【Linux进程、线程、任务调度】二

其他 2018-10-17 14:10:51 阅读次数: 0
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上一篇文章 点击链接【Linux进程、线程、任务调度】一
讲了

  • Linux进程生命周期（就绪、运行、睡眠、停止、僵尸）
  • 僵尸的含义
  • 停止状态与作业控制， cpulimit
  • 内存泄漏的真实含义
  • task_struct以及task_struct之间的关系
  • 初见fork和僵尸

本篇接着上一篇文章主要记录以下学习内容：

  • fork vfork clone 的含义
  • 写时拷贝技术
  • Linux线程的实现本质
  • 进程0 和 进程1
  • 进程的睡眠和等待队列
  • 孤儿进程的托孤 ，SUBREAPER

1、fork

fork()，创建子进程，实际上就是将父进程的task_struct结构进行一份拷贝（注意拷贝的都是指针），假设有p1进程，fork后产生p2子进程：

上面的mm ，fs，files，signal等都是task_struct结构体里的指针，分别指向进程的内存资源，文件系统资源，文件资源，信号资源等，当父进程p1 fork后，内核把p1的task_struct拷贝一份，作为子进程p2的描述符。此时p1和p2所指向的资源实际上是一样的，这并不与进程是占有独立的空间矛盾，因为后面对资源进型任何的修改将导致资源分裂，比如当p1（或p2）对fs，files，signal等资源执行操作，将导致fs，files，signal各分裂一份作为p1（或p2）的资源。

其中对于mm（内存）的情况，就比较复杂，有一种技术：写时拷贝（copy on write）

2、写时拷贝（Copy on write）

看下图：

最开始的时候进程p1，假设某一块的虚拟内存为virt1，virt1所映射的物理内存为phy1，原则上virt1与phy1是可读可写的。当p1调用fork()后，产生了新的虚存和物理内存表示子进程p2的某一块地址，实际上此时p1和p2的是指向同样的物理内存地址，并且这块内存变得只读了 。假设p2（p1）要对这块内存进行写操作，就会产生page fault，此时就会重新开辟一块物理内存空间，让p2（p1）的virt1映射到新的物理内存phy2，然后重新对phy2的内存进行写操作。

我们注意到，这个过程中，需要有MMU进行地址翻译，所以写时拷贝技术必须要有MMU才能实现。

无MMU，不能写时拷贝，不能fork

  • 实验
#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);
    sleep(15);
    printf("Child process %d exit\n",getpid());
    _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);
        sleep(20);
        printf("Parent process %d exit\n",getpid());
		exit(0);
	}
}

编译运行结果：
在这里插入图片描述

  • 结果分析

以上程序父进程fork后，子进程对全局变量进行写，物理内存部分进行分裂，使得子进程与父进程data变量对应的物理内存部分分离（写时拷贝）。从此以后父子进程各自读写data将不会影响彼此，且父子进程的运行是独立的，可以同时运行。

3、vfork

那么如果没有MMU，该如何呢？vfork在无MMU的场合下使用。

无MMU时只能使用vfork

vfork在以下情况下使用：

父进程阻塞直到子进程：

  • exit 或 _exit
  • exec

vfork实际上内部是对mm（内存资源）进行一个clone，而不是copy，其他资源还是copy（因为其他资源不受MMU影响）,见下图：

  • 实验
#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);
    sleep(15);
    printf("Child process %d exit\n",getpid());
    _exit(0);
}

int main(int argc, char* argv[])
{
	int pid;
	pid = vfork();

	if(pid==0) {
		child_process();
	}
	else{
		sleep(1);
		printf("Parent process %d, data %d\n",getpid(), data);
        sleep(20);
        printf("Parent process %d exit\n",getpid());
		exit(0);
	}
}
  • 运行结果：
    在这里插入图片描述
  • 结果分析
    由结果可以看出vfork与fork的区别：vfork的mm部分，是clone的而非copy的。父进程在子进程exit或者exec之前一直都处于阻塞状态（可以自己运行下看看sleep效果）。

