從函數(shù)名就可以看出，這個(gè)函數(shù)的作用是將父進(jìn)程的相關(guān)資源復(fù)制到子進(jìn)程，執(zhí)行生成子進(jìn)程的工作 。

具體來(lái)說(shuō)，copy_process () 函數(shù)會(huì)為子進(jìn)程分配一個(gè)新的 task_struct 內(nèi)存空間，task_struct 就像是進(jìn)程的 “身份證”，里面記錄了進(jìn)程的各種信息 。同時(shí)，還會(huì)為子進(jìn)程分配兩個(gè)內(nèi)存頁(yè)（32 位操作系統(tǒng)中為 8KB），用于存放 thread_union 聯(lián)合 。這個(gè)聯(lián)合包含兩個(gè)成員，一個(gè)是 thread_info 結(jié)構(gòu)，內(nèi)核通過(guò)該結(jié)構(gòu)能夠快速獲得進(jìn)程結(jié)構(gòu)體 task_struct；另一個(gè)是 stack 結(jié)構(gòu)，用于保存進(jìn)程內(nèi)核棧 。

除了資源復(fù)制，do_fork () 函數(shù)還會(huì)為新進(jìn)程分配唯一的進(jìn)程 ID（PID） 。PID 就像是進(jìn)程的 “學(xué)號(hào)”，系統(tǒng)通過(guò)它來(lái)唯一地識(shí)別和管理進(jìn)程 。do_fork () 函數(shù)會(huì)將新進(jìn)程加入到 CPU 就緒隊(duì)列 。就緒隊(duì)列就像是一個(gè) “等待執(zhí)行的隊(duì)伍”，新創(chuàng)建的進(jìn)程會(huì)在這里排隊(duì)，等待 CPU 的調(diào)度，獲得執(zhí)行的機(jī)會(huì) 。

三、Linux進(jìn)程終止

就像任何生命都有終結(jié)的時(shí)刻一樣，Linux 進(jìn)程也會(huì)迎來(lái)它的終止。進(jìn)程終止是指操作系統(tǒng)將正在運(yùn)行的程序結(jié)束掉的過(guò)程。當(dāng)進(jìn)程終止時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)回收該進(jìn)程所占用的系統(tǒng)資源，如內(nèi)存空間、文件描述符、CPU 資源等，確保系統(tǒng)資源高效利用 。進(jìn)程終止的原因多種多樣，總體可以分為正常終止和異常終止兩大類。

3.1進(jìn)程終止的含義與場(chǎng)景

進(jìn)程終止意味著進(jìn)程生命周期的結(jié)束，它標(biāo)志著進(jìn)程不再執(zhí)行任何指令，操作系統(tǒng)會(huì)回收進(jìn)程占用的所有資源，將其從系統(tǒng)中移除 。正常終止通常是進(jìn)程完成了它被設(shè)計(jì)要執(zhí)行的任務(wù)后，主動(dòng)請(qǐng)求操作系統(tǒng)終止運(yùn)行。比如，當(dāng)我們運(yùn)行一個(gè)計(jì)算 1 到 100 之和的程序，程序計(jì)算完成并輸出結(jié)果后，就會(huì)正常終止 。此時(shí)，進(jìn)程的退出狀態(tài)通常為 0，表示成功退出 。

而異常終止則是指進(jìn)程在運(yùn)行過(guò)程中遇到了無(wú)法處理的錯(cuò)誤或被外部信號(hào)強(qiáng)制終止 。例如，程序試圖訪問(wèn)一個(gè)不存在的文件，并且沒有合適的錯(cuò)誤處理機(jī)制，可能會(huì)因?yàn)槲募x取錯(cuò)誤而崩潰終止；或者進(jìn)程接收到某些信號(hào)，如 SIGINT（通常由 Ctrl+C 觸發(fā)）、SIGKILL（無(wú)法被捕獲或忽略）等，也會(huì)導(dǎo)致進(jìn)程異常終止 。異常終止時(shí)，進(jìn)程的退出狀態(tài)通常為非零值，具體值取決于錯(cuò)誤的類型或信號(hào)的編號(hào) 。

3.2正常終止的方式

在 Linux 中，進(jìn)程正常終止有幾種常見的方式 。一種是在 main 函數(shù)內(nèi)執(zhí)行 return 語(yǔ)句，return 語(yǔ)句的返回值會(huì)作為進(jìn)程的退出碼 。例如，在下面的代碼中，return 0 表示進(jìn)程正常結(jié)束：

#include <stdio.h>

int main() {
    printf("程序執(zhí)行中...\n");
    return 0;
}

另一種方式是調(diào)用 exit 函數(shù)，exit 函數(shù)是一個(gè)標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)函數(shù)，定義在<stdlib.h>頭文件中 。它用于正?；虍惓５亟K止程序，并執(zhí)行一些清理操作 。在調(diào)用 exit 時(shí)，程序會(huì)執(zhí)行以下操作：調(diào)用所有已注冊(cè)的 atexit 函數(shù)，這些函數(shù)可以用于釋放資源、關(guān)閉文件等；刷新所有輸出緩沖區(qū)，確保所有數(shù)據(jù)都被寫入；關(guān)閉所有打開的文件描述符 。例如：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

void cleanup() {
    printf("執(zhí)行清理函數(shù)...\n");
}

int main() {
    // 注冊(cè)清理函數(shù)
    atexit(cleanup);
    printf("測(cè)試緩沖區(qū)行為");
    exit(0);
}

還有一種方式是調(diào)用_exit 或_Exit 函數(shù)，它們是系統(tǒng)調(diào)用，定義在<unistd.h>頭文件中 。_exit 和_Exit 函數(shù)用于立即終止程序，不執(zhí)行任何清理操作 。這意味著它們不會(huì)調(diào)用通過(guò) atexit 注冊(cè)的函數(shù)，也不會(huì)刷新輸出緩沖區(qū) 。例如：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

int main() {
    printf("使用_exit...\n");
    printf("這是緩沖區(qū)中的內(nèi)容。");
    _exit(0);
}

3.3異常終止的原因

進(jìn)程異常終止通常是由程序錯(cuò)誤、資源問(wèn)題或信號(hào)等原因?qū)е碌?。程序錯(cuò)誤是導(dǎo)致進(jìn)程異常終止的常見原因之一，例如段錯(cuò)誤（Segmentation Fault），當(dāng)程序試圖訪問(wèn)它沒有權(quán)限訪問(wèn)的內(nèi)存地址，如空指針引用或者越界訪問(wèn)數(shù)組時(shí)，就會(huì)發(fā)生段錯(cuò)誤 。以下是一個(gè)段錯(cuò)誤的示例代碼：

