在前文中，我们分析了内核启动的整个过程以及系统调用的过程，从本文开始我们会介绍Linux系统各个重要的组成部分。这一切就从进程和线程开始，在 Linux 里面，无论是进程，还是线程，到了内核里面，我们统一都叫任务（Task），由一个统一的结构 task_struct 进行管理。这个结构非常复杂，本文将细细分析task_struct结构。主要分析顺序会按照该架构体中的成员变量和函数的作用进行分类，主要包括：
- 任务ID
- 亲缘关系
- 任务状态
- 任务权限
- 运行统计
- 进程调度
- 信号处理
- 内存管理
- 文件与文件系统
- 内核栈
任务ID是任务的唯一标识，在tast_struct中，主要涉及以下几个ID
pid_t pid;
pid_t tgid;
struct task_struct *group_leader;
之所以有pid(process id)，tgid(thread group ID)以及group_leader，是因为线程和进程在内核中是统一管理，视为相同的任务（task）。
任何一个进程，如果只有主线程，那 pid 和tgid相同，group_leader 指向自己。但是，如果一个进程创建了其他线程，那就会有所变化了。线程有自己的pid，tgid 就是进程的主线程的 pid，group_leader 指向的进程的主线程。因此根据pid和tgid是否相等我们可以判断该任务是进程还是线程。
2.2 亲缘关系除了0号进程以外，其他进程都是有父进程的。全部进程其实就是一颗进程树，相关成员变量如下所示:
struct task_struct __rcu *real_parent; /* real parent process */
struct task_struct __rcu *parent; /* recipient of SIGCHLD, wait4() reports */
struct list_head children; /* list of my children */
struct list_head sibling; /* linkage in my parent's children list */
- parent 指向其父进程。当它终止时，必须向它的父进程发送信号。
- children 指向子进程链表的头部。链表中的所有元素都是它的子进程。
- sibling 用于把当前进程插入到兄弟链表中。
通常情况下，real_parent 和 parent 是一样的，但是也会有另外的情况存在。例如，bash 创建一个进程，那进程的 parent 和 real_parent 就都是 bash。如果在 bash 上使用 GDB 来 debug 一个进程，这个时候 GDB 是 parent，bash 是这个进程的 real_parent。
2.3 任务状态任务状态部分主要涉及以下变量
volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
int exit_state;
unsigned int flags;
其中状态state通过设置比特位的方式来赋值，具体值在include/linux/sched.h中定义:
/* Used in tsk->state: */
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define __TASK_STOPPED 4
#define __TASK_TRACED 8
/* Used in tsk->exit_state: */
#define EXIT_DEAD 16
#define EXIT_ZOMBIE 32
#define EXIT_TRACE (EXIT_ZOMBIE | EXIT_DEAD)
/* Used in tsk->state again: */
#define TASK_DEAD 64
#define TASK_WAKEKILL 128
#define TASK_WAKING 256
#define TASK_PARKED 512
#define TASK_NOLOAD 1024
#define TASK_NEW 2048
#define TASK_STATE_MAX 4096
#define TASK_killABLE (TASK_WAKEKILL | TASK_UNINTERRUPTIBLE)
TASK_RUNNING并不是说进程正在运行，而是表示进程在时刻准备运行的状态。当处于这个状态的进程获得时间片的时候，就是在运行中；如果没有获得时间片，就说明它被其他进程抢占了，在等待再次分配时间片。在运行中的进程，一旦要进行一些 I/O 操作，需要等待 I/O 完毕，这个时候会释放 CPU，进入睡眠状态。
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在Linux中有两种睡眠状态:
- 一种是 TASK_INTERRUPTIBLE，可中断的睡眠状态。这是一种浅睡眠的状态，也就是说，虽然在睡眠，等待 I/O 完成，但是这个时候一个信号来的时候，进程还是要被唤醒。只不过唤醒后，不是继续刚才的操作，而是进行信号处理。当然程序员可以根据自己的意愿，来写信号处理函数，例如收到某些信号，就放弃等待这个 I/O 操作完成，直接退出；或者收到某些信息，继续等待。
