Linux内核学习笔记（3）-- 进程的创建和终结

一、 进程创建：

　　unix 下的进程创建很特别，与许多其他操作系统不同，它分两步操作来创建和执行进程： fork() 和 exec() 。首先，fork() 通过拷贝当前进程创建一个子进程；然后，exec() 函数负责读取可执行文件并将其载入地址空间开始运行。

1、fork() ：kernel/fork.c

　　在linux系统中，通过调用fork()来创建一个进程。调用 fork() 的进程称为父进程，新产生的进程称为子进程。在该调用结束时，在返回点这个相同的位子上，父进程恢复执行，子进程开始执行。fork()系统调用从内核返回两次：一次返回到父进程，另一次返回到新产生的子进程。使用fork()创建新进程的流程如下：

  1）fork() 调用clone；

  2）clone() 调用 do_fork()；

  3）do_fork() 调用 copy_process() 函数，copy_process() 函数将完成第 4-11 步；

  4）调用 dup_task_struct() 为新进程创建一个内核栈、thread_info结构和task_struct，这些值与当前进程的值相同；

  5）检查并确保新创建这个子进程后，当前用户所拥有的进程数目没有超出给它分配的资源的限制；

  6）清理子进程进程描述符中的一些成员（清零或初始化，如pid），以使得子进程与父进程区别开来；

  7）将子进程的状态设置为 task_uninterruptible，保证它不会投入运行；

  8）调用 copy_flags() 以更新 task_struct 的 flags 成员；

  9）调用 alloc_pid() 为新进程分配一个有效的 pid；

10）根据传递给clone() 的参数标志，copy_process() 拷贝或共享打开的文件、文件系统信息、信号处理函数、进程地址空间和命名空间等；

11）做一些扫尾工作并返回一个指向子进程的指针。

12）回到 do_fork() 函数，如果 copy_process() 函数成功返回，新创建的子进程将被唤醒并让其投入运行。

　　下面用一段简单的代码演示一下 fork() 函数：

  1 #include <unistd.h>
  2 #include <stdio.h>
  3 
  4 int main(){
  5     pid_t fpid;
  6     int count= 0;
  7     fpid = fork();              // fpid 为fork()的返回值
  8     if(fpid < 0){               // 当fork()的返回值为负值时，表明调用 fork() 出错
  9         printf("error in fork!");
 10     }
 11     else if(fpid  == 0){        // fork() 返回值为0，表明该进程是子进程
 12         printf("this is a child process, the process id is %d\n",getpid());
 13         count++;
 14     }
 15     else{                       // fork() 返回值大于0，表明该进程是父进程，这时返回值其实是子进程的pid
 16         printf("this is a father process, the process id is %d\n",getpid());
 17         count++;
 18     }
 19     printf("计数 %d 次\n",count);
 20     return 0;                                                                          
 21 }

输出结果：

　　可以看到，调用 fork() 函数后，原本只有一个进程，变成了两个进程。这两个进程除了 fpid 的值不同外几乎完全相同，它们都继续执行接下来的程序。由于 fpid 的值不同，因此会进入不同的判断语句，这也是为什么两个结果有不同之处的原因。另外，可以看到，父进程的 pid 刚好比子进程的 pid 小1。 fork()  的返回值有以下三种：

a）在父进程中，fork() 返回新创建子进程的 pid；

b）在子进程中，fork() 返回0；

c）如果 fork() 调用出错，则返回负值

 

 2、exec() ：fs/exec.c （源程序 exec.c 实现对二进制可执行文件和 shell 脚本文件的加载与执行）

　　通常，创建新的进程都是为了立即执行新的、不同的程序，而接着调用 exec() 这组函数就可以创建新的地址空间，并把新的程序载入其中。

　　exec() 并不是一个函数，而是一个函数簇，一共包含六个函数，分别为： execl、execlp、execle、execv、execvp、execve，定义如下：

#include <unistd.h>  
  
int execl(const char *path, const char *arg, ...);  
int execlp(const char *file, const char *arg, ...);  
int execle(const char *path, const char *arg, ..., char *const envp[]);  
int execv(const char *path, char *const argv[]);  
int execvp(const char *file, char *const argv[]);  
int execve(const char *path, char *const argv[], char *const envp[]);  