#include <stdio.h>

int main() {
    int *ptr = NULL;
    *ptr = 100; // 空指針解引用，會(huì)導(dǎo)致段錯(cuò)誤
    return 0;
}

除零錯(cuò)誤也是一種常見的程序錯(cuò)誤，當(dāng)程序嘗試除以零時(shí)，就會(huì)引發(fā)除零錯(cuò)誤 。例如：

#include <stdio.h>

int main() {
    int a = 10;
    int b = 0;
    int c = a / b; // 除零操作，會(huì)導(dǎo)致程序異常終止
    return 0;
}

資源問(wèn)題也可能導(dǎo)致進(jìn)程異常終止 。當(dāng)進(jìn)程使用的資源，如內(nèi)存、文件描述符等，超過(guò)了系統(tǒng)設(shè)定的限制時(shí)，就會(huì)出現(xiàn)資源不足的情況 。例如，當(dāng)進(jìn)程申請(qǐng)的內(nèi)存空間超過(guò)了系統(tǒng)可用內(nèi)存時(shí)，就會(huì)導(dǎo)致內(nèi)存耗盡，進(jìn)程可能會(huì)被操作系統(tǒng)終止 。信號(hào)也是導(dǎo)致進(jìn)程異常終止的一個(gè)重要原因 。在 Linux 系統(tǒng)中，有許多不同類型的信號(hào)，其中一些信號(hào)是致命的，會(huì)導(dǎo)致進(jìn)程立即終止 。

例如，SIGSEGV 信號(hào)表示段錯(cuò)誤，當(dāng)進(jìn)程發(fā)生段錯(cuò)誤時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)向該進(jìn)程發(fā)送 SIGSEGV 信號(hào)，導(dǎo)致進(jìn)程異常終止 ；SIGABRT 信號(hào)表示程序異常終止，通常是由 abort 函數(shù)調(diào)用或其他嚴(yán)重錯(cuò)誤引起的 。還有一些非致命信號(hào)，如 SIGINT（通常由 Ctrl+C 觸發(fā)）用于中斷進(jìn)程，SIGHUP 用于通知進(jìn)程掛起 。這些信號(hào)可以被進(jìn)程捕獲并處理，如果進(jìn)程沒有處理這些信號(hào)，它們也可能導(dǎo)致進(jìn)程異常終止 。

3.4僵尸進(jìn)程與托孤進(jìn)程

（1）僵尸進(jìn)程

在進(jìn)程的世界里，有兩種特殊的進(jìn)程狀態(tài)，那就是僵尸進(jìn)程和托孤進(jìn)程，它們有著獨(dú)特的性質(zhì)和特點(diǎn) 。僵尸進(jìn)程是指一個(gè)子進(jìn)程已經(jīng)終止，但其父進(jìn)程尚未調(diào)用 wait () 或 waitpid () 系統(tǒng)調(diào)用來(lái)獲取子進(jìn)程的終止?fàn)顟B(tài)，導(dǎo)致子進(jìn)程的進(jìn)程描述符仍然存在于系統(tǒng)中 。簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)，僵尸進(jìn)程就像是一個(gè)已經(jīng) “死亡” 但還沒有被 “埋葬” 的進(jìn)程，它雖然不再占用 CPU 等運(yùn)行資源，但仍然占據(jù)著進(jìn)程表中的一個(gè)位置，消耗著系統(tǒng)的一些資源 。僵尸進(jìn)程的存在可能會(huì)導(dǎo)致一些問(wèn)題，比如如果系統(tǒng)中存在大量的僵尸進(jìn)程，可能會(huì)耗盡系統(tǒng)的進(jìn)程 ID 資源，因?yàn)槊總€(gè)進(jìn)程都需要一個(gè)唯一的進(jìn)程 ID 。

僵死進(jìn)程，也被稱為僵尸進(jìn)程，是 Linux 系統(tǒng)中一種特殊的進(jìn)程狀態(tài) 。當(dāng)子進(jìn)程先于父進(jìn)程退出，且父進(jìn)程沒有及時(shí)讀取子進(jìn)程的退出狀態(tài)時(shí)，子進(jìn)程就會(huì)進(jìn)入僵死狀態(tài)，成為僵死進(jìn)程 。這就好比一個(gè)孩子提前離開了舞臺(tái)，但家長(zhǎng)卻沒有來(lái)接他，他只能在舞臺(tái)邊等待 。

僵死進(jìn)程會(huì)在系統(tǒng)中保留其進(jìn)程描述符、進(jìn)程 ID 等信息，雖然它不再占用大量的系統(tǒng)資源，但如果大量的僵死進(jìn)程存在，會(huì)占用有限的進(jìn)程 ID 資源，導(dǎo)致系統(tǒng)無(wú)法創(chuàng)建新的進(jìn)程 。這就像是舞臺(tái)邊擠滿了等待家長(zhǎng)的孩子，使得新的演員無(wú)法上臺(tái)表演 。

為了避免僵死進(jìn)程的產(chǎn)生，可以采取以下幾種方法 。父進(jìn)程可以調(diào)用wait系列函數(shù)（如wait、waitpid）來(lái)等待子進(jìn)程結(jié)束，并獲取子進(jìn)程的退出狀態(tài) 。wait函數(shù)會(huì)使父進(jìn)程阻塞，直到有子進(jìn)程退出，然后它會(huì)收集子進(jìn)程的信息，并把它徹底銷毀 。waitpid函數(shù)則更加靈活，它可以指定等待特定的子進(jìn)程，并且可以設(shè)置非阻塞模式 。這就好比家長(zhǎng)在孩子表演結(jié)束后，及時(shí)到舞臺(tái)邊接孩子，將孩子安全地帶回家 。

父進(jìn)程可以安裝SIGCHLD信號(hào)的處理函數(shù) 。當(dāng)子進(jìn)程退出時(shí)，系統(tǒng)會(huì)向父進(jìn)程發(fā)送SIGCHLD信號(hào)，父進(jìn)程可以在信號(hào)處理函數(shù)中調(diào)用waitpid函數(shù)來(lái)處理子進(jìn)程的退出，這樣可以避免父進(jìn)程阻塞，提高程序的并發(fā)性能 。這就好比家長(zhǎng)給孩子設(shè)置了一個(gè)信號(hào)器，當(dāng)孩子表演結(jié)束時(shí)，信號(hào)器會(huì)通知家長(zhǎng)，家長(zhǎng)可以及時(shí)去接孩子 。