- 另一种睡眠是 TASK_UNINTERRUPTIBLE，不可中断的睡眠状态。这是一种深度睡眠状态，不可被信号唤醒，只能死等 I/O 操作完成。一旦 I/O 操作因为特殊原因不能完成，这个时候，谁也叫不醒这个进程了。你可能会说，我 kill 它呢？别忘了，kill 本身也是一个信号，既然这个状态不可被信号唤醒，kill 信号也被忽略了。除非重启电脑，没有其他办法。因此，这其实是一个比较危险的事情，除非程序员极其有把握，不然还是不要设置成 TASK_UNINTERRUPTIBLE。
- 于是，我们就有了一种新的进程睡眠状态，TASK_KILLABLE，可以终止的新睡眠状态。进程处于这种状态中，它的运行原理类似 TASK_UNINTERRUPTIBLE，只不过可以响应致命信号。由于TASK_WAKEKILL 用于在接收到致命信号时唤醒进程，因此TASK_KILLABLE即在TASK_UNINTERUPTIBLE的基础上增加一个TASK_WAKEKILL标记位即可。
TASK_STOPPED是在进程接收到 SIGSTOP、SIGTTIN、SIGTSTP或者 SIGTTOU 信号之后进入该状态。
TASK_TRACED 表示进程被 debugger 等进程监视，进程执行被调试程序所停止。当一个进程被另外的进程所监视，每一个信号都会让进程进入该状态。
一旦一个进程要结束，先进入的是 EXIT_ZOMBIE 状态，但是这个时候它的父进程还没有使用wait() 等系统调用来获知它的终止信息，此时进程就成了僵尸进程。EXIT_DEAD 是进程的最终状态。EXIT_ZOMBIE 和 EXIT_DEAD 也可以用于 exit_state。
上面的进程状态和进程的运行、调度有关系，还有其他的一些状态，我们称为标志。放在 flags字段中，这些字段都被定义成为宏，以 PF 开头。
#define PF_EXITING 0x00000004
#define PF_Vcpu 0x00000010
#define PF_forkNOEXEC 0x00000040
PF_EXITING 表示正在退出。当有这个 flag 的时候，在函数 find_alive_thread() 中，找活着的线程，遇到有这个 flag 的，就直接跳过。
PF_VCPU 表示进程运行在虚拟 CPU 上。在函数 account_system_time中，统计进程的系统运行时间，如果有这个 flag，就调用 account_guest_time，按照客户机的时间进行统计。
PF_FORKNOEXEC 表示 fork 完了，还没有 exec。在 _do_fork ()函数里面调用 copy_process()，这个时候把 flag 设置为 PF_FORKNOEXEC()。当 exec 中调用了 load_elf_binary() 的时候，又把这个 flag 去掉。
任务权限主要包括以下两个变量，real_cred是指可以操作本任务的对象，而red是指本任务可以操作的对象。
/* Objective and real subjective task credentials (COW): */
const struct cred __rcu *real_cred;
/* Effective (overridable) subjective task credentials (COW): */
const struct cred __rcu *cred;
cred定义如下所示：
struct cred {
......
kuid_t uid; /* real UID of the task */
kgid_t gid; /* real GID of the task */
kuid_t suid; /* saved UID of the task */
kgid_t sgid; /* saved GID of the task */
kuid_t euid; /* effective UID of the task */
kgid_t egid; /* effective GID of the task */
kuid_t fsuid; /* UID for VFS ops */
kgid_t fsgid; /* GID for VFS ops */
......
kernel_cap_t cap_inheritable; /* caps our children can inherit */
kernel_cap_t cap_permitted; /* caps we're permitted */
kernel_cap_t cap_effective; /* caps we can actually use */
kernel_cap_t cap_bset; /* capability bounding set */
kernel_cap_t cap_ambient; /* Ambient capability set */
......
