- 什麼是進程？
進程是加載到內存中的可執行程序，但進程比程序多了一些結構，其中最主要的是PCB。廣義上，所有的進程信息被放在一個叫做進程控制塊的數據結構中，可以理解爲進程屬性的集合。 - 什麼是PCB？
操作系統要對進程進行管理有兩個步驟：描述進程和組織進程。而PCB就是描述進程的數據結構，每個進程在內核中都有一個進程控制塊(PCB)來維護進程相關的信息,Linux內核的進程控制塊是task_struct結構體。
task_struct是Linux內核的一種數據結構，它會被裝載到RAM中並且包含着進程的信息。
每個進程都把它的信息放在 task_struct 這個數據結構內，task_struct 包含了這些內容：
標示符:描述本進程的唯一標示符，用來區別其他進程。
狀態:任務狀態，退出代碼，退出信號等。
優先級:相對於其他進程的優先級。
程序計數器：程序中即將被執行的下一條指令的地址。
內存指針：包括程序代碼和進程相關數據的指針，還有和其他進程共享的內存
塊的指針。
上下文數據：進程執行時處理器的寄存器中的數據。
I／O狀態信息：包括顯⽰的I/O請求,分配給進程的I／O設備和被進程使⽤的⽂件列表。
記賬信息：可能包括處理器時間總和，使用的時鐘數總和，時間限制，記賬號等。保存進程信息的數據結構叫做 task_struct，並且可以在include/linux/sched.h 裏找到它。所有運行在系統中的進程都以 task_struct 鏈表的形式存在內核中。
進程的信息可以通過 /proc 系統文件夾查看。要獲取PID爲400的進程信息，你需要查看 /proc/400 這個文件夾。大多數進程信息同樣可以使top和ps這些用戶級工具來獲取。
task_struct結構體註釋：
1. 調度數據成員
(1) volatile long states;
表示進程的當前狀態:
*TASK_RUNNING:正在運行或在就緒隊列run-queue中準備運行的進程，實際參與進程調度。
*TASK_INTERRUPTIBLE:處於等待隊列中的進程，待資源有效時喚醒，也可由其它進程通過信號(signal)或定時中斷喚醒後進入就緒隊列run-queue。
*TASK_UNINTERRUPTIBLE:處於等待隊列中的進程，待資源有效時喚醒，不可由其它進程通過信號(signal)或定時中斷喚醒。
*TASK_ZOMBIE:表示進程結束但尚未消亡的一種狀態(僵死狀態)。此時，進程已經結束運行且釋放大部分資源，但尚未釋放進程控制塊。
*TASK_STOPPED:進程被暫停，通過其它進程的信號才能喚醒。導致這種狀態的原因有二，或者是對收到SIGSTOP、SIGSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信號的反應，或者是受其它進程的ptrace系統調用的控制而暫時將CPU交給控制進程。
*TASK_SWAPPING: 進程頁面被交換出內存的進程。
(2) unsigned long flags;
進程標誌:
*PF_ALIGNWARN 打印“對齊”警告信息。
*PF_PTRACED 被ptrace系統調用監控。
*PF_TRACESYS 正在跟蹤。
*PF_FORKNOEXEC 進程剛創建，但還沒執行。
*PF_SUPERPRIV 超級用戶特權。
*PF_DUMPCORE dumped core。
*PF_SIGNALED 進程被信號(signal)殺出。
*PF_STARTING 進程正被創建。
*PF_EXITING 進程開始關閉。
*PF_USEDFPU 該進程使用FPU(SMP only)。
*PF_DTRACE delayed trace (used on m68k)。
(3) long priority;
進程優先級。 Priority的值給出進程每次獲取CPU後可使用的時間(按jiffies計)。優先級可通過系統調用sys_setpriorty改變(在kernel/sys.c中)。
(4) unsigned long rt_priority;
rt_priority 給出實時進程的優先級，rt_priority+1000給出進程每次獲取CPU後可使用的時間(同樣按jiffies計)。實時進程的優先級可通過系統 調用sys_sched_setscheduler()改變(見kernel/sched.c)。
(5) long counter;
在 輪轉法調度時表示進程當前還可運行多久。在進程開始運行是被賦爲priority的值，以後每隔一個tick(時鐘中斷)遞減1，減到0時引起新一輪調 度。重新調度將從run_queue隊列選出counter值最大的就緒進程並給予CPU使用權，因此counter起到了進程的動態優先級的作用 (priority則是靜態優先級)。
(6) unsigned long policy;
該進程的進程調度策略，可以通過系統調用sys_sched_setscheduler()更改(見kernel/sched.c)。調度策略有:
*SCHED_OTHER 0 非實時進程，基於優先權的輪轉法(round robin)。
*SCHED_FIFO 1 實時進程，用先進先出算法。
*SCHED_RR 2 實時進程，用基於優先權的輪轉法。
信號處理
(1) unsigned long signal;
進程接收到的信號。每位表示一種信號，共32種。置位有效。
(2) unsigned long blocked;