還可以使用 “兩次fork” 的技巧 。父進(jìn)程先f(wàn)ork出一個(gè)子進(jìn)程，然后子進(jìn)程再fork出一個(gè)孫子進(jìn)程，接著子進(jìn)程立即exit退出 。這樣，孫子進(jìn)程就會(huì)成為孤兒進(jìn)程，被init進(jìn)程收養(yǎng)，init進(jìn)程會(huì)負(fù)責(zé)清理孫子進(jìn)程，從而避免了僵死進(jìn)程的產(chǎn)生 。這就好比家長(zhǎng)讓孩子先找到一個(gè)臨時(shí)監(jiān)護(hù)人，然后自己離開，臨時(shí)監(jiān)護(hù)人會(huì)照顧好孩子，確保孩子不會(huì)無(wú)人照料 。通過(guò)這些方法，可以有效地避免僵死進(jìn)程的產(chǎn)生，保證系統(tǒng)的穩(wěn)定運(yùn)行 。

而托孤進(jìn)程，也就是我們常說(shuō)的孤兒進(jìn)程，是指其父進(jìn)程已經(jīng)終止或不存在，但是該進(jìn)程仍在繼續(xù)運(yùn)行的進(jìn)程 。當(dāng)一個(gè)父進(jìn)程創(chuàng)建了一個(gè)子進(jìn)程后，如果父進(jìn)程先于子進(jìn)程結(jié)束，那么這個(gè)子進(jìn)程就會(huì)成為孤兒進(jìn)程 。不過(guò)，不用擔(dān)心，在 Linux 系統(tǒng)中，孤兒進(jìn)程會(huì)被 init 進(jìn)程（進(jìn)程號(hào)為 1）收養(yǎng) 。init 進(jìn)程就像是一個(gè) “超級(jí)奶爸”，會(huì)負(fù)責(zé)監(jiān)控和清理這些孤兒進(jìn)程，當(dāng)孤兒進(jìn)程結(jié)束時(shí)，init 進(jìn)程會(huì)回收其占用的資源 。所以，一般情況下，孤兒進(jìn)程不會(huì)對(duì)系統(tǒng)造成嚴(yán)重的不良影響 。

（2）進(jìn)程 0 和進(jìn)程 1

在 Linux 系統(tǒng)的進(jìn)程家族中，進(jìn)程 0 和進(jìn)程 1 有著特殊的地位，它們是整個(gè)進(jìn)程體系的基礎(chǔ)和起點(diǎn) 。進(jìn)程 0 是內(nèi)核啟動(dòng)后創(chuàng)建的第一個(gè)進(jìn)程，通常被稱為 idle 進(jìn)程或 swapper 。它主要負(fù)責(zé) CPU 空閑時(shí)的調(diào)度工作 。當(dāng)系統(tǒng)中沒有其他可運(yùn)行的進(jìn)程時(shí)，進(jìn)程 0 就會(huì)被調(diào)度運(yùn)行，它會(huì)讓 CPU 進(jìn)入低功耗模式，以節(jié)省能源，直到有新的進(jìn)程需要運(yùn)行時(shí)才會(huì)被喚醒 。進(jìn)程 0 在系統(tǒng)啟動(dòng)階段還扮演著重要的角色，它通過(guò)kernel_init () 函數(shù)創(chuàng)建了進(jìn)程 1 。

進(jìn)程 1，也就是 init 進(jìn)程，是所有用戶空間進(jìn)程的祖先 。它以 root 權(quán)限運(yùn)行，但受到用戶空間的一些限制 。init 進(jìn)程的主要職責(zé)是進(jìn)行系統(tǒng)初始化工作，它會(huì)加載初始化腳本，啟動(dòng)關(guān)鍵的系統(tǒng)服務(wù)，比如網(wǎng)絡(luò)服務(wù)、日志服務(wù)、SSH 服務(wù)等 。init 進(jìn)程還負(fù)責(zé)回收孤兒進(jìn)程的資源，防止僵尸進(jìn)程的累積 。在不同的 Linux 系統(tǒng)中，init 進(jìn)程的實(shí)現(xiàn)可能會(huì)有所不同，傳統(tǒng)的 SysVinit 是基于 Shell 腳本的啟動(dòng)方式，逐級(jí)執(zhí)行 /etc/rc.d/rcX.d/ 中的腳本（X 為運(yùn)行級(jí)別）；而現(xiàn)代的 systemd 則采用并行啟動(dòng)服務(wù)的方式，通過(guò)單元文件（.service）管理依賴關(guān)系，提供更快的啟動(dòng)速度和更強(qiáng)大的狀態(tài)監(jiān)控功能 。

3.5exit () 與_exit () 的區(qū)別

exit () 函數(shù)和_exit () 函數(shù)都用于終止進(jìn)程，但它們?cè)诠δ芎褪褂脠?chǎng)景上有一些明顯的差異 。exit () 函數(shù)是一個(gè)標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)函數(shù)，它在終止進(jìn)程之前會(huì)執(zhí)行一系列的清理操作 。它會(huì)調(diào)用通過(guò) atexit 函數(shù)注冊(cè)的清理函數(shù)，這些清理函數(shù)可以用于釋放資源、關(guān)閉文件等；它會(huì)刷新所有輸出緩沖區(qū)，確保所有數(shù)據(jù)都被寫入文件 。例如，當(dāng)我們使用 printf 函數(shù)輸出數(shù)據(jù)時(shí)，數(shù)據(jù)可能會(huì)先被存儲(chǔ)在緩沖區(qū)中，直到遇到換行符或緩沖區(qū)滿時(shí)才會(huì)被真正寫入輸出設(shè)備 。如果在調(diào)用 exit () 函數(shù)之前有未刷新的緩沖區(qū)數(shù)據(jù)，exit () 函數(shù)會(huì)將這些數(shù)據(jù)寫入輸出設(shè)備 。exit () 函數(shù)還會(huì)關(guān)閉所有打開的文件描述符，確保文件操作的完整性 。

_exit () 函數(shù)是一個(gè)系統(tǒng)調(diào)用，它直接在內(nèi)核層面終止進(jìn)程，不會(huì)執(zhí)行任何用戶空間的清理操作 。它不會(huì)調(diào)用 atexit 注冊(cè)的函數(shù)，也不會(huì)刷新輸出緩沖區(qū)，直接將進(jìn)程終止 。由于_exit () 函數(shù)不進(jìn)行任何清理操作，它的執(zhí)行速度比 exit () 函數(shù)更快 。在需要快速終止進(jìn)程，且不關(guān)心資源清理和緩沖區(qū)數(shù)據(jù)的情況下，可以使用_exit () 函數(shù) 。例如，在子進(jìn)程中調(diào)用 fork 后，如果子進(jìn)程不需要執(zhí)行任何額外的清理操作，可以使用_exit () 函數(shù)立即退出，以避免影響父進(jìn)程的狀態(tài)或輸出 。

