如果系统只有一个处理器，那么给定时刻只有一个程序可以运行。在多处理器系统中，真正并行运行的进程数目取决于物理CPU的数目。内核和处理器建立了多任务的错觉，是通过以很短的间隔在系统运行的应用程序之间不停切换做到的。由此，以下两个问题必须由内核解决：除非明确要求，否则应用程序不能彼此干扰；CPU时间必须在各种应用程序之间尽可能公平共享（一些程序可能比其他程序更重要）。本篇博文主要涉及内核共享CPU时间的方法以及如何在进程之间切换（内核为各进程分配时间，保证切换之后从上次撤销其资源时执行环境完全相同）。
一、进程优先级
并非所有进程的重要程度都相同，对于进程，首先比较粗糙的划分，进程可以分为实时进程和非实时进程。
- 硬实时进程：有严格的时间限制，某些任务必须在指定时限内完成。比如汽车的安全气囊，一旦发生碰撞，必须保证在一定时间内触发，超过时限则产生灾难性的后果。主流的Linux内核不支持实时处理，但有一些修改版本如RTLinux、Xenomai、RATI提供了这些特性，这些方案中，将Linux内核作为独立的“进程”运行处理次要软件，实时工作在Linux内核外部完成。
- 软实时进程：软实时进程是硬实时进程的一种弱化形式，优先于其他普通进程，稍微晚一点不会造成巨大影响。比如对CD的写入操作。
- 普通进程：没有特定时间约束的进程，可以根据重要性对其进行分配优先级。
图1 通过时间片分配CPU时间调度示意图
图1是CPU分配时间的一个简图。进程运行按时间片调度，分配进程的时间片额与其相对重要性相当。系统中时间的流动对应于圆盘的转动，重要的进程会比次要的进程得到更多CPU时间，进程被切换时，所有的CPU寄存器内容和页表都会被保存，下次该进程恢复执行时，其执行环境可以完全恢复。这种简化模型忽略了一些进程状态相关的信息，不能使CPU时间利益回报尽可能最大化。但是为调度器的质量确立一种定量标准非常困难。自Linux内核诞生以来，调度器的代码已经重写了好几次。按时间先后顺序，主要有O(n)调度器，O(1)调度器和CFS(completely fair scheduler)调度器。详细区别戳这里。
二、进程生命周期
进程并不总是可以立即运行，有时候它需要等待来自外部信号源、不受其控制的事件（如文本编辑等待输入）。在调度器进行进程切换时，必须知道每个进程的状态，因为将CPU事件分配给无事可做的进程没有意义，进程在各个状态之间的转换也同样重要。
图2 进程状态之间的切换示意图
进程可能存在的状态有：运行、等待和睡眠。图2描述了进程的几种状态及其转换。除了图中所示的几种状态以外，还有一种状态被称为僵尸态。
- 运行：该进程正在运行。
- 等待（就绪）：进程能够运行，但没有得到许可，因为CPU分配给了另一个进程。调度器可能在下一次任务切换时选择该进程。
- 睡眠：进程正在睡眠无法运行（“睡眠”状态有两种）。因为它在等待一个外部事件，调度器无法在任务切换时选择该进程。
- 僵尸：进程已经死亡，但是它的数据还没有从进程表中删除。（在UNIX操作系统下销毁进程需要两步，第一步由另一个进程或一个用户杀死（通过信号完成）；第二步是进程的父进程在子进程终止时必须调用或已经调用wait4系统调用，使内核释放为子进程保留的资源。当条件一发生，第二个条件不成立的情况，便会出现“僵尸”状态）
为了维持系统中现存的各个进程，防止它们与系统其他部分相互干扰，Linux进程管理结构中还需要两种进程状态选项：用户状态和核心态。进程通常处于用户状态，只能访问自身的数据，无法干扰系统中其他进程。如果进程想要访问系统数据，则必须切换到核心态，这种访问必须经由明确定义的路径（系统调用）。从用户状态进入核心态的第二种方法是通过中断，此时切换是自动触发的，处理中断操作，通常与中断发生时执行的程序无关。（系统调用是由用户应用程序有意调用的，中断则是不可预测的）
内核的抢占调度模型是优先让优先级高的进程占用CPU，它建立了一个层次结构，用于判断哪些进程状态可由其他状态抢占。
- 普通进程总是可能被抢占，甚至由其他进程抢占。
- 如果系统处于核心态并正在处理系统调用，那么其他进程是无法夺取CPU时间的。
- 中断可以暂停处于用户态和和心态的进程，具有最高优先级。
在内核2.5开发期间，内核抢占（kernel preemption）选项被添加到内核，它支持紧急情况下切换到另一个进程，甚至当前进程处于系统调用也行。内核抢占可以减少等待时间，但代价是增加了内核的复杂度，因为抢占时有许多数据结构需要针对并发访问进行保护。
三、进程表示
Linux内核涉及进程和程序的所有算法都围绕数据结构task_struct建立，该结构定义在include/sched.h中。task_struct包含很多成员，将进程与各内核子系统联系起来。task_struct定义的简化版本如下：
struct task_struct {
volatile long state; /* -1表示不可运行，0表示可运行，>0表示停止 */
void *stack;
atomic_t usage;
unsigned long flags; /* 每进程标志，下文定义 */
unsigned long ptrace;
int lock_depth; /* 大内核锁深度 */
int prio, static_prio, normal_prio;
struct list_head run_list;
const struct sched_class *sched_class;
struct sched_entity se;
unsigned short ioprio;
unsigned long policy;
cpumask_t cpus_allowed;
unsigned int time_slice;
#if defined(CONFIG_SCHEDSTATS) || defined(CONFIG_TASK_DELAY_ACCT)
struct sched_info sched_info;
#endif
struct list_head tasks;
/*
