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[系统运维]操作系统笔记——Linux实战、Windows（持续更新）

Linux进程管理

Linux内核基于Minix编写，现在的都是Linux发行版，是内核的自定义。

现代操作系统允许一个进程有多个执行流，即在相同的地址空间中可执行多个指令序列。每个执行流用一个线程表示，一个进程可以有多个线程。

Linux具体实现比较特别，Linux中严格来说是没有线程的，而是使用轻量级进程实现对多线程应用程序的支持，一个轻量级进程就是一个线程。

本章内容：

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Linux进程组成

进程有两种状态，用户态和核心态。

这两种状态的根本区别在于切换了段地址。用户态的时候用的是用户栈，而核心态用的是核心栈。

状态的切换以及进程的切换都需要保存信息，其中就用到进程描述符

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task_struct结构如下，图中仅列出关键的几个部分，实际上有更多：

thread_info是进程的关键信息，又叫小描述符
略

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每个进程都在内存中有一个进程核心栈，其和thread_info是放在一起的，总共占2页空间，核心栈在一端，thread_info在另一端。

task_struct通过thread_info指针访问核心栈，核心栈通过thread_info反向访问task_struct，是双向的。

具体到操作系统，操作系统通过esp获取thread_info地址，然后通过thread_info获取task_struct（PCB），即操作系统通过esp获取PCB信息。尤其是进程刚从用户态切换到核心态时，其核心栈为空，只要将栈顶指针减去8k，就能得到thread_info结构的地址。

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可运行状态=运行态+就绪态
阻塞态分的比较细，下面逐一列出：
可中断的等待状态：进程睡眠等待系统资源可用或收到一个信号后，进程被唤醒。
不可中断的等待状态：进程睡眠等待一个不能被中断的事件发生。如进程等待设备驱动程序探测设备的状态。
暂停状态；
跟踪状态；
僵死状态；
死亡状态

Linux进程链表

Linux的链表都是list_head类型列表

全局的链表有：

所有进程链表tasks：链表头是0号进程，双向链表
可运行进程(TASK_RUNNING)链表run_list：按照它们的优先级可构建140个可运行进程队列（系统有140个优先级，非常细致）
等待进程链表。互斥等待访问临界资源的进程；非互斥等待的进程，所有进程都被唤醒wait_queue_t

这两个链表，每一个PCB都有：

子进程链表children
兄弟进程链表sibling

pid实际上是一种哈希（TODO）

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Linux进程控制

用户进程创建与撤销

Linux有三个创建进程的函数：

fork。采用写时复制技术，复制全部资源，根据返回pid判断是否是子进程，不阻塞。
vfork。共享资源，且阻塞父进程。
clone。轻量级进程函数，用于实现Linux线程，可以选择共享哪些数据。

要想实现共享+并行，需要用fork+共享内存区+PV操作实现。

进程撤销：

exit()系统调用只终止某一个进程/线程。
exit_group()系统调用能终止整个线程组。

如果只将主进程exit，子进程保留，子进程就会变成孤儿进程。
此时会给孤儿分配养父，即init进程（1号，监控用户态进程），init进程定期会处理僵死的子进程。

0，1，2号进程

前面是用户空间进程的创建，内核有另一套函数。

内核空间的线程创建create_ kthread () / kthread_run()。内核里只有线程，因为内核本身就是root权限，不需要进行数据隔离。出于好听的原因，人们又喜欢把内核线程称作进程。

内核线程的任务一般是执行周期性执行的任务，如刷新磁盘高速缓存；交换出不用的页；维护网络连接等任务。相对的，用户线程高度自定义，不具有周期性。

0号进程是一切进程的根。0号进程就是一个内核线程，0号进程是所有进程的祖先进程，又叫idle进程或叫做swapper进程。每个CPU都有一个0号进程。
1号进程（init）是用户态进程的根。是由0号进程创建的内核线程init，负责完成内核的初始化工作。在系统关闭之前，init进程一直存在，它负责创建和监控在操作系统外层执行的所有用户态进程。
2号进程（kthreadd）负责创建内核线程。