在實(shí)際編程中，我們應(yīng)該根據(jù)具體的需求來(lái)選擇使用 exit () 函數(shù)還是_exit () 函數(shù) 。如果需要確保程序在終止前進(jìn)行資源清理和數(shù)據(jù)保存等操作，應(yīng)該使用 exit () 函數(shù)；如果需要快速終止進(jìn)程，且不關(guān)心這些清理操作，可以使用_exit () 函數(shù) 。

四、Linux進(jìn)程案例分析

Linux的調(diào)度器類主要實(shí)現(xiàn)兩類進(jìn)程調(diào)度算法：實(shí)時(shí)調(diào)度算法和完全公平調(diào)度算法(CFS)，實(shí)時(shí)調(diào)度算法SCHED_FIFO和SCHED_RR，按優(yōu)先級(jí)執(zhí)行，一般不會(huì)被搶占。直到實(shí)時(shí)進(jìn)程執(zhí)行完，才會(huì)執(zhí)行普通進(jìn)程。而大多數(shù)的普通進(jìn)程，用的就是CFS算法。

進(jìn)程調(diào)度的時(shí)機(jī)：

• ①進(jìn)程狀態(tài)轉(zhuǎn)換時(shí)刻：進(jìn)程終止、進(jìn)程睡眠；
• ②當(dāng)前進(jìn)程的”時(shí)間片”用完；
• ③主動(dòng)讓出處理器，用戶調(diào)用sleep()或者內(nèi)核調(diào)用schedule()；
• ④從中斷，系統(tǒng)調(diào)用或異常返回時(shí)；

每個(gè)進(jìn)程task_struct中都有一個(gè)struct sched_entity se成員，這就是調(diào)度器的實(shí)體結(jié)構(gòu)，進(jìn)程調(diào)度算法實(shí)際上就是管理所有進(jìn)程的這個(gè)se。

結(jié)構(gòu)任務(wù)結(jié)構(gòu){
    揮發(fā)性長(zhǎng)狀態(tài)；    / * - 1 不可運(yùn)行， 0 可以運(yùn)行， > 0 已停止* /
    無(wú)效*堆棧；
    atomic_t 用法；
    無(wú)符號(hào)整型標(biāo)志；    / *每個(gè)進(jìn)程標(biāo)志，定義如下* /
    無(wú)符號(hào)整型ptrace ；

    int鎖深度；        / * BKL鎖定深度* /

#ifdef CONFIG_SMP
#ifdef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW
    int oncpu ;
＃萬(wàn)一
＃萬(wàn)一

    int prio , static_prio ,正常_prio ;
    無(wú)符號(hào)整數(shù)rt_priority ；
    const struct sched_class * sched_class ;
    struct sched_entity se; //進(jìn)程調(diào)度實(shí)體
    結(jié)構(gòu) sched_rt_entity rt ；
    ……
}

CFS基于一個(gè)簡(jiǎn)單的理念：所有任務(wù)都應(yīng)該公平的分配處理器。理想情況下，n個(gè)進(jìn)程的調(diào)度系統(tǒng)中，每個(gè)進(jìn)程獲得1/n處理器時(shí)間，所有進(jìn)程的vruntime也是相同的。

CFS完全拋棄了時(shí)間片的概念，而是分配一個(gè)處理器使用比來(lái)度量。每個(gè)進(jìn)程一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)分配的時(shí)間(類似于傳統(tǒng)的“時(shí)間片”)跟三個(gè)因素有關(guān)：進(jìn)程總數(shù)，優(yōu)先級(jí)，調(diào)度周期

4.1理解CFS的首先要理解vruntime的含義

簡(jiǎn)單說(shuō)vruntime就是該進(jìn)程的運(yùn)行時(shí)間，但這個(gè)時(shí)間是通過(guò)優(yōu)先級(jí)和系統(tǒng)負(fù)載等加權(quán)過(guò)的時(shí)間，而非物理時(shí)鐘時(shí)間，按字面理解為虛擬運(yùn)行時(shí)間，也很恰當(dāng)。

每個(gè)進(jìn)程的調(diào)度實(shí)體se都保存著本進(jìn)程的虛擬運(yùn)行時(shí)間。

結(jié)構(gòu)sched_entity {
    struct load_weight 負(fù)載；        / * 用于負(fù)載均衡* / _
    結(jié)構(gòu) rb_node run_node ;
    struct list_head group_node ;
    無(wú)符號(hào)整型        on_rq ；

    u64 exec_start ；
    u64 sum_exec_runtime ；
    u64            vruntime; //虛擬運(yùn)行時(shí)間
    u64 prev_sum_exec_runtime ;
……
}

而進(jìn)程相關(guān)的調(diào)度方法如下：

靜態(tài)常量結(jié)構(gòu) sched_class fair_sched_class = {
    。下一個(gè)            = & idle_sched_class ，
    。 enqueue_task         = enqueue_task_fair ,
    。出隊(duì)任務(wù)        =出隊(duì)任務(wù)公平,
    。產(chǎn)量任務(wù)        =產(chǎn)量任務(wù)公平，

    。 check_preempt_curr     = check_preempt_wakeup ,

    。 pick_next_task         = pick_next_task_fair ,
    。 put_prev_task         = put_prev_task_fair ,

#ifdef CONFIG_SMP
    。 select_task_rq         = select_task_rq_fair ，

    。 rq_online         = rq_online_fair ,
    。 rq_offline         = rq_offline_fair ,

    。任務(wù)喚醒        =任務(wù)喚醒公平，
＃萬(wàn)一

    。 set_curr_task = set_curr_task_fair ,
    。任務(wù)滴答        =任務(wù)滴答公平,
    。任務(wù)分叉        =任務(wù)分叉公平,

    。 prio_changed         = prio_changed_fair ,
    。 Switched_to         = Switched_to_fair ，

    。 get_rr_interval     = get_rr_interval_fair ,

#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
    。任務(wù)移動(dòng)組    =任務(wù)移動(dòng)組公平,
＃萬(wàn)一
} ;

4.2vruntime的值如何跟新？

時(shí)鐘中斷產(chǎn)生時(shí)，會(huì)依次調(diào)用tick_periodic()-> update_process_times()->scheduler_tick()