進程所能接受信號的位掩碼。置位表示屏蔽，復位表示不屏蔽。
(3) struct signal_struct *sig;
因 爲signal和blocked都是32位的變量，Linux最多隻能接受32種信號。對每種信號，各進程可以由PCB的sig屬性選擇使用自定義的處理 函數，或是系統的缺省處理函數。指派各種信息處理函數的結構定義在include/linux/sched.h中。對信號的檢查安排在系統調用結束後，以 及“慢速型”中斷服務程序結束後(IRQ#_interrupt()，參見9。5節“啓動內核”)。
進程隊列指針
(1) struct task_struct *next_task，*prev_task;
所有進程(以PCB的形式)組成一個雙向鏈表。next_task和就是鏈表的前後指針。鏈表的頭和尾都是init_task(即0號進程)。
(2) struct task_struct *next_run，*prev_run;
由正在運行或是可以運行的，其進程狀態均爲TASK_RUNNING的進程所組成的一個雙向循環鏈表，即run_queue就緒隊列。該鏈表的前後向指針用next_run和prev_run，鏈表的頭和尾都是init_task(即0號進程)。
(3) struct task_struct *p_opptr，*p_pptr;和struct task_struct *p_cptr，*p_ysptr，*p_osptr;
以上分別是指向原始父進程(original parent)、父進程(parent)、子進程(youngest child)及新老兄弟進程(younger sibling，older sibling)的指針。
進程標識
(1) unsigned short uid，gid;
uid和gid是運行進程的用戶標識和用戶組標識。
(2) int groups[NGROUPS];
與多數現代UNIX操作系統一樣，Linux允許進程同時擁有一組用戶組號。在進程訪問文件時，這些組號可用於合法性檢查。
(3) unsigned short euid，egid;
euid 和egid又稱爲有效的uid和gid。出於系統安全的權限的考慮，運行程序時要檢查euid和egid的合法性。通常，uid等於euid，gid等於 egid。有時候，系統會賦予一般用戶暫時擁有root的uid和gid(作爲用戶進程的euid和egid)，以便於進行運作。
(4) unsigned short fsuid，fsgid;
fsuid 和fsgid稱爲文件系統的uid和gid，用於文件系統操作時的合法性檢查，是Linux獨特的標識類型。它們一般分別和euid和egid一致，但在 NFS文件系統中NFS服務器需要作爲一個特殊的進程訪問文件，這時只修改客戶進程的fsuid和fsgid。
(5) unsigned short suid，sgid;
suid和sgid是根據POSIX標準引入的，在系統調用改變uid和gid時，用於保留真正的uid和gid。
(6) int pid，pgrp，session;
進程標識號、進程的組織號及session標識號，相關係統調用(見程序kernel/sys.c)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid幾種。
(7) int leader;
是否是session的主管，布爾量。
時間數據成員
(1) unsigned long timeout;
用於軟件定時，指出進程間隔多久被重新喚醒。採用tick爲單位。
(2) unsigned long it_real_value，it_real_iner;
用 於itimer(interval timer)軟件定時。採用jiffies爲單位，每個tick使it_real_value減到0時向進程發信號SIGALRM，並重新置初值。初值由 it_real_incr保存。具體代碼見kernel/itimer.c中的函數it_real_fn()。
(3) struct timer_list real_timer;
一種定時器結構(Linux共有兩種定時器結構，另一種稱作old_timer)。數據結構的定義在include/linux/timer.h中，相關操作函數見kernel/sched.c中add_timer()和del_timer()等。
(4) unsigned long it_virt_value，it_virt_incr;
關 於進程用戶態執行時間的itimer軟件定時。採用jiffies爲單位。進程在用戶態運行時，每個tick使it_virt_value減1，減到0時 向進程發信號SIGVTALRM，並重新置初值。初值由it_virt_incr保存。具體代碼見kernel/sched.c中的函數 do_it_virt()。
(5) unsigned long it_prof_value，it_prof_incr;
同樣是 itimer軟件定時。採用jiffies爲單位。不管進程在用戶態或內核態運行，每個tick使it_prof_value減1，減到0時向進程發信號 SIGPROF，並重新置初值。初值由it_prof_incr保存。 具體代碼見kernel/sched.c中的函數do_it_prof。
(6) long utime，stime，cutime，cstime，start_time;