} __randomize_layout;
从这里的定义可以看出，大部分是关于用户和用户所属的用户组信息。
- uid和 gid，注释是 real user/group id。一般情况下，谁启动的进程，就是谁的 ID。但是权限审核的时候，往往不比较这两个，也就是说不大起作用。
- euid 和 egid，注释是 effective user/group id。一看这个名字，就知道这个是起“作用”的。当这个进程要操作消息队列、共享内存、信号量等对象的时候，其实就是在比较这个用户和组是否有权限。
- fsuid 和fsgid，也就是 filesystem user/group id。这个是对文件操作会审核的权限。
在Linux中，我们可以通过chmod u s program命令更改更改euid和fsuid来获取权限。
除了以用户和用户组控制权限，Linux 还有另一个机制就是 capabilities。
原来控制进程的权限，要么是高权限的 root 用户，要么是一般权限的普通用户，这时候的问题是，root 用户权限太大，而普通用户权限太小。有时候一个普通用户想做一点高权限的事情，必须给他整个 root 的权限。这个太不安全了。于是，我们引入新的机制 capabilities，用位图表示权限，在capability.h可以找到定义的权限。我这里列举几个。
#define CAP_CHOWN 0
#define CAP_KILL 5
#define CAP_NET_BIND_SERVICE 10
#define CAP_NET_RAW 13
#define CAP_SYS_MODULE 16
#define CAP_SYS_RAWIO 17
#define CAP_SYS_BOOT 22
#define CAP_SYS_TIME 25
#define CAP_AUDIT_READ 37
#define CAP_LAST_CAP CAP_AUDIT_READ
对于普通用户运行的进程，当有这个权限的时候，就能做这些操作；没有的时候，就不能做，这样粒度要小很多。
2.5 运行统计运行统计从宏观来说也是一种状态变量，但是和任务状态不同，其存储的主要是运行时间相关的成员变量，具体如下所示
u64 utime;//用户态消耗的CPU时间
u64 stime;//内核态消耗的CPU时间
unsigned long nvcsw;//自愿(voluntary)上下文切换计数
unsigned long nivcsw;//非自愿(involuntary)上下文切换计数
u64 start_time;//进程启动时间，不包含睡眠时间
u64 real_start_time;//进程启动时间，包含睡眠时间
进程调度部分较为复杂，会单独拆分讲解，这里先简单罗列成员变量。
//是否在运行队列上
int on_rq;
//优先级
int prio;
int static_prio;
int normal_prio;
unsigned int rt_priority;
//调度器类
const struct sched_class *sched_class;
//调度实体
struct sched_entity se;
struct sched_rt_entity rt;
struct sched_dl_entity dl;
//调度策略
unsigned int policy;
//可以使用哪些CPU
int nr_cpus_allowed;
cpumask_t cpus_allowed;
struct sched_info sched_info;
信号处理相关的数据结构如下所示
/* Signal handlers: */
struct signal_struct *signal;
struct sighand_struct *sighand;
sigset_t blocked;
sigset_t real_blocked;
sigset_t saved_sigmask;
struct sigpending pending;
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
unsigned int sas_ss_flags;
这里将信号分为三类:
- 阻塞暂不处理的信号（blocked）
- 等待处理的信号（pending）
- 正在通过信号处理函数处理的信号（sighand）
信号处理函数默认使用用户态的函数栈，当然也可以开辟新的栈专门用于信号处理，这就是 sas_ss_xxx 这三个变量的作用。
2.8 内存管理内存管理部分成员变量如下所示
struct mm_struct *mm;
struct mm_struct *active_mm;
由于内存部分较为复杂，会放在后面单独介绍，这里了先不做详细说明。
2.9 文件与文件系统文件系统部分也会在后面详细说明，这里先简单列举成员变量
/* Filesystem information: */
struct fs_struct *fs;
/* Open file information: */
struct files_struct *files;
内核栈相关的成员变量如下所示。为了介绍清楚其作用，我们需要从为什么需要内核栈开始逐步讨论。
struct thread_info thread_info;
void *stack;
当进程产生系统调用时，会利用中断陷入内核态。而内核态中也存在着各种函数的调用，因此我们需要有内核态函数栈。Linux 给每个 task 都分配了内核栈。在 32 位系统上 arch/x86/include/asm/page_32_types.h，是这样定义的：一个 PAGE_SIZE是 4K，左移一位就是乘以 2，也就是 8K。
#define thread_SIZE_ORDER 1
#define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