無(wú)效調(diào)度程序_tick （無(wú)效）
{
……
    raw_spin_lock ( & rq- > lock ) ; _
    update_rq_clock ( rq ) ;
    update_cpu_load ( rq ) ;
    curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0); //執(zhí)行調(diào)度器tick，更新進(jìn)程vruntime
    raw_spin_unlock ( & rq- > lock ) ; _
……
}
task_tick_fair ()調(diào)用entity_tick()如下：
靜態(tài)無(wú)效entity_tick （結(jié)構(gòu)cfs_rq * cfs_rq ，結(jié)構(gòu)sched_entity * curr ， int排隊(duì)）
{
    update_curr ( cfs_rq ) ;
……
    if ( cfs_rq - > nr_running > 1 | | ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        check_preempt_tick(cfs_rq, curr); //檢查當(dāng)前進(jìn)程是否需要調(diào)度
}

這里分析兩個(gè)重要函數(shù)update_curr()和check_preempt_tick()

靜態(tài)無(wú)效 update_curr (結(jié)構(gòu) cfs_rq * cfs_rq )
{
    struct sched_entity * curr = cfs_rq - > curr ;
    u64現(xiàn)在 = rq_of ( cfs_rq ) - >時(shí)鐘;
    無(wú)符號(hào)長(zhǎng) delta_exec ；

    如果 （不太可能（！ curr ））
        返回；

// delta_exec獲得最后一次修改后，當(dāng)前進(jìn)程所運(yùn)行的實(shí)際時(shí)間
    delta_exec = ( unsigned long ) ( now - curr - > exec_start ) ;
    如果 （！ delta_exec ）
        返回；

    __update_curr ( cfs_rq , curr , delta_exec ) ;
    curr->exec_start = now; //運(yùn)行時(shí)間已保存，更新起始執(zhí)行時(shí)間

    如果 （ entity_is_task （當(dāng)前）） {
        struct task_struct * curtask = task_of ( curr ) ;

        trace_sched_stat_runtime ( curtask , delta_exec , curr - > vruntime ) ;
        cpuacct_charge ( curtask , delta_exec ) ;
        account_group_exec_runtime ( curtask , delta_exec ) ;
    }
}

主要關(guān)心__update_curr()函數(shù)

靜態(tài)內(nèi)聯(lián) void __update_curr （ struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * curr ， unsigned long delta_exec ）
{
    無(wú)符號(hào)長(zhǎng) delta_exec_weighted ；

    schedstat_set ( curr - > exec_max , max ( ( u64 ) delta_exec , curr - > exec_max ) ) ;

    curr->sum_exec_runtime += delta_exec;//累計(jì)實(shí)際運(yùn)行時(shí)間
    schedstat_add ( cfs_rq , exec_clock , delta_exec ) ;
    delta_exec_weighted = calc_delta_fair ( delta_exec , curr ) ; //對(duì)delta_exec加權(quán)

    curr->vruntime += delta_exec_weighted;//累計(jì)入vruntime
    update_min_vruntime(cfs_rq); //更新cfs_rq最小vruntime(保存所有進(jìn)程中的最小vruntime)
}

關(guān)注calc_delta_fair()加權(quán)函數(shù)如何實(shí)現(xiàn)

/ *
 * δ / = w
 * /
靜態(tài)內(nèi)聯(lián)無(wú)符號(hào)長(zhǎng)整型
calc_delta_fair ( unsigned long delta , struct sched_entity * se )
{
    if (不太可能( se - > load .weight ! = NICE_0_LOAD ) )
        delta = calc_delta_mine ( delta , NICE_0_LOAD , & se - >負(fù)載) ;

    返回增量；
}

若當(dāng)前進(jìn)程nice為0，直接返回實(shí)際運(yùn)行時(shí)間，其他所有nice值的加權(quán)都是以0nice值為參考增加或減少的。

/ *
 * delta * =重量/ lw
 * /
靜態(tài)無(wú)符號(hào)長(zhǎng)整型
calc_delta_mine (無(wú)符號(hào)長(zhǎng) delta_exec ,無(wú)符號(hào)長(zhǎng)權(quán)重,
        結(jié)構(gòu) load_weight * lw )
{
    u64 tmp ；

    if ( ! lw - > inv_weight ) {
        if ( BITS_PER_LONG > 32 & &不太可能( lw - >權(quán)重> = WMULT_CONST ) )
            lw - > inv_weight = 1 ;
        別的
            lw- > inv_weight = 1 + ( WMULT_CONST - lw- >權(quán)重/ 2 ) _
                / (lw->weight+1);//這公式?jīng)]弄明白
    }

    tmp = ( u64 ) delta_exec *權(quán)重；
    / *
     *檢查64位乘法是否溢出：
     * /
    如果 （不太可能（ tmp > WMULT_CONST ））
        tmp = SRR ( SRR ( tmp , WMULT_SHIFT / 2 ) * lw - > inv_weight ,
            WMULT_SHIFT / 2 ) ;
    別的
        tmp = SRR(tmp * lw->inv_weight, WMULT_SHIFT);//做四舍五入

    返回（無(wú)符號(hào)長(zhǎng)）分鐘（ tmp ， （ u64 ）（無(wú)符號(hào)長(zhǎng)） LONG_MAX ）；
}

當(dāng)nice!=0時(shí)，實(shí)際是按公式delta *= weight / lw來(lái)計(jì)算的weight=1024是nice0的權(quán)重，lw是當(dāng)前進(jìn)程的權(quán)重，該lw和nice值的換算后面介紹，上面還書的lw計(jì)算公式?jīng)]弄明白，總之這個(gè)函數(shù)就是把實(shí)際運(yùn)行時(shí)間加權(quán)為進(jìn)程調(diào)度里的虛擬運(yùn)行時(shí)間，從而更新vruntime。

更新完vruntime之后，會(huì)檢查是否需要進(jìn)程調(diào)度

返回 static voidentity_tick ( struct cfs_rq * cfs_rq , struct sched_entity * curr , int排隊(duì))
{
    update_curr ( cfs_rq ) ;
……
    if ( cfs_rq - > nr_running > 1 | | ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        check_preempt_tick(cfs_rq, curr); //檢查當(dāng)前進(jìn)程是否需要調(diào)度
}

更新完cfs_rq之后，會(huì)檢查當(dāng)前進(jìn)程是否已經(jīng)用完自己的“時(shí)間片”

/ *
 *如果需要，用新喚醒的任務(wù)搶占當(dāng)前任務(wù)：
 * /
靜態(tài)無(wú)效
check_preempt_tick ( struct cfs_rq * cfs_rq , struct sched_entity * curr )
{
    無(wú)符號(hào)長(zhǎng)的 Ideal_runtime ， delta_exec ；

    ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);//ideal_runtime是理論上的處理器運(yùn)行時(shí)間片    
    delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;//該進(jìn)程本輪調(diào)度累計(jì)運(yùn)行時(shí)間
    if (delta_exec > ideal_runtime) {// 假如實(shí)際運(yùn)行超過(guò)調(diào)度器分配的時(shí)間，就標(biāo)記調(diào)度標(biāo)志
        resched_task ( rq_of ( cfs_rq ) - > curr ) ;
        / *
         *當(dāng)前任務(wù)運(yùn)行足夠長(zhǎng)的時(shí)間，確保它不會(huì)得到
         *由于好友的青睞而再次當(dāng)選。
         * /
        清除好友( cfs_rq , curr ) ;
        返回；
    }

    / *
     *確保錯(cuò)過(guò)喚醒搶占的任務(wù)
     *窄邊距不必等待完整的切片。
     *這也減少了負(fù)載下好友引起的延遲。
     * /
    if ( ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        返回；

    if ( delta_exec < sysctl_sched_min_capsularity )
        返回；

    如果 （ cfs_rq - > nr_running > 1 ） {
        struct sched_entity * se = __pick_next_entity ( cfs_rq ) ;
        s64 delta = curr - > vruntime - se - > vruntime ;

        if (增量>理想運(yùn)行時(shí)間)
            resched_task ( rq_of ( cfs_rq ) - > curr ) ;
    }
}

當(dāng)該進(jìn)程運(yùn)行時(shí)間超過(guò)實(shí)際分配的“時(shí)間片”，就標(biāo)記調(diào)度標(biāo)志resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);，否則本進(jìn)程繼續(xù)執(zhí)行。中斷退出，調(diào)度函數(shù)schedule()會(huì)檢查此標(biāo)記，以選取新的進(jìn)程來(lái)?yè)屨籍?dāng)前進(jìn)程。

4.3如何選擇下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程

CFS選擇具有最小vruntime值的進(jìn)程作為下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程，CFS用紅黑樹來(lái)組織調(diào)度實(shí)體，而鍵值就是vruntime。那么CFS只要查找選擇最左葉子節(jié)點(diǎn)作為下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程即可。實(shí)際上CFS緩存了最左葉子，可以直接選取left_most葉子。

上面代碼跟蹤到timer tick中斷退出，若“ideal_runtime”已經(jīng)用完，就會(huì)調(diào)用schedule()函數(shù)選中新進(jìn)程并且完成切換。

asmlinkage void __sched 時(shí)間表( void )
{
    if ( prev - > state && ! ( preempt_count ( ) & PREEMPT_ACTIVE ) ) { _
        if (不太可能( signal_pending_state ( prev - > state , prev ) ) )
            上一個(gè) - >狀態(tài)= TASK_RUNNING ;
        別的
            deactivate_task(rq, prev, 1);//如果狀態(tài)已經(jīng)不可運(yùn)行，將其移除運(yùn)行隊(duì)列
        switch_count = &上一個(gè)- > nvcsw ;
    }

    pre_schedule ( rq ,上一個(gè)) ;

    if (不太可能( ! rq - > nr_running ) )
        空閑平衡（ CPU ， RQ ）；

    put_prev_task(rq, prev); //處理上一個(gè)進(jìn)程
    next = pick_next_task(rq);//選出下一個(gè)進(jìn)程
……
    context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq *///完成進(jìn)程切換
……
}

如果進(jìn)程狀態(tài)已經(jīng)不是可運(yùn)行，那么會(huì)將該進(jìn)程移出可運(yùn)行隊(duì)列，如果繼續(xù)可運(yùn)行put_prev_task()會(huì)依次調(diào)用put_prev_task_fair()->put_prev_entity()

靜態(tài)無(wú)效put_prev_entity （結(jié)構(gòu)cfs_rq * cfs_rq ，結(jié)構(gòu)sched_entity * prev ）
{
    / *
     * 如果仍在運(yùn)行隊(duì)列中，則deactivate_task ( )
     *沒有被調(diào)用并且update_curr ( )必須被完成：
     * /
    if (上一個(gè)- > on_rq )
        update_curr ( cfs_rq ) ;

    check_spread ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
    如果 （上一個(gè)- > on_rq ） {
        update_stats_wait_start ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
        / *將“當(dāng)前”放回樹中。 * /
        __enqueue_entity ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
    }
    cfs_rq - > curr = NULL ;
}

__enqueue_entity(cfs_rq, prev) 將上一個(gè)進(jìn)程重新插入紅黑樹(注意，當(dāng)前運(yùn)行進(jìn)程是不在紅黑樹中的)pick_next_task()會(huì)依次調(diào)用pick_next_task_fair()

靜態(tài)結(jié)構(gòu)task_struct * pick_next_task_fair （結(jié)構(gòu)rq * rq ）
{
    結(jié)構(gòu)任務(wù)結(jié)構(gòu)* p ;
    struct cfs_rq * cfs_rq = & rq - > cfs ;
    結(jié)構(gòu) sched_entity * se ;

    if ( ! cfs_rq - > nr_running )
        返回空值；

    做 {
        se = pick_next_entity(cfs_rq);//選出下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程
        set_next_entity(cfs_rq, se); //把選中的進(jìn)程(left_most葉子)從紅黑樹移除，更新紅黑樹
        cfs_rq = group_cfs_rq （ se ）；
    } while ( cfs_rq ) ;

    p = task_of ( se ) ;
    htick_start_fair ( rq , p ) ;

    返回 p ；
}

set_next_entity()函數(shù)會(huì)調(diào)用__dequeue_entity(cfs_rq, se)把選中的下一個(gè)進(jìn)程即最左葉子移出紅黑樹。最后context_switch()完成進(jìn)程的切換。

4.4何時(shí)更新rbtree

• ①上一個(gè)進(jìn)程執(zhí)行完ideal_time，還可繼續(xù)執(zhí)行時(shí)，會(huì)插入紅黑樹；
• ②下一個(gè)進(jìn)程被選中移出rbtree紅黑樹時(shí)；
• ③新建進(jìn)程；
• ④進(jìn)程由睡眠態(tài)被激活，變?yōu)榭蛇\(yùn)行態(tài)時(shí)；
• ⑤調(diào)整優(yōu)先級(jí)時(shí)也會(huì)更新rbtree；