* ptrace_list/ptrace_children链表是ptrace能够看到的当前进程的子进程列表。
*/
struct list_head ptrace_children;
struct list_head ptrace_list;
struct mm_struct *mm, *active_mm;
/* 进程状态 */
struct linux_binfmt *binfmt;
long exit_state;
int exit_code, exit_signal;
int pdeath_signal; /* 在父进程终止时发送的信号 */
unsigned int personality;
unsigned did_exec:;
pid_t pid;
pid_t tgid;
/*
* 分别是指向（原）父进程、最年轻的子进程、年幼的兄弟进程、年长的兄弟进程的指针。
*（p->father可以替换为p->parent->pid）
*/
struct task_struct *real_parent; /* 真正的父进程（在被调试的情况下） */
struct task_struct *parent; /* 父进程 */
/*
* children/sibling链表外加当前调试的进程，构成了当前进程的所有子进程
*/
struct list_head children; /* 子进程链表 */
struct list_head sibling; /* 连接到父进程的子进程链表 */
struct task_struct *group_leader; /* 线程组组长 */
/* PID与PID散列表的联系。 */
struct pid_link pids[PIDTYPE_MAX];
struct list_head thread_group;
struct completion *vfork_done; /* 用于vfork() */
int __user *set_child_tid; /* CLONE_CHILD_SETTID */
int __user *clear_child_tid; /* CLONE_CHILD_CLEARTID */
unsigned long rt_priority;
cputime_t utime, stime, utimescaled, stimescaled;
unsigned long nvcsw, nivcsw; /* 上下文切换计数 */
struct timespec start_time; /* 单调时间 */
struct timespec real_start_time; /* 启动以来的时间 */
/* 内存管理器失效和页交换信息，这个有一点争论。它既可以看作是特定于内存管理器的，
也可以看作是特定于线程的 */
unsigned long min_flt, maj_flt;
cputime_t it_prof_expires, it_virt_expires;
unsigned long long it_sched_expires;
struct list_head cpu_timers[];
/* 进程身份凭据 */
uid_t uid,euid,suid,fsuid;
gid_t gid,egid,sgid,fsgid;
struct group_info *group_info;
kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
unsigned keep_capabilities:;
struct user_struct *user;
char comm[TASK_COMM_LEN]; /* 除去路径后的可执行文件名称-用[gs]et_task_comm访问（其中用task_lock()锁定它）-通常由flush_old_exec初始化 */
/* 文件系统信息 */
int link_count, total_link_count;
/* ipc相关 */
struct sysv_sem sysvsem;
/* 当前进程特定于CPU的状态信息 */
struct thread_struct thread;
/* 文件系统信息 */
struct fs_struct *fs;
/* 打开文件信息 */
struct files_struct *files;
/* 命名空间 */
struct nsproxy *nsproxy;
/* 信号处理程序 */
struct signal_struct *signal;
struct sighand_struct *sighand;
sigset_t blocked, real_blocked;
sigset_t saved_sigmask; /* 用TIF_RESTORE_SIGMASK恢复 */
struct sigpending pending;
unsigned long sas_ss_sp;
size_t sas_ss_size;
int (*notifier)(void *priv);
void *notifier_data;
sigset_t *notifier_mask;
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *security;
#endif
/* 线程组跟踪 */
u32 parent_exec_id;
u32 self_exec_id;
/* 日志文件系统信息 */
void *journal_info;
/* 虚拟内存状态 */
struct reclaim_state *reclaim_state;
struct backing_dev_info *backing_dev_info;
struct io_context *io_context;
unsigned long ptrace_message;
siginfo_t *last_siginfo; /* 由ptrace使用。*/
...
