4.3 task_struct结构描述
1.
进程状态（State）
进程执行时，它会根据具体情况改变状态
。进程状态是调度和对换的依据。Linux中的进程主要有如下状态，如表4.1所示。
表4.1 Linux进程的状态
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内核表示 |
含义 |
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TASK_RUNNING |
可运行 |
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TASK_INTERRUPTIBLE |
可中断的等待状态 |
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TASK_UNINTERRUPTIBLE |
不可中断的等待状态 |
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TASK_ZOMBIE |
僵死 |
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TASK_STOPPED |
暂停 |
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TASK_SWAPPING |
换入/换出 |
·可运行状态
处于这种状态的进程，要么正在运行、要么正准备运行。正在运行的进程就是当前进程（由current所指向的进程），而准备运行的进程只要得到CPU就可以立即投入运行，CPU是这些进程唯一等待的系统资源。系统中有一个运行队列（run_queue），用来容纳所有处于可运行状态的进程，调度程序执行时，从中选择一个进程投入运行。在后面我们讨论进程调度的时候，可以看到运行队列的作用。当前运行进程一直处于该队列中，也就是说，current总是指向运行队列中的某个元素，只是具体指向谁由调度程序决定。
·等待状态
处于该状态的进程正在等待某个事件（event）或某个资源，它肯定位于系统中的某个等待队列（wait_queue）中。Linux中处于等待状态的进程分为两种：可中断的等待状态和不可中断的等待状态。处于可中断等待态的进程可以被信号唤醒，如果收到信号，该进程就从等待状态进入可运行状态，并且加入到运行队列中，等待被调度；而处于不可中断等待态的进程是因为硬件环境不能满足而等待，例如等待特定的系统资源，它任何情况下都不能被打断，只能用特定的方式来唤醒它，例如唤醒函数wake_up（）等。
·暂停状态
此时的进程暂时停止运行来接受某种特殊处理。通常当进程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或 SIGTTOU信号后就处于这种状态。例如，正接受调试的进程就处于这种状态。
·僵死状态
进程虽然已经终止，但由于某种原因，父进程还没有执行wait()系统调用，终止进程的信息也还没有回收。顾名思义，处于该状态的进程就是死进程，这种进程实际上是系统中的垃圾，必须进行相应处理以释放其占用的资源。
2. 进程调度信息
调度程序利用这部分信息决定系统中哪个进程最应该运行，并结合进程的状态信息保证系统运转的公平和高效。这一部分信息通常包括进程的类别（普通进程还是实时进程）、进程的优先级等等。如表4.2所示：
表4.2 进程调度信息
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域名 |
含义 |
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need_resched |
调度标志 |
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Nice |
静态优先级 |
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Counter |
动态优先级 |
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Policy |
调度策略 |
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rt_priority |
实时优先级 |
在下一章的进程调度中我们会看到，当need_resched被设置时，在“下一次的调度机会”就调用调度程序schedule()。 counter代表进程剩余的时间片，是进程调度的主要依据，也可以说是进程的动态优先级，因为这个值在不断地减少；nice是进程的静态优先级，同时也代表进程的时间片，用于对counter赋值，可以用nice()系统调用改变这个值；policy是适用于该进程的调度策略，实时进程和普通进程的调度策略是不同的；rt_priority只对实时进程有意义，它是实时进程调度的依据。
进程的调度策略有三种，如表4.3所示。
表4.3 进程调度的策略
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名称 |
解释 |
适用范围 |
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SCHED_OTHER |
其他调度 |
普通进程 |
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SCHED_FIFO |
先来先服务调度 |
实时进程 |
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SCHED_RR |
时间片轮转调度 |
只有root用户能通过sched_setscheduler（）系统调用来改变调度策略。
3 .标识符（Identifiers）
每个进程有进程标识符、用户标识符、组标识符，如表4.4所示。
不管对内核还是普通用户来说，怎么用一种简单的方式识别不同的进程呢？这就引入了进程标识符（PID：process identifier），每个进程都有一个唯一的标识符，内核通过这个标识符来识别不同的进程，同时，进程标识符PID也是内核提供给用户程序的接口，用户程序通过PID对进程发号施令。PID是32位的无符号整数，它被顺序编号：新创建进程的PID通常是前一个进程的PID加1。然而，为了与16位硬件平台的传统Linux系统保持兼容，在Linux上允许的最大PID号是32767，当内核在系统中创建第32768个进程时，就必须重新开始使用已闲置的PID号。
表4.4
各种标识符
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域名 |