4.5新建進(jìn)程如何加入紅黑樹

新建進(jìn)程會(huì)做一系列復(fù)雜的工作，這里我們只關(guān)心與紅黑樹有關(guān)部分

Linux使用fork，clone或者vfork等系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建進(jìn)程，最終都會(huì)到do_fork函數(shù)實(shí)現(xiàn)，如果沒有設(shè)置CLONE_STOPPED，do_fork會(huì)執(zhí)行兩個(gè)與紅黑樹相關(guān)的函數(shù): copy_process()和wake_up_new_task()

(1)copy_process()->sched_fork()->task_fork()

static void place_entity ( struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * se ， int初始值)
{
    u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;//以cfs的最小vruntime為基準(zhǔn)

    / *
     * “當(dāng)前”期間已承諾當(dāng)前任務(wù)， _
     *然而，新任務(wù)的額外重量會(huì)減慢他們的速度
     *小，放置新任務(wù)，使其適合該插槽
     *最后保持打開狀態(tài)。
     * /
    if (初始&& sched_feat ( START_DEBIT ) ) _
        vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);// 加上一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)的"時(shí)間片"

    / *休眠至單個(gè)延遲不計(jì)算在內(nèi)。 * /
    if ( ! initial & & sched_feat ( FAIR_SLEEPERS ) ) {
        無(wú)符號(hào)長(zhǎng)閾值= sysctl_sched_latency ；

        / *
         *將休眠閾值轉(zhuǎn)換為虛擬時(shí)間。
         * SCHED_IDLE是一個(gè)特殊的子類。我們關(guān)心
         *公平性僅相對(duì)于其他 SCHED_IDLE 任務(wù)，
         *所有這些都具有相同的重量。
         * /
        if ( sched_feat ( NORMALIZED_SLEEPER ) & & ( ! entity_is_task ( se ) | |
                 task_of ( se ) - >策略！= SCHED_IDLE ) )
            thresh = calc_delta_fair ( thresh , se ) ;

        / *
         *將睡眠時(shí)間的影響減半， 以允許
         * 為睡眠者帶來(lái)更溫和的效果：
         * /
        如果 （ sched_feat （ GENTLE_FAIR_SLEEPERS ））
            脫粒> > = 1 ;

        vruntime - = 閾值；
    }

    / *確保我們永遠(yuǎn)不會(huì)因?yàn)楸慌旁诤竺娑A得時(shí)間。 * /
    vruntime = max_vruntime ( self - > vruntime , vruntime ) ;

    se - > vruntime = vruntime ;
}

計(jì)算新進(jìn)程的vruntime值，加上一個(gè)“平均時(shí)間片”表示剛執(zhí)行完，避免新建進(jìn)程立馬搶占CPU。

(2)調(diào)用wake_up_new_task函數(shù)

無(wú)效wake_up_new_task （ struct task_struct * p ，無(wú)符號(hào)長(zhǎng)clone_flags ）
{
……
    rq = task_rq_lock ( p , & flags ) ;
    update_rq_clock ( rq ) ;
    activate_task(rq, p, 0);//激活當(dāng)前進(jìn)程，添加入紅黑樹
check_preempt_curr(rq, p, WF_FORK);//確認(rèn)是否需要搶占
    ……
}

更新時(shí)鐘，激活新建的進(jìn)程activate_task()會(huì)調(diào)用

static void enqueue_task ( struct rq * rq , struct task_struct * p , intwakeup , bool head )
{
    如果 （喚醒）
        p- > se 。_ start_runtime = p - > se 。 sum_exec_運(yùn)行時(shí)；

    sched_info_queued ( p ) ;
    p- > sched_class- > enqueue_task ( rq , p ,喚醒, head ) ; _ _
    p- > se 。_ on_rq = 1 ;
}

將新建的進(jìn)程加入rbtree；

4.6喚醒進(jìn)程

調(diào)用try_to_wake_up()->activate_task()->enqueue_task_fair()->enqueue_entity()注意enqueue_entity 函數(shù)調(diào)用place_entity對(duì)進(jìn)程vruntime做補(bǔ)償計(jì)算，再次考察place_entity(cfs_rq, se, 0)

static void place_entity ( struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * se ， int初始值)
{
    u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;//以cfs的最小vruntime為基準(zhǔn)

    / *
     * “當(dāng)前”期間已承諾當(dāng)前任務(wù)， _
     *然而，新任務(wù)的額外重量會(huì)減慢他們的速度
     *小，放置新任務(wù)，使其適合該插槽
     *最后保持打開狀態(tài)。
     * /
    if (初始&& sched_feat ( START_DEBIT ) ) _
        vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);//一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)的"時(shí)間片"

    / *休眠至單個(gè)延遲不計(jì)算在內(nèi)。 * /
    if ( ! initial & & sched_feat ( FAIR_SLEEPERS ) ) {
        無(wú)符號(hào)長(zhǎng)閾值= sysctl_sched_latency ；

        / *
         *將休眠閾值轉(zhuǎn)換為虛擬時(shí)間。
         * SCHED_IDLE是一個(gè)特殊的子類。我們關(guān)心
         *公平性僅相對(duì)于其他 SCHED_IDLE 任務(wù)，
         *所有這些都具有相同的重量。
         * /
        if ( sched_feat ( NORMALIZED_SLEEPER ) & & ( ! entity_is_task ( se ) | |
                 task_of ( se ) - >策略！= SCHED_IDLE ) )
            thresh = calc_delta_fair ( thresh , se ) ;

        / *
         *將睡眠時(shí)間的影響減半， 以允許
         * 為睡眠者帶來(lái)更溫和的效果：
         * /
        如果 （ sched_feat （ GENTLE_FAIR_SLEEPERS ））
            脫粒> > = 1 ;

        vruntime -= thresh;//對(duì)于睡眠進(jìn)程喚醒，給予vruntime補(bǔ)償
    }

    / *確保我們永遠(yuǎn)不會(huì)因?yàn)楸慌旁诤竺娑A得時(shí)間。 * /
    vruntime = max_vruntime(se->vruntime, vruntime);//避免通過(guò)睡眠來(lái)獲得運(yùn)行時(shí)間

    se - > vruntime = vruntime ;
}

當(dāng)initial=1時(shí)，新建進(jìn)程vruntime=cfs最小vruntime值+時(shí)間片，放入紅黑樹最右端。

當(dāng)initial=0時(shí)，表示喚醒進(jìn)程，vruntime要減去一個(gè)thresh.這個(gè)thresh由調(diào)度周期sysctl_sched_latency加權(quán)得到虛擬時(shí)間，這樣做可以對(duì)睡眠進(jìn)程做一個(gè)補(bǔ)償，喚醒時(shí)會(huì)得到一個(gè)較小的vruntime, 使它可以盡快搶占CPU(可以快速響應(yīng)I/O消耗型進(jìn)程)。