　　这六个函数的功能其实差不多，只是接受的参数不同。exec() 函数的参数主要有3个部分：执行文件部分、命令参数部分和环境变量部分：

1）执行文件部分：也就是函数中的 path 部分，该部分指出了可执行文件的查找方式。其中 execl、execle、execv、execve的查找方式都是使用的绝对路径，而 execlp和execvp则可以只给出文件名进行查找，系统会从环境变量 "$path"中查找相应的路径；

2）命令参数部分：也就是函数中的 file 部分，该部分指出了参数的传递方式以及要传递哪些参数。这里，"l"结尾的函数表示使用逐个列举的方式传递参数；"v"结尾的表示将所有参数整体构造成一个指针数组进行传递，然后将该数组的首地址当做参数传递给它，数组中的最后一个指针要求为 null；

3）环境变量部分：exec() 函数簇使用了系统默认的环境变量，也可以传入指定的环境变量。其中 execle 和execve 这两个函数就可以在 envp[] 中指定当前进程所使用的环境变量。

·　　当 exec() 执行成功时，exec() 函数会取代执行它的进程，此时，exec() 函数没有返回值，进程结束。当 exec() 函数执行失败时，将返回失败信息（返回 -1），进程继续执行后面的代码。

　　通常，exec() 会放在 fork() 函数的子进程部分，来替代子进程继续执行，exec() 执行成功后子进程就会消失，但是执行失败的话，就必须要使用 exit() 函数来让子进程退出。下面用一段简单的代码来演示一下 exec() 函数簇中的一个函数的用法，其余的参考：

  1 #include <unistd.h>
  2 #include <stdio.h>
  3 #include <errno.h>
  4 #include <string.h>
  5 
  6 int main(){
  7     int childpid;
  8     pid_t fpid;
  9     fpid = fork();
 10     if(fpid == 0){              　　　　　　　　　　　　// 子进程
 11         char *execv_str[] = {"ps","aux",null};      // 指令：ps aux 查看系统中所有进程 
 12         if( execv("/usr/bin/ps",execv_str) < 0 ){
 13             perror("error on exec\n");
 14             exit(0);
 15         }
 16     }
 17     else{
 18         wait(&childpid);
 19         printf("execv done\n");
 20     }
 21 }

 

 　　在这个程序中，使用 fork() 创建了一个子进程，随后立即调用 exec() 函数簇中的 execv() 函数，execv() 函数执行了一条指令，显示当前系统中所有的进程，结果如下（进程有很多，这里只截了一部分）：

　　注意看最后两个进程，分别是父进程和调用 fork() 后创建的子进程。

 

二、进程终结

　　进程被创建后，最终要终结。当一个进程终结时，内核必须释放它所占有的资源，并把这一消息告诉其父进程。系统通过 exit() 系统调用来处理终止和退出进程的相关工作，而大部分工作则由 do_exit() 来完成 （kernel/exit.c）：

1）将task_struct 中的标志成员设置为 pf_exiting；

2）调用 del_timer_sync() 删除任一内核定时器，以确保没有定时器在排队，也没有定时器处理程序在运行；

3）调用 exit_mm() 函数释放进程占用的 mm_struct，如果没有别的进程使用它们（地址空间被共享），就彻底释放它们；

4）调用 sem__exit() 函数，如果进程排队等候 ipc 信号，它则离开队列；

5）调用 exit_files() 和 exit_fs()，以分别递减文件描述符、文件系统数据的引用计数，若其中某个引用计数的值降至零，则表示没有进程使用相应的资源，可以释放掉进程占用的文件描述符、文件系统资源；

6）把 task_struct 的 exit_code 成员设置为进程的返回值；

7）调用 exit_notify() 向父进程发送信号，并把进程状态设置为 exit_zombie；

8）调用 schedule() 切换到新的进程，继续执行。由于 exit_zombie 状态的进程不会被再调度，所以这是进程所执行的最后一段代码， do_exit() 没有返回值。

　　至此，与进程相关联的所有资源都被释放掉了，进程不可运行并处于 exit_zombie 退出状态。此时，进程本身所占用的内存还没有释放，如内核栈、thread_info 结构和 task_struct 结构等，它存在的意义是向父进程提供信息，当父进程收到信息后，或者通知内核那是无关的信息后，进程所持有的剩余的内存将被释放。

　　系统通过调用 release_task() 来释放进程描述符。