4、Linux线程的实现本质

线程，共享进程的所有资源！那么内部是如何实现的呢？

实际上pthread_create内部就是调用clone，当进程（线程）p1调用pthread_create，内部就是调用clone，新生成的线程p2与原来的线程p1共享所有资源。

其实，此时可以看成是p1和p2的task_struct结构体内的指向资源的指针是一样的。多线程是共享资源的。
我们可以看到，线程p1和p2都是有task_struct的，而且里面的资源是一样的，内核的调度器只看task_struct，所以进程，线程，都是可以被调度的对象。线程也被叫做轻量级进程。

5、PID与TGID

POSIX规定，进程中的多个线程getpid()后应该获得同一个id（主线程id（TGID）），但是实际上每一个线程都有一个task_struct结构体，这个结构体中存有各个线程的id（PID）。

为了解决有两个id的情况，内核高出了一个TGID，每一个内核的TGID都是相等的，等于主线程的id。

假设现在有进程进程p1，它创建了三个子进程：

其中：
1、top 查看的是进程的视角，查看的id实际上是各个进程（线程）的TGID
2、top -H是线程视角，查看的是各个线程的自己独有的id即PID

看以下程序：

#include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include <stdio.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <sys/syscall.h>

static pid_t gettid( void )
{
	return syscall(__NR_gettid);
}

static void *thread_fun(void *param)
{
	printf("thread pid:%d, tid:%d pthread_self:%lu\n", getpid(), gettid(),pthread_self());
	while(1);
	return NULL;
}

int main(void)
{
	pthread_t tid1, tid2;
	int ret;

	printf("thread pid:%d, tid:%d pthread_self:%lu\n", getpid(), gettid(),pthread_self());

	ret = pthread_create(&tid1, NULL, thread_fun, NULL);
	if (ret == -1) {
		perror("cannot create new thread");
		return -1;
	}

	ret = pthread_create(&tid2, NULL, thread_fun, NULL);
	if (ret == -1) {
		perror("cannot create new thread");
		return -1;
	}

	if (pthread_join(tid1, NULL) != 0) {
		perror("call pthread_join function fail");
		return -1;
	}

	if (pthread_join(tid2, NULL) != 0) {
		perror("call pthread_join function fail");
		return -1;
	}

	return 0;
}
  • 运行结果：
    在这里插入图片描述
    可以看出此时程序处于死循环，getpid获得的id是一样的，gettid获得的是线程结构体中的id。所以是不一样的，而pthread_self 并不是任何id，这里我们不关心pthread_slef获得id，我们只关心PID与TGID。

另开一个终端执行命令：

$ top

在这里插入图片描述
可得知，只能看到一个thread，实际上就是我们的进程（主线程），它的id也是进程的id。top命令只能看到进程的视角，看到的都是进程与进程的id，看不到线程与线程id

$ top -H

在这里插入图片描述

可看到，两个被创建出来的线程thread，且它们的id都是各自的task_struct里面的id（PID），而不是进程的id（TGID）。top -H 看到的是线程视角，显示的id是线程的独有的id（PID）。这里id名词较多，容易弄混，知道原理即可。

6、SUBREAPER与托孤

  • 孤儿进程
    当父进程死掉，子进程就被称为孤儿进程

对孤儿进程，有一个问题，就是父进程挂掉了，孤儿进程最后怎门办，因为没有人来回收它了。

在Linux中，当父进程挂掉，子进程会在进程树上向上找subreaper进程，当找到subreaper进程，孤儿进程就会挂到subreaper进程下面成为subreaper进程的子进程，后面就由subreaper进程对该孤儿进程进行回收。如果没有subreaper进程，那么最终该孤儿进程会挂到init 1号进程下，由init进程回收。如下图：

此过程，称为托孤！

Linux内核中，有一种方法可以将某一进程变为subreaper进程：

在这里插入图片描述

prctl函数可以使当前调用它的进程变为subreaper进程。
PR_SET_CHILD_SUBREAPER是Linux 3.4引入的新特性，将它设置为非零值，就可以使当前进程变为像1号进程那样的subreaper进程，可以对孤儿进程进行收养了。