注意注釋/* ensure we never gain time by being placed backwards. */這個(gè)設(shè)計(jì)是為了給睡眠較長(zhǎng)時(shí)間的進(jìn)程做時(shí)間補(bǔ)償?shù)模仁蛊淇梢钥焖贀屨?，又避免因太小的vruntime值而長(zhǎng)期占用CPU。但有些進(jìn)程只是短時(shí)間睡眠，這樣喚醒時(shí)自身vruntime還是大于min_vruntime的，為了不讓進(jìn)程通過(guò)睡眠獲得額外運(yùn)行時(shí)間補(bǔ)償，最后vruntime取計(jì)算出的補(bǔ)償時(shí)間和進(jìn)程本身的vruntime較大者。從這可以看出，雖然CFS不再區(qū)分I/O消耗型，CPU消耗型進(jìn)程，但是CFS模型對(duì)IO消耗型天然的提供了快速的響應(yīng)。

4.7改變進(jìn)程優(yōu)先級(jí)，如何調(diào)整rbtree

Linux中改變進(jìn)程優(yōu)先級(jí)會(huì)調(diào)用底層的set_user_nice()

void set_user_nice （ struct task_struct * p ，長(zhǎng)nice ）
{
……
    dequeue_task(rq, p, 0); //把進(jìn)程從紅黑樹中取出
……
    p->static_prio = NICE_TO_PRIO(nice);//將nice(-20~19)值映射到100~139,0~99是實(shí)時(shí)進(jìn)程優(yōu)先級(jí)
    設(shè)置負(fù)載重量（ p ）；
……
    enqueue_task ( rq , p , 0 , false ) ;
}

set_user_nice把進(jìn)程從紅黑樹取出，調(diào)整優(yōu)先級(jí)(nice值對(duì)應(yīng)權(quán)重)，再重新加入紅黑樹

set_load_weight()函數(shù)是設(shè)置nice值對(duì)應(yīng)的權(quán)重

靜態(tài)無(wú)效set_load_weight （結(jié)構(gòu)task_struct * p ）
{
    如果 （ task_has_rt_policy （ p ）） {
        p- > se 。_負(fù)載。重量= 0 ；
        p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = WMULT_CONST ;
        返回；
    }

    / *
     * SCHED_IDLE 任務(wù)獲得最小權(quán)重：
     * /
    如果 （ p - >政策== SCHED_IDLE ）{ _
        p- > se 。_負(fù)載。重量= WEIGHT_IDLEPRIO ；
        p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = WMULT_IDLEPRIO ;
        返回；
    }

    p- > se 。_負(fù)載。權(quán)重= prio_to_weight [ p - > static_prio - MAX_RT_PRIO ] ;
    p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = prio_to_wmult [ p - > static_prio - MAX_RT_PRIO ] ;
}

數(shù)組prio_to_weight[]是將nice值(-20~19)轉(zhuǎn)化為以nici 0(1024)值為基準(zhǔn)的加權(quán)值,根據(jù)內(nèi)核注釋每一個(gè)nice差值，權(quán)重相差10%，即在負(fù)載一定的條件下，每增加或減少一個(gè)nice值，獲得的CPU時(shí)間相應(yīng)增加或減少10%

靜態(tài)常量 int prio_to_weight [ 40 ] = {
 / * - 20 * / 88761 , 71755 , 56483 , 46273 , 36291 ,
 / * - 15 * / 29154 , 23254 , 18705 , 14949 , 11916 ,
 / * - 10 * / 9548、7620、6100、4904、3906 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * - 5 * / 3121 , 2501 , 1991 , 1586 , 1277 ,
 / * 0 * / 1024 , 820 , 655 , 526 , 423 ,
 / * 5 * / 335、272、215、172、137 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * 10 * / 110,87,70,56,45 , _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 15 * / 36 , 29 , 23 , 18 , 15 ,
} ;

上面calc_delta_mine()函數(shù)用到這個(gè)數(shù)組加權(quán)值，這個(gè)轉(zhuǎn)化過(guò)程還沒弄明白，有明白的朋友，指點(diǎn)一二，不勝感激

/ *
 * prio_to_weight [ ]數(shù)組的反( 2^32 / x )值，預(yù)先計(jì)算。
 *
 * 在重量不經(jīng)常變化的情況下，我們可以使用
 *預(yù)先計(jì)算逆數(shù)以通過(guò)轉(zhuǎn)動(dòng)除法來(lái)加速算術(shù)
 *轉(zhuǎn)化為乘法：
 * /
靜態(tài)常量u32 prio_to_wmult [ 40 ] = {
 / * - 20 * / 48388 , 59856 , 76040 , 92818 , 118348 ,
 / * - 15 * / 147320 , 184698 , 229616 , 287308 , 360437 ,
 / * - 10 * / 449829 , 563644 , 704093 , 875809 , 1099582 ,
 / * - 5 * / 1376151 , 1717300 , 2157191 , 2708050 , 3363326 ,
 / * 0 * / 4194304、5237765、6557202、8165337、10153587 、 _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 5 * / 12820798、15790321、19976592、24970740、31350126 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * 10 * / 39045157、49367440、61356676、76695844、95443717 、 _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 15 * / 119304647、148102320、186737708、238609294、286331153 、 _ _ _ _ _ _ _ _
} ;

最后，說(shuō)下對(duì)CFS “完全公平” 的理解：

①不再區(qū)分進(jìn)程類型，所有進(jìn)程公平對(duì)待

②對(duì)I/O消耗型進(jìn)程，仍然會(huì)提供快速響應(yīng)(對(duì)睡眠進(jìn)程做時(shí)間補(bǔ)償)

③優(yōu)先級(jí)高的進(jìn)程，獲得CPU時(shí)間更多(vruntime增長(zhǎng)的更慢)

可見CFS的完全公平，并不是說(shuō)所有進(jìn)程絕對(duì)的平等，占用CPU時(shí)間完全相同，而是體現(xiàn)在vruntime數(shù)值上，所有進(jìn)程都用虛擬時(shí)間來(lái)度量，總是讓vruntime最小的進(jìn)程搶占，這樣看起來(lái)是完全公平的，但實(shí)際上vruntime的更新，增長(zhǎng)速度，不同進(jìn)程是不盡一樣的。CFS利用這么個(gè)簡(jiǎn)單的vruntime機(jī)制，實(shí)現(xiàn)了以往需要相當(dāng)復(fù)雜算法實(shí)現(xiàn)的進(jìn)度調(diào)度需求，高明！