含义 |
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Pid |
进程标识符 |
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Uid、gid |
用户标识符、组标识符 |
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Euid、egid |
有效用户标识符、有效组标识符 |
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Suid、sgid |
备份用户标识符、备份组标识符 |
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Fsuid、fsgid |
文件系统用户标识符、文件系统组标识符 |
另外，每个进程都属于某个用户组。task_struct结构中定义有用户标识符和组标识符。它们同样是简单的数字，这两种标识符用于系统的安全控制。系统通过这两种标识符控制进程对系统中文件和设备的访问，其它几个标识符将在文件系统中讨论。
4. 进程通信有关信息（IPC：Inter_Process Communication）
为了使进程能在同一项任务上协调工作，进程之间必须能进行通信即交流数据。
Linux支持多种不同形式的通信机制。它支持典型的Unix 通信机制（IPC Mechanisms）：信号（Signals）、管道（Pipes），也支持System V 通信机制：共享内存（Shared Memory）、信号量和消息队列（Message Queues）,如表4.5。
表4.5 进程通信有关信息
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域名 |
含义 |
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Spinlock_t sigmask_lock |
信号掩码的自旋锁 |
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Long blocked |
信号掩码 |
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Struct signal
*sig |
信号处理函数 |
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Struct sem_undo *semundo |
为避免死锁而在信号量上设置的取消操作 |
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Struct sem_queue *semsleeping |
与信号量操作相关的等待队列 |
这些域的具体含义将在进程通信一章进行讨论。
5. 进程链接信息（Links）
程序创建的进程具有父/子关系。因为一个进程能创建几个子进程，而子进程之间有兄弟关系，在task_struct结构中有几个域来表示这种关系。
在Linux系统中，除了初始化进程init，其他进程都有一个父进程（parent process）或称为双亲进程。可以通过fork（）或clone()系统调用来创建子进程，除了进程标识符（PID）等必要的信息外，子进程的task_struct结构中的绝大部分的信息都是从父进程中拷贝，或说“克隆”过来的。系统有必要记录这种“亲属”关系，使进程之间的协作更加方便，例如父进程给子进程发送杀死（kill）信号、父子进程通信等，就可以用这种关系很方便地实现。
每个进程的task_struct结构有许多指针，通过这些指针，系统中所有进程的task_struct结构就构成了一棵进程树，这棵进程树的根就是初始化进程init的task_struct结构（init进程是Linux内核建立起来后人为创建的一个进程，是所有进程的祖先进程）。表4.6是进程所有的链接信息。
表4.6 进程链接信息
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名称 |
英文解释 |
中文解释 [指向哪个进程] |
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p_opptr |
Original parent |
祖先 |
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p_pptr |
Parent |
父进程 |
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p_cptr |
Child |
子进程 |
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p_ysptr |
Younger sibling |
弟进程 |
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p_osptr |
Older sibling |
兄进程 |
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Pidhash_next、 Pidhash_pprev |
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进程在哈希表中的链接 |
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Next_task、 prev_task |
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进程在双向循环链表中的链接 |
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Run_list |
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运行队列的链表 |
6. 时间和定时器信息（Times and Timers）
一个进程从创建到终止叫做该进程的生存期（lifetime）。进程在其生存期内使用CPU的时间，内核都要进行记录，以便进行统计、计费等有关操作。进程耗费CPU的时间由两部分组成：一是在用户模式（或称为用户态）下耗费的时间、一是在系统模式（或称为系统态）下耗费的时间。每个时钟滴答，也就是每个时钟中断，内核都要更新当前进程耗费CPU的时间信息。
“时间”对操作系统是极其重要的