内核栈在 64 位系统上 arch/x86/include/asm/page_64_types.h，是这样定义的：在 PAGE_SIZE 的基础上左移两位，也即 16K，并且要求起始地址必须是 8192 的整数倍。
#ifdef CONFIG_KASAN
#define KASAN_STACK_ORDER 1
#else
#define KASAN_STACK_ORDER 0
#endif
#define THREAD_SIZE_ORDER (2 KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
内核栈的结构如下所示，首先是预留的8个字节，然后是存储寄存器，最后存储thread_info结构体。
这个结构是对 task_struct 结构的补充。因为 task_struct 结构庞大但是通用，不同的体系结构就需要保存不同的东西，所以往往与体系结构有关的，都放在 thread_info 里面。在内核代码里面采用一个 union将thread_info和stack 放在一起，在 include/linux/sched.h 中定义用以表示内核栈。由代码可见，这里根据架构不同可能采用旧版的task_struct直接放在内核栈，而新版的均采用thread_info，以节约空间。
union thread_union {
#ifndef CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ON_STACK
struct task_struct task;
#endif
#ifndef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
struct thread_info thread_info;
#endif
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};
另一个结构 pt_regs，定义如下。其中，32 位和 64 位的定义不一样。
#ifdef __i386__
struct pt_regs {
unsigned long bx;
unsigned long cx;
unsigned long dx;
unsigned long si;
unsigned long di;
unsigned long bp;
unsigned long ax;
unsigned long ds;
unsigned long es;
unsigned long fs;
unsigned long gs;
unsigned long orig_ax;
unsigned long ip;
unsigned long cs;
unsigned long flags;
unsigned long sp;
unsigned long ss;
};
#else
struct pt_regs {
unsigned long r15;
unsigned long r14;
unsigned long r13;
unsigned long r12;
unsigned long bp;
unsigned long bx;
unsigned long r11;
unsigned long r10;
unsigned long r9;
unsigned long r8;
unsigned long ax;
unsigned long cx;
unsigned long dx;
unsigned long si;
unsigned long di;
unsigned long orig_ax;
unsigned long ip;
unsigned long cs;
unsigned long flags;
unsigned long sp;
unsigned long ss;
/* top of stack page */
};
#endif
内核栈和task_struct是可以互相查找的，而这里就需要用到task_struct中的两个内核栈相关成员变量了。
2.10.1 通过task_struct查找内核栈如果有一个 task_struct 的 stack 指针在手，即可通过下面的函数找到这个线程内核栈：
static inline void *task_stack_page(const struct task_struct *task)
{
return task->stack;
}
从 task_struct 如何得到相应的 pt_regs 呢？我们可以通过下面的函数，先从 task_struct找到内核栈的开始位置。然后这个位置加上 THREAD_SIZE 就到了最后的位置，然后转换为 struct pt_regs，再减一，就相当于减少了一个 pt_regs 的位置，就到了这个结构的首地址。
/*
* TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING reserves 8 bytes on top of the ring0 stack.
* This is necessary to guarantee that the entire "struct pt_regs"
* is accessible even if the CPU haven't stored the SS/ESP registers
* on the stack (interrupt gate does not save these registers
* when switching to the same priv ring).
* Therefore beware: accessing the ss/esp fields of the
* "struct pt_regs" is possible, but they may contain the
* completely wrong values.
