總體說明
本文介紹Linux下處理進程所使用的結構體task_struct。
它位於include\linux\sched.h。
對應的結構體如下：
struct task_struct {
volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
void *stack;
atomic_t usage;
unsigned int flags; /* per process flags, defined below */
unsigned int ptrace;
int lock_depth; /* BKL lock depth */
#ifdef CONFIG_SMP
#ifdef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW
int oncpu;
#endif
#endif
int prio, static_prio, normal_prio;
struct list_head run_list;
const struct sched_class *sched_class;
struct sched_entity se;
// 後面略，還有很多。
}
下面會分別介紹各個成員。
state
指定進程的當前狀態。
對應的值：
/*
* Task state bitmask. NOTE! These bits are also
* encoded in fs/proc/array.c: get_task_state().
*
* We have two separate sets of flags: task->state
* is about runnability, while task->exit_state are
* about the task exiting. Confusing, but this way
* modifying one set can't modify the other one by
* mistake.
*/
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define TASK_STOPPED 4
#define TASK_TRACED 8
/* in tsk->exit_state */
#define EXIT_ZOMBIE 16
#define EXIT_DEAD 32
/* in tsk->state again */
#define TASK_DEAD 64
另外還有一個exit_state，值時上面的EXIT_XX那幾個。
rlim
對應的是一個數組：
/*
* We don't bother to synchronize most readers of this at all,
* because there is no reader checking a limit that actually needs
* to get both rlim_cur and rlim_max atomically, and either one
* alone is a single word that can safely be read normally.
* getrlimit/setrlimit use task_lock(current->group_leader) to
* protect this instead of the siglock, because they really
* have no need to disable irqs.
*/
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];
結構體表示如下：
struct rlimit {
unsigned long rlim_cur;
unsigned long rlim_max;
};
分別表示資源的軟限制和硬限制。
通過getrlimit/setrlimit可以操作限制，但是看了代碼也看不出來是如何實現的......
具體進程的限制可以通過如下命令查看：
這裏的RLIM_NLIMITS的指是15，所以最多有15個限制，不過上圖有16個，可能跟使用的版本不同有關（上圖是在Ubuntu18.04上查看的）。
nsproxy
進程中包含命名空間相關的指針，對應的結構體：
/*
* A structure to contain pointers to all per-process
* namespaces - fs (mount), uts, network, sysvipc, etc.
*
* 'count' is the number of tasks holding a reference.
* The count for each namespace, then, will be the number
* of nsproxies pointing to it, not the number of tasks.
*
* The nsproxy is shared by tasks which share all namespaces.
* As soon as a single namespace is cloned or unshared, the
* nsproxy is copied.
*/
struct nsproxy {
atomic_t count;
struct uts_namespace *uts_ns;
struct ipc_namespace *ipc_ns;
struct mnt_namespace *mnt_ns;
struct pid_namespace *pid_ns;
struct user_namespace *user_ns;
struct net *net_ns;
};
進程與命名空間的關係：
命名空間有不少個，具體的說明如下：
通過fork/clone/unshare等系統調用可以創建新的命名空間，通過標識參數來實現，對應的標識有：
/*
* cloning flags:
*/
#define CSIGNAL 0x000000ff /* signal mask to be sent at exit */
#define CLONE_VM 0x00000100 /* set if VM shared between processes */
#define CLONE_FS 0x00000200 /* set if fs info shared between processes */
#define CLONE_FILES 0x00000400 /* set if open files shared between processes */
#define CLONE_SIGHAND 0x00000800 /* set if signal handlers and blocked signals shared */
#define CLONE_PTRACE 0x00002000 /* set if we want to let tracing continue on the child too */
#define CLONE_VFORK 0x00004000 /* set if the parent wants the child to wake it up on mm_release */
#define CLONE_PARENT 0x00008000 /* set if we want to have the same parent as the cloner */
#define CLONE_THREAD 0x00010000 /* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS 0x00020000 /* New namespace group? */
#define CLONE_SYSVSEM 0x00040000 /* share system V SEM_UNDO semantics */