。读者可能了解计算机时间的有关知识，例如8353/8254这些物理器件，INT
08、INT
建立了“时间”的概念，“定时”就是轻而易举的了，无非是判断系统时间是否到达某个时刻，然后执行相关的操作而已。Linux提供了许多种定时方式，用户可以灵活使用这些方式来为自己的程序定时。
表4.7是和时间有关的域，上面所说的counter是指进程剩余的CPU时间片，也和时间有关，所以这里我们再次提及它。表4.8是进程的所有定时器。
表4.7 与时间有关的域
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域名 |
含义 |
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Start_time |
进程创建时间 |
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Per_cpu_utime |
进程在某个CPU上运行时在用户态下耗费的时间 |
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Per_cpu_stime |
进程在某个CPU上运行时在系统态下耗费的时间 |
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Counter |
进程剩余的时间片 |
表4.8
进程的所有定时器
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定时器类型 |
解释 |
什么时候更新 |
用来表示此种定时器的域 |
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ITIMER_REAL |
实时定时器 |
实时更新，即不论该进程是否运行 |
it_real_value |
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it_real_incr |
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real_timer |
|||
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ITIMER_VIRTUAL |
虚拟定时器 |
只在进程运行于用户态时更新 |
it_virt_value |
|
it_virt_incr |
|||
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ITIMER_PROF |
概况定时器 |
进程运行于用户态和系统态时更新 |
it_prof_value |
|
it_prof_incr |
进程有三种类型的定时器：实时定时器、虚拟定时器和概况定时器。这三种定时器的特征共有三个：到期时间、定时间隔、要触发的事件。到期时间就是定时器到什么时候完成定时操作，从而触发相应的事件；定时间隔就是两次定时操作的时间间隔，它决定了定时操作是否继续进行，如果定时间隔大于0，则在定时器到期时，该定时器的到期时间被重新赋值，使定时操作继续进行下去，直到进程结束或停止使用定时器，只不过对不同的定时器，到期时间的重新赋值操作是不同的。在表4.8中，每个定时器都有两个域来表示到期时间和定时间隔：value和incr，二者的单位都是时钟滴答，和jiffies的单位是一致的，Linux所有的时间应用都建立在jiffies之上。虚拟定时器和概况定时器到期时由内核发送相应的信号，而实时定时器比较特殊，它由内核机制提供支持，我们将在后面讨论这个问题。
每个时钟中断，当前进程所有和时间有关的信息都要更新：
当前进程耗费的CPU时间要更新，以便于最后的计费；时间片计数器counter要更新，如果counter<=0，则要执行调度程序；进程申请的延时要更新，如果延时时间到了，则唤醒该进程；所有的定时器都要更新，Linux内核检测这些定时器是否到期，如果到期，则执行相应的操作。在这里，“更新”的具体操作是不同的：对counter，内核要对它减值，而对于所有的定时器，就是检测它的值，内核把系统当前时间和其到期时间作一比较，如果到期时间小于系统时间，则表示该定时器到期。但为了方便，我们把这些操作一概称为“更新”，请读者注意。
请特别注意上面三个定时器的更新时间。实时定时器不管其所属的进程是否运行都要更新，所以，时钟中断来临时，系统中所有进程的实时定时器都被更新，如果有多个进程的实时定时器到期，则内核要一一处理这些定时器所触发的事件。而虚拟定时器和概况定时器只在进程运行时更新，所以，时钟中断来临时，只有当前进程的概况定时器得到更新，如果当前进程运行于用户态，则其虚拟定时器也得到更新。
此外，Linux内核对这三种定时器的处理是不同的，虚拟定时器和概况定时器到期时，内核向当前进程发送相应的信号：SIGVTALRM 、SIGPROF ；而实时定时器要执行的操作由real_timer决定，real_time是timer_list类型的变量（定义：struct timer_list real_timer），其中容纳了实时定时器的到期时间、定时间隔等信息，我们将在下一章详细讨论这些内容。
7. 文件系统信息（File System）
进程可以打开或关闭文件，文件属于系统资源，Linux内核要对进程使用文件的情况进行记录。task_struct结构中有两个数据结构用于描述进程与文件相关的信息。其中，fs_struct中描述了两个VFS索引节点（VFS inode），这两个索引节点叫做root和pwd，分别指向进程的可执行映象所对应的根目录（home directory）和当前目录或工作目录。file_struct结构用来记录了进程打开的文件的描述符（descriptor）。如表4.9所示。
表4.9
与文件系统相关的域
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定义形式 |
解释 |
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Sruct fs_struct *fs |
进程的可执行映象所在的文件系统 |
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Struct files_struct *files |
进程打开的文件 |
在文件系统中，每个VFS索引节点唯一描述一个文件或目录，同时该节点也是向更低层的文件系统提供的统一的接口。
8. 虚拟内存信息（Virtual Memory）