以上分別爲進程在用戶態的運行時間、進程在內核態的運行時間、所有層次子進程在用戶態的運行時間總和、所有層次子進程在覈心態的運行時間總和，以及創建該進程的時間。
信號量數據成員
(1) struct sem_undo *semundo;
進 程每操作一次信號量，都生成一個對此次操作的undo操作，它由sem_undo結構描述。這些屬於同一進程的undo操作組成的鏈表就由semundo 屬性指示。當進程異常終止時，系統會調用undo操作。sem_undo的成員semadj指向一個數據數組，表示各次undo的量。結構定義在 include/linux/sem.h。
(2) struct sem_queue *semsleeping;
每一信號量集合對應一 個sem_queue等待隊列(見include/linux/sem.h)。進程因操作該信號量集合而阻塞時，它被掛到semsleeping指示的關 於該信號量集合的sem_queue隊列。反過來，semsleeping。sleeper指向該進程的PCB。
進程上下文環境
(1) struct desc_struct *ldt;
進程關於CPU段式存儲管理的局部描述符表的指針，用於仿真WINE Windows的程序。其他情況下取值NULL，進程的ldt就是arch/i386/traps.c定義的default_ldt。
(2) struct thread_struct tss;
任務狀態段，其內容與INTEL CPU的TSS對應，如各種通用寄存器.CPU調度時，當前運行進程的TSS保存到PCB的tss，新選中進程的tss內容複製到CPU的TSS。結構定義在include/linux/tasks.h中。
(3) unsigned long saved_kernel_stack;
爲MS-DOS的仿真程序(或叫系統調用vm86)保存的堆棧指針。
(4) unsigned long kernel_stack_page;
在內核態運行時，每個進程都有一個內核堆棧，其基地址就保存在kernel_stack_page中。
文件系統數據成員
(1) struct fs_struct *fs;
fs 保存了進程本身與VFS的關係消息，其中root指向根目錄結點，pwd指向當前目錄結點，umask給出新建文件的訪問模式(可由系統調用umask更 改)，count是Linux保留的屬性，如下頁圖所示。結構定義在include/linux/sched.h中。
(2) struct files_struct *files;
files包含了進程當前所打開的文件(struct file *fd[NR_OPEN])。在Linux中，一個進程最多隻能同時打開NR_OPEN個文件。而且，前三項分別預先設置爲標準輸入、標準輸出和出錯消息輸出文件。
(3) int link_count;
文件鏈(link)的數目。
內存數據成員
(1) struct mm_struct *mm;
在linux 中，採用按需分頁的策略解決進程的內存需求。task_struct的數據成員mm指向關於存儲管理的mm_struct結構。其中包含了一個虛存隊列 mmap，指向由若干vm_area_struct描述的虛存塊。同時，爲了加快訪問速度，mm中的mmap_avl維護了一個AVL樹。在樹中，所有的 vm_area_struct虛存塊均由左指針指向相鄰的低虛存塊，右指針指向相鄰的高虛存塊。 結構定義在include/linux/sched.h中。
頁面管理
(1) int swappable:1;
進程佔用的內存頁面是否可換出。swappable爲1表示可換出。對該標誌的復位和置位均在do_fork()函數中執行(見kerenl/fork.c)。
(2) unsigned long swap_address;
虛存地址比swap_address低的進程頁面，以前已經換出或已換出過，進程下一次可換出的頁面自swap_address開始。參見swap_out_process()和swap_out_pmd()(見mm/vmscan.c)。
(3) unsigned long min_flt，maj_flt;
該 進程累計的minor缺頁次數和major缺頁次數。maj_flt基本與min_flt相同，但計數的範圍比後者廣(參見fs/buffer.c和 mm/page_alloc.c)。min_flt只在do_no_page()、do_wp_page()裏(見mm/memory.c)計數新增的可 以寫操作的頁面。
(4) unsigned long nswap;
該進程累計換出的頁面數。
(5) unsigned long cmin_flt，cmaj_flt，cnswap;
以本進程作爲祖先的所有層次子進程的累計換入頁面、換出頁面計數。
(6) unsigned long old_maj_flt，dec_flt;
(7) unsigned long swap_cnt;
下一次信號最多可換出的頁數。
支持對稱多處理器方式(SMP)時的數據成員
(1) int processor;
進程正在使用的CPU。
(2) int last_processor;
進程最後一次使用的CPU。
(3) int lock_depth;
上下文切換時系統內核鎖的深度。
其它數據成員
(1) unsigned short used_math;
是否使用FPU。
(2) char comm[16];