#define CLONE_SETTLS 0x00080000 /* create a new TLS for the child */
#define CLONE_PARENT_SETTID 0x00100000 /* set the TID in the parent */
#define CLONE_CHILD_CLEARTID 0x00200000 /* clear the TID in the child */
#define CLONE_DETACHED 0x00400000 /* Unused, ignored */
#define CLONE_UNTRACED 0x00800000 /* set if the tracing process can't force CLONE_PTRACE on this clone */
#define CLONE_CHILD_SETTID 0x01000000 /* set the TID in the child */
#define CLONE_STOPPED 0x02000000 /* Start in stopped state */
#define CLONE_NEWUTS 0x04000000 /* New utsname group? */
#define CLONE_NEWIPC 0x08000000 /* New ipcs */
#define CLONE_NEWUSER 0x10000000 /* New user namespace */
#define CLONE_NEWPID 0x20000000 /* New pid namespace */
#define CLONE_NEWNET 0x40000000 /* New network namespace */
init_nsproxy定義了初始的全局命名空間：
extern struct nsproxy init_nsproxy;
struct nsproxy init_nsproxy = INIT_NSPROXY(init_nsproxy);
對應的宏：
#define INIT_NSPROXY(nsproxy) { \
.pid_ns = &init_pid_ns, \
.count = ATOMIC_INIT(1), \
.uts_ns = &init_uts_ns, \
.mnt_ns = NULL, \
INIT_NET_NS(net_ns) \
INIT_IPC_NS(ipc_ns) \
.user_ns = &init_user_ns, \
}
下面分別說明。
UTS命名空間
結構體如下：
struct uts_namespace {
struct kref kref;
struct new_utsname name;
};
第一個參數在之前介紹內核對象的時候有提到過，是用於跟蹤內核中有多少地方使用uts_namespace結構體實例的引用計數。
第二個參數纔是真正需要的成員，它也是一個結構體：
struct new_utsname {
char sysname[65];
char nodename[65];
char release[65];
char version[65];
char machine[65];
char domainname[65];
};
它就是一堆字符串的結合體。
這些字符串表示了系統名稱，內核發佈版本，機器名等信息。
使用如下命令可以查看：
它通過init_uts_ns初始化：
struct uts_namespace init_uts_ns = {
.kref = {
.refcount = ATOMIC_INIT(2),
},
.name = {
.sysname = UTS_SYSNAME,
.nodename = UTS_NODENAME,
.release = UTS_RELEASE,
.version = UTS_VERSION,
.machine = UTS_MACHINE,
.domainname = UTS_DOMAINNAME,
},
};
EXPORT_SYMBOL_GPL(init_uts_ns);
這裏的UTS_XXX宏就是一個個的字符串。這次字符串有些不能改，而有些可以修改。
通過copy_utsname可以創建新的UTS命名空間。
爲了創建新的UTS命名空間，會生成先前的ust_namespace實例的副本，當前進程的nsproxy實例內部的指針會指向新的副本。
用戶命名空間
用戶命名空間的結構體如下：
struct user_namespace {
struct kref kref;
struct hlist_head uidhash_table[UIDHASH_SZ];
struct user_struct *root_user;
};
kref不再贅述。
root_user用於負責記錄資源消耗，而通過uidhash_table可以訪問到這些資源。
注意雖然叫用戶命名空間，但是關注點在資源上，之所以叫用戶命名空間，應該是因爲資源是針對用戶的，而用戶通過UID來區分。
進程ID
進程相關的ID有很多。
首先是每個進程都有一個在其命名空間下唯一的ID，稱爲PID：
pid_t pid;
其次，進程可能在某個線程組下，因此包含一個線程組ID，稱爲TGID：
pid_t tgid;
由於父命名空間可以看到子命名空間的進程，所以某些進程可能具有多個PID（針對不同的命名空間），爲此需要了解全局ID和局部ID的概念：
全局ID是在內核本身和初始命名空間中的唯一ID，在系統啓動期間開始的init進程即屬於初始命名空間。
局部ID屬於某個特定的命名空間，不具備全局有效性。
上面提到的PID和TGID就是全局ID。
幾個進程可以合併成進程組，對應有進程組ID，稱爲PGID，它的值就是進程組組長的ID；幾個進程組可以合併成一個會話，因此存在一個會話ID，稱爲SID。它們並沒有直接在task_struct中，而是保存在用於信號處理的結構體中：
struct signal_struct *signal; // 位於task_struct
/*
* NOTE! "signal_struct" does not have it's own
* locking, because a shared signal_struct always
* implies a shared sighand_struct, so locking
* sighand_struct is always a proper superset of
* the locking of signal_struct.
*/
struct signal_struct {
// 前略
/*
* pgrp and session fields are deprecated.
* use the task_session_Xnr and task_pgrp_Xnr routines below
*/
union {
pid_t pgrp __deprecated;
pid_t __pgrp;
};
struct pid *tty_old_pgrp;
union {
pid_t session __deprecated;
pid_t __session;
};
// 後略
不過從說明上來看這兩個值以後不再使用了。
進程關係
task_struct中有如下的兩個成員：
/*
* children/sibling forms the list of my children plus the
* tasks I'm ptracing.
*/
struct list_head children; /* list of my children */
struct list_head sibling; /* linkage in my parent's children list */
它們都是鏈表，前者保存所有子進程，後者保存具有相同父進程的兄弟進程。
表示進程的結構體task_struct非常大，這裏不再一一介紹，在之後的文章中還會持續說明。