  • 实验
    life_period.c
#include <stdio.h>
#include <sys/wait.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>

int main(void)
{
	pid_t pid,wait_pid;
	int status;

	pid = fork();

	if (pid==-1)	{
		perror("Cannot create new process");
		exit(1);
	} else 	if (pid==0) {
		printf("child process id: %ld\n", (long) getpid());
		pause();
		_exit(0);
	} else {
		printf("parent process id: %ld\n", (long) getpid());
		wait_pid=waitpid(pid, &status, WUNTRACED | WCONTINUED);
		if (wait_pid == -1) {
			perror("cannot using waitpid function");
			exit(1);
		}

		if(WIFSIGNALED(status))
			printf("child process is killed by signal %d\n", WTERMSIG(status));

		exit(0);
	}
}

编译程序运行结果如下：
在这里插入图片描述
此时，子进程处于停止状态，父进程也处于阻塞状态(waitpid等待子进程结束)。
输入以下命令查看当前进程树，可以看到我们的life_period进程与其子进程在进程树中的位置：

$ pstree

然后，杀死父进程

   $  kill -9 3532

再看进程树：

  • 结论
    可以看到，当我们杀死父进程后，子进程被init进程托孤，以后如果该进程退出了，由init进程回收它的task_struct结构。

7、进程0和进程1

这是一个鸡生蛋蛋生鸡的故事，我们知道Linux系统中所有的进程都是init进程fork而来，init进程是内核中跑的所有进程的祖先，那么问题来了，init进程哪里来的？答案是，init进程是由编译器编译而来的？那么编译器又是哪里来的？答案是编译器是由编译器编译而来。那么编译编译器的编译器又是哪里来的？

可见，这是一个死循环。实际上，最开始，是有一些大牛用0 1写的编译器，写完直接可以在cpu上跑的，然后用最开始的编译器编译后面的编译器。这个不是重点。今天我们的重点是0号进程。0号进程是1号进程父进程。
0号进程也叫IDLE进程。0号进程在什么时候跑呢？

当所有其他进程，包括init进程都停止运行了，0号进程就会运行。此时0号进程会把CPU置为低功耗，非常省电。
此时内核被置为wait_for_interrupt状态，除非有一个中断过来，才会唤醒其他进程。

8、进程的睡眠和等待队列

上一篇文章点击链接 简单讲了深度睡眠和浅睡眠。那么什么情况下需要将进程置为深度睡眠呢？
假设有进程p，它正在运行，但是整个程序代码并没有完全进入内存，假如p调用一个函数fun(),这个函数代码也没有进入到内存，那么现在就会出现缺页（page fault），从而内核需要去执行缺页处理函数，这个阶段进程p就会进入到睡眠状态，假设进入浅睡眠，那么有可能会来一个信号signal1，假设signal1的信号处理函数也没有进入到内存，这个时候又会出现缺页错误（page fault） 。。。。这样的话，就有可能导致程序崩溃。

下面看一段代码来理解进程的睡眠与调度：

在这里插入图片描述
…
…

上面程序注解非常的清晰明了，我们只需要注意两点即可：

进程在阻塞读（或者其他类似于读的状态如sleep）时，那个读的函数内部一定会调用内核调度函数schedule()，让CPU去执行其他的进程。

当有信号来（或者有资源来）的时候，进程被唤醒，这里的唤醒，实际上是给等待队列一个信号，然后让队列自己去唤醒队列中的进程，并不是去直接唤醒进程的，此时等待队列可以看做一个中间机构代替我们去做复杂的唤醒工作。具体是如何实现的，在以后的学习中，还会继续分析。

9、总结

掌握以下内容

  • fork vfork clone的关系
  • 写时拷贝技术与fork，MMU的关系
  • Linux线程的实现本质，内部是调用clone
  • 0号进程与1号进程
  • 进程的托孤与subreaper进程
  • 进程的睡眠与等待队列

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