使用ps查看进程信息。-eo自定义显示信息，显示pid,ppid,command信息。

可以看到，没有显示0号进程，而1号进程负责init任务与用户态进程创建，其父进程是0号进程，2号进程负责内核线程创建。这里显示的其他进程都是内核线程，任务各不相同，其父进程都是2号进程。

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Linux进程切换

用户态进程之间可以切换。用户态进程到核心态也需要切换。这两种切换执行的思路类似：

这里需要注意，进程切换只能发生在核心态，毕竟用户怎么能掌握计算机运行的调度权呢？那问题来了，从核心态切到用户态很自然，那用户态怎么切到核心态呢？这就需要触发中断，发送一个信号给核心，然后核心再进行切换。

所以一个切换操作分如下流程：

需要先将用户态寄存器信息保存，送到核心栈
还有一些寄存器值被送到PCB的thread_struct 的 thread字段中（硬件上下文）
最后通过核心态进行进程切换，先切页目录表（换一个页目录段，换一个页表TODO），再切核心栈与硬件上下文（恢复寄存器）

Linux进程调度

Linux，无论是用户态还是核心态，都是可抢占的。
为了保证抢占的合理，需要搭配动态优先级。

进程调度类型：

先进先出的实时进程，时间片轮转的实时进程。基本优先数为1～99，优先级较高，费时较少
普通的分时进程。分时进程和批处理进程的基本优先数为100～139

实时进程调度时机：

被抢占了。出现了更高优先级的实时进程
走不动了。进程执行了阻塞操作，或者干脆停止运行或被杀死
自愿放弃。进程调用了sched_yield()自愿放弃处理机
轮转的实时系统中，时间片用完。

进程调度需要用到特殊的数据结构，其实就是前面的进程链表，是一维数组runqueues（TODO，TODO到底是一维数组还是链表？）。

一个CPU有140级全局可运行进程链表。

在时间片轮转系统中，还可以再分两类，一类是活动进程链表，一类是过期进程链表，各有140个队列。当活动进程都过期后，过期进程才可运行。避免低优先级进程没有机会运行（进程饥饿）

刚开始优先级动态计算复杂度比较高，所以引入了公平调度算法。

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内核同步

不同内核线程使用一个内核，所以对于互斥资源就需要进行同步控制。核心思路就是保证临界区的同一时间只对应一个内核控制路径（？TODO）

同步方法很多，不止有信号量。

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Linux储存器管理

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进程地址空间的管理

内核虚空间

32位机器的进程寻址空间为4G。

进程的私有空间是3G，剩下1G是内核虚空间。

1G虚拟空间的前896M对应物理内存的前896M。前896MB的物理地址等于内核虚地址减去0xc0000000（3G）后128MB的虚拟空间比较特殊，是固定的分区，与用户。

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用户空间进程管理

注意，这里针对的是3G的内存空间，是进程管理。而核心都是线程，不存在下面的管理机制。

针对3G的用户空间，Linux的管理机制如下图：
看着比较庞大，我们大致捋一下，你可能现在看不懂，但是看完后面两个结构的具体描述再回来看也是OK的：

从右往左看：实际上，一个进程的虚拟内存逻辑上是连续的，分为若干个区域。每一个区域都有一个vm_area_struct对应，这些vm_area_struct是以链表结构+红黑树结构组织的。
从左往右看：一个进程PCB通过一个mm_struct对虚拟空间进行宏观管理
mm_struct和vm_area_struct就像是总分的关系一样，具体有什么联系？mm_struct指向vm_area_struct链表的头结点，指向其红黑树的根节点。而每一个vm_area_struct里面都有一个指针指向同一个mm_struct，用于快速返回mm_struct。