進程正在運行的可執行文件的文件名。
(3) struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];
結 構rlimit用於資源管理，定義在linux/include/linux/resource.h中，成員共有兩項:rlim_cur是資源的當前最大 數目;rlim_max是資源可有的最大數目。在i386環境中，受控資源共有RLIM_NLIMITS項，即10項，定義在 linux/include/asm/resource.h中，見下表:
(4) int errno;
最後一次出錯的系統調用的錯誤號，0表示無錯誤。系統調用返回時，全程量也擁有該錯誤號。
(5) long debugreg[8];
保存INTEL CPU調試寄存器的值，在ptrace系統調用中使用。
(6) struct exec_domain *exec_domain;
Linux可以運行由80386平臺其它UNIX操作系統生成的符合iBCS2標準的程序。關於此類程序與Linux程序差異的消息就由exec_domain結構保存。
(7) unsigned long personality;
Linux 可以運行由80386平臺其它UNIX操作系統生成的符合iBCS2標準的程序。 Personality進一步描述進程執行的程序屬於何種UNIX平臺的“個性”信息。通常有PER_Linux、PER_Linux_32BIT、 PER_Linux_EM86、PER_SVR3、PER_SCOSVR3、PER_WYSEV386、PER_ISCR4、PER_BSD、 PER_XENIX和PER_MASK等，參見include/linux/personality.h。
(8) struct linux_binfmt *binfmt;
指向進程所屬的全局執行文件格式結構，共有a。out、script、elf和java等四種。結構定義在include/linux/binfmts.h中(core_dump、load_shlib(fd)、load_binary、use_count)。
(9) int exit_code，exit_signal;
引起進程退出的返回代碼exit_code，引起錯誤的信號名exit_signal。
(10) int dumpable:1;
布爾量，表示出錯時是否可以進行memory dump。
(11) int did_exec:1;
按POSIX要求設計的布爾量，區分進程是正在執行老程序代碼，還是在執行execve裝入的新代碼。
(12) int tty_old_pgrp;
進程顯示終端所在的組標識。
(13) struct tty_struct *tty;
指向進程所在的顯示終端的信息。如果進程不需要顯示終端，如0號進程，則該指針爲空。結構定義在include/linux/tty.h中。
(14) struct wait_queue *wait_chldexit;
在進程結束時，或發出系統調用wait4後，爲了等待子進程的結束，而將自己(父進程)睡眠在該隊列上。結構定義在include/linux/wait.h中。
進程隊列的全局變量
(1) current;
當前正在運行的進程的指針，在SMP中則指向CPU組中正被調度的CPU的當前進程:
#define current(0+current_set[smp_processor_id()])/sched.h/
struct task_struct *current_set[NR_CPUS];
(2) struct task_struct init_task;
即0號進程的PCB，是進程的“根”，始終保持初值INIT_TASK。
(3) struct task_struct *task[NR_TASKS];
進 程隊列數組，規定系統可同時運行的最大進程數(見kernel/sched.c)。NR_TASKS定義在include/linux/tasks.h 中，值爲512。每個進程佔一個數組元素(元素的下標不一定就是進程的pid)，task[0]必須指向init_task(0號進程)。可以通過 task[]數組遍歷所有進程的PCB。但Linux也提供一個宏定義for_each_task()(見 include/linux/sched.h)，它通過next_task遍歷所有進程的PCB:
#define for_each_task(p) \
for(p=&init_task;(p=p->next_task)!=&init_task;)
(4) unsigned long volatile jiffies;
Linux的基準時間(見kernal/sched.c)。系統初始化時清0，以後每隔10ms由時鐘中斷服務程序do_timer()增1。
(5) int need_resched;
重新調度標誌位(見kernal/sched.c)。當需要Linux調度時置位。在系統調用返回前(或者其它情形下)，判斷該標誌是否置位。置位的話，馬上調用schedule進行CPU調度。
(6) unsigned long intr_count;
記 錄中斷服務程序的嵌套層數(見kernal/softirq.c)。正常運行時，intr_count爲0。當處理硬件中斷、執行任務隊列中的任務或者執 行bottom half隊列中的任務時，intr_count非0。這時，內核禁止某些操作，例如不允許重新調度。