除了内核线程（kernel thread），每个进程都拥有自己的地址空间（也叫虚拟空间），用mm_struct来描述。另外Linux2.4还引入了另外一个域active_mm,这是为内核线程而引入。因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的active_mm 指向刚被调度出去的进程的active_mm（如果进程的mm域不为空，则其active_mm域与mm域相同）。内存信息如表4.10所示。
表4.10 虚拟内存描述信息
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定义形式 |
解释 |
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Struct mm_struct *mm |
描述进程的地址空间 |
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Struct mm_struct *active_mm |
内核线程所借用的地址空间 |
9．页面管理信息
当物理内存不足时，Linux内存管理子系统需要把内存中的部分页面交换到外存，其交换是以页为单位的。有关页面的描述信息如表4.11。
表4.11 页面管理信息
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定义形式 |
解释 |
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Int swappable |
进程占用的内存页面是否可换出 |
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Unsigned long
min_flat,maj_flt,nswap |
进程累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数 |
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Unsigned long
cmin_flat,cmaj_flt,cnswap |
本进程作为祖先进程，其所有层次子进程的累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数 |
10．对称多处理机（SMP）信息
Linux2.4对SMP进行了全面的支持，表4.12是与多处理机相关的几个域。
表4.12 与多处理机相关的域
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定义形式 |
解释 |
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Int has_cpu |
进程是否当前拥有CPU |
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Int processor |
进程当前正在使用的CPU |
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Int lock_depth |
上下文切换时内核锁的深度 |
11． 和处理器相关的环境（上下文）信息（Processor Specific Context）
这里要特别注意标题：和“处理器”相关的环境信息。进程作为一个执行环境的综合，当系统调度某个进程执行，即为该进程建立完整的环境时，处理器（processor）的寄存器、堆栈等是必不可少的。因为不同的处理器对内部寄存器和堆栈的定义不尽相同，所以叫做“和处理器相关的环境”，也叫做“处理机状态”。当进程暂时停止运行时，处理机状态必须保存在进程的task_struct结构中，当进程被调度重新运行时再从中恢复这些环境，也就是恢复这些寄存器和堆栈的值。处理机信息如表4.13所示。
表4.13 与处理机相关的信息
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定义形式 |
解释 |
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Struct thread_struct *tss |
任务切换状态 |
12.其它
（1） struct wait_queue *wait_chldexit
在进程结束时,或发出系统调用wait4时，为了等待子进程的结束，而将自己（父进程）睡眠在该等待队列上，设置状态标志为TASK_INTERRUPTIBLE，并且把控制权转给调度程序。
（2）Struct rlimit
rlim[RLIM_NLIMITS];
每一个进程可以通过系统调用setlimit和getlimit来限制它资源的使用。
（3）Int
exit_code exit_signal;
程序的返回代码以及程序异常终止产生的信号，这些数据由父进程（子进程完成后） 轮流查询。
（4）Char
comm[16]
这个域存储进程执行的程序的名字，这个名字用在调试中。
（5）Unsigned
long personality;
Linux可以运行X86平台上其它Unix操作系统生成的符合iBCS2标准的程序, personality进一步描述进程执行的程序属于何种Unix平台的“个性”信息。通常有PER_Linux,PER_Linux_32BIT,PER_Linux_EM86,PER_SVR4,PER_SVR3,PER_SCOSVR3,PER_WYSEV386,PER_ISCR4,PER_BSD,PER_XENIX和PER_MASK等，参见include／Linux/personality.h>。
(6) int did_exec:1;
按POSIX要求设计的布尔量，区分进程正在执行老程序代码，还是用系统调用execve（）装入一个新的程序。
（7）struct linux_binfmt *binfmt
指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a.out、script、elf、java等四种。
综上所述，我们对进程的task_struct结构进行了归类讨论,还有一些域没有涉及到，在第六章进程的创建与执行一节几乎涉及到所有的域，在那里可以对很多域有更深入一步的理解。task_struct结构是进程实体的核心，Linux内核通过该结构来控制进程：首先通过其中的调度信息决定该进程是否运行；当该进程运行时，根据其中保存的处理机状态信息来恢复进程运行现场，然后根据虚拟内存信息，找到程序的正文和数据；通过其中的通信信息和其他进程实现同步、通信等合作。几乎所有的操作都要依赖该结构，所以，task_struct结构是一个进程存在的唯一标志。