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vm_area_struct

struct vm_area_struct {
	struct mm_struct * vm_mm; 虚拟内存描述符，指向其对应的mm_struct
	unsigned long vm_start;      /*起始地址*/
	unsigned long vm_end;       /*结束地址*/
	struct vm_area_struct  *vm_next; /*单链表*/
	struct rb_node  vm_rb;         /*红-黑树*/
	struct file * vm_file;  映射文件时指向文件对象
	……
}

结构里同时有红黑树指针和链表指针，说明vm area struct是同时具有两种组织方式。

红黑树是一种特殊的平衡二叉树，满足红黑树规则的n节点树，高度最多为 $2\times log(n+1)$

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mm_struct

内核线程不拥有mm_struct（本身就是线程，mm struct是针对进程的）。


struct task_struct
 {   // PCB
   …
   struct mm_struct  *mm;
   …
}

struct mm_struct {  
	struct vm_area_struct *mmap;  /*单向链*/
	struct rb_root  mm_rb;  /*指向红-黑树的根*/
	pgd_t  *pgd;                   	 /*指向页目录表*/
	atomic_t mm_users;	 /*次使用计数器*/
	atomic_t mm_count; 	 /*主使用计数器*/
	struct list_head mmlist;   //双向链表
	unsigned long start_code, end_code;  /*可执行代码所占用的地址区间*/
	……};

结构里有指向vm area struct链表的头指针，也有指向红黑树结构的指针。

说一下mm_users mm_count这两个计数器。

mm_users记录共享mm_struct的轻量级进程数。初值为1（主线程），增加一个线程就+1（TODO）
mm_count记录内核线程使用数。初值为0，mm若把mm_struct暂时借给一个内核线程使用，则mm_count值增1。

进程结束，mm_users和mm_count都为0时，这个mm_struct才能被释放。

物理内存管理

物理内存是连续的（假设4G）

页框0给bios用，从0x000a0000到0x000fffff（1M空间）给BIOS例程用。

Linux管理页框的时候，会跳过前1M的空间（BIOS空间，对应RAM）。剩下的页框，大小为4KB，每一个页框都有一个页框描述符，struct page。这些struct page以结构数组的形式放在mem_map数组中。

struct page

这个结构，mapcount是页框号。其余的字段，要注意private字段，和伙伴系统有关（后面）。还有mapping字段，和页高速缓存的核心数据结构，与文件的inode有关。

struct page {
	unsigned long flags;  /*页框状态标志P175*/
	atomic_t  _count;	 /*页框的引用计数*/
	atomic_t  _mapcount; /*页框号，可以索引到物理页框*/
	unsigned long private; /*空闲时由伙伴系统使用*/
	struct address_space *mapping;用于页高速缓存
	pgoff_t  index;  在页高速缓存中以页为单位偏移
	struct list_head lru; 链入活动页框链表或非活动..
	void *virtual;     /*页框所映射的内核虚地址*/
};

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内存管理区

整个4G内存被分成3块zone：

ZONE_DMA：包含低于16MB的常规内存页框。用于对老式的基于ISA设备的DMA支持。0~15MB
ZONE_NORMAL：包含高于16MB且低于896MB的常规内存页框。16MB~895MB，内核可以直接访问，用虚拟地址-3G即可得到物理内存。
ZONE_HIGHMEM：包含从896MB-4G的高端物理页框。内核不能直接访问，后128+3G需要通过页管理机制寻址。

也就是说，大部分内存区域仅仅被一个zone结构管理：

这个结构里又出现了伙伴系统。

struct zone {  
	unsigned long  free_pages;  空闲页框数
	struct per_cpu_pageset  pageset[NR_CPUS];
	/*每CPU页框高速缓存,以满足CPU对单个页框的请求p177*/
	struct free_area  free_area[11]; 
	/*伙伴系统中的11个空闲页框链表*/
	struct list_head active_list; /*活动页框链表，存放最近正被访问的页框*/
  	struct list_head inactive_list; /*非活动页框链表，存放最近未被访问的页框*/
	…….};