*/
#define task_pt_regs(task) \
({ \
unsigned long __ptr = (unsigned long)task_stack_page(task); \
__ptr = THREAD_SIZE - TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING; \
((struct pt_regs *)__ptr) - 1; \
})
这里面有一个TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING，这个的定义如下：
#ifdef CONFIG_X86_32
# ifdef CONFIG_VM86
# define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 16
# else
# define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 8
# endif
#else
# define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 0
#endif
也就是说，32 位机器上是 8，其他是 0。这是为什么呢？因为压栈 pt_regs 有两种情况。我们知道，CPU 用 ring 来区分权限，从而 Linux 可以区分内核态和用户态。因此，第一种情况，我们拿涉及从用户态到内核态的变化的系统调用来说。因为涉及权限的改变，会压栈保存 SS、ESP 寄存器的，这两个寄存器共占用 8 个 byte。另一种情况是，不涉及权限的变化，就不会压栈这 8 个 byte。这样就会使得两种情况不兼容。如果没有压栈还访问，就会报错，所以还不如预留在这里，保证安全。在 64 位上，修改了这个问题，变成了定长的。
2.10.2 通过内核栈找task_struct首先来看看thread_info的定义吧。下面所示为早期版本的thread_info和新版本thread_info的源码
struct thread_info {
struct task_struct *task; /* main task structure */
__u32 flags; /* low level flags */
__u32 status; /* thread synchronous flags */
__u32 cpu; /* current CPU */
mm_segment_t addr_limit;
unsigned int sig_on_uaccess_error:1;
unsigned int uaccess_err:1; /* uaccess failed */
};
struct thread_info {
unsigned long flags; /* low level flags */
unsigned long status; /* thread synchronous flags */
};
老版中采取current_thread_info()->task 来获取task_struct。thread_info 的位置就是内核栈的最高位置，减去 THREAD_SIZE，就到了 thread_info 的起始地址。
static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
{
return (struct thread_info *)(current_top_of_stack() - THREAD_SIZE);
}
而新版本则采用了另一种current_thread_info
#include <asm/current.h>
#define current_thread_info() ((struct thread_info *)current)
#endif
那 current 又是什么呢？在 arch/x86/include/asm/current.h 中定义了。
struct task_struct;
DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task);
static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
{
return this_cpu_read_stable(current_task);
}
#define current get_current
新的机制里面，每个 CPU 运行的 task_struct 不通过thread_info 获取了，而是直接放在 Per CPU 变量里面了。多核情况下，CPU 是同时运行的，但是它们共同使用其他的硬件资源的时候，我们需要解决多个 CPU 之间的同步问题。Per CPU 变量是内核中一种重要的同步机制。顾名思义，Per CPU 变量就是为每个 CPU 构造一个变量的副本，这样多个 CPU 各自操作自己的副本，互不干涉。比如，当前进程的变量 current_task 就被声明为 Per CPU 变量。要使用 Per CPU 变量，首先要声明这个变量，在 arch/x86/include/asm/current.h 中有：
DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task);
然后是定义这个变量，在 arch/x86/kernel/cpu/common.c 中有：
DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task) = &init_task;
也就是说，系统刚刚初始化的时候，current_task 都指向init_task。当某个 CPU 上的进程进行切换的时候，current_task 被修改为将要切换到的目标进程。例如，进程切换函数__switch_to 就会改变 current_task。
__visible __notrace_funcgraph struct task_struct *
__switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p)
{
......
this_cpu_write(current_task, next_p);
......
return prev_p;
}
当要获取当前的运行中的 task_struct 的时候，就需要调用 this_cpu_read_stable 进行读取。
#define this_cpu_read_stable(var) percpu_stable_op("mov", var)
通过这种方式，即可轻松的获得task_struct的地址。
三. 总结本文大体介绍了task_struct的整体结构，对于很多涉及到复杂模块的部分并未展开讲解，在后文中会一一叙述。