};
task_struct
task_struct结构体的内容可以分解为各个部分，每个部分表示进程的一个方面。
- 状态和执行信息；
- 有关已经分配的虚拟内存信息；
- 进程身份凭据；
- 使用的文件信息；
- 线程信息记录该进程特定于CPU的运行时间数据（与硬件无关）；
- 与其他应用程序协作时所需的进程间通信相关信息；
- 该进程所用的信号处理程序，用于响应信号的到来。
对于进程管理，task_struct中state指定了当前状态（TASK_RUNNING运行；TASK_INTERRUPTIBLE等待某事件/资源的睡眠状态；TASK_UNINTERRUPTIBLE年内和指示停用的睡眠状态；TASK_STOPPED特意停止运行（多用于调试）；TASK_TRACED（用于调试区分常规进程）；EXIT_ZOMBIE僵尸状态；EXIT_DEAD指wait系统调用已发出）。
此外，Linux提供资源限制（resource limit）机制，对进程使用系统资源施加某些限制。在task_struct中反应在rlim数组上，系统调用setrlimit来增减当前限制。rlim数组中的位置标识了受限制资源的类型，这也是内核需要定义预处理器常数，将资源与位置关联起来的原因。具体代码以及不同硬件上的值的设置手册上有详细描述。init进程的限制在系统启动时生效， 定义在include/asm-generic-resource.h中的INIT_RLIMITS。
1、进程类型
典型的UNIX进程包括：二进制代码组成的应用程序、单线程、分配给应用程序的一组资源。新进程使用fork和exec系统调用产生。
- fork生成当前进程一个相同副本，该副本称为子进程，子进程复制所有父进程的资源，父子进程相互独立。
- exec从一个可执行文件加载另一个应用程序，来替代当前运行的程序。（不创建新进程，必须首先使用fork复制一个旧进程，然后调用exec在系统上创建另一个应用程序）
除此以外，Linux还提供了clone系统调用，用于实现线程，但仅仅系统调用还不足以做到，还需要用户空间库配合实现。
- clone工作原理基本与fork相同，但新进程不独立于父进程，而可以指定与父进程共享某些资源。
2、命名空间
命名空间提供了虚拟化的一种轻量级形式，使得我们可以从不同方面查看运行系统的全局属性。
传统上，在Linux以及其它衍生的UNIX变体中，许多资源是全局管理的。系统中所有进程都通过PID标识，内核必须管理一个全局的PID列表，用户ID的管理方式类似，通过全局唯一的UID标识。全局ID使内核可以有选择允许或拒绝某些特权，但不能阻止若干个用户能看到彼此。如果Web主机打算向用户提供计算机的全部访问权限，传统意义上需要为每个用户提供一台物理机，使用KVM或VMWare时资源分配做得不是非常好。
对于计算机的各个用户都需要建立独立内核，和一份完全安装好的配套用户层应用这个问题，命名空间提供了一种不同的解决方案。虚拟化系统中，一台物理计算机可以运行多个内核，可能是并行的多个不同的操作系统，命名空间只使用一个内核在一台物理机上运作，将前述的所有资源通过命名空间抽象，使得可以将一组进程放置到容器中，各个容器彼此隔离。
图3 命名空间按层次关联图
图3描述了命名空间可以组织为层次关系。一个命名空间是父命名空间，衍生了两个子命名空间，子命名空间中各进程拥有自己的PID号。虽然子容器不了解系统中其他容器，但父容器知道子命名空间的存在，也可以看到其中执行的所有进程，因此自子容器中的进程可以映射到父容器中，获取全局中唯一的PID号。若命名空间比较简单，也可以设计成非层次的（UTS命名空间，父子命名空间没有联系）。
新的命名空间创建方式有两种：fork或clone系统调用创建进程时，有特定选项可以控制是与父进程共享命名空间，还是新建命名空间；unshare系统调用将进程的某些部分从父进程分离，其中也包括命名空间。
命名空间的实现分为两个部分：每个子系统的命名空间结构；将给定进程关联到所属各命名空间的机制。图4是进程与命名空间之间的联系示意图。
图4 进程和命名空间之间的联系
子系统的全局属性封装到命名空间中，每个进程关联到选定的命名该空间。每个可以感知命名空间的内核子系统都提供了一个数据结构struct_nsproxy（汇集了指向特定于子系统的命名空间包装器的指针），将所有通过命名空间形式提供的对象集中起来。
struct nsproxy {
atomic_t count;
struct uts_namespace *uts_ns; //包含了运行内核的名称、版本、底层体系结构类型信息
struct ipc_namespace *ipc_ns; //所有进程间通信（IPC）相关信息
struct mnt_namespace *mnt_ns; //已装载文件系统视图
struct pid_namespace *pid_ns; //有关进程的ID信息
struct user_namespace *user_ns; //用于限制每个用户资源的使用信息
struct net *net_ns; //包含所有网络相关的命名空间参数
};
struct nsproxy
每个命名空间都提供了相应的标志用于fork建立一个新的命名空间。因为在每个进程关联到自身命名空间时，使用了指针，所以多个进程可以共享一组子命名空间，修改给定的命名空间，对所有属于该命名空间的进程都是可见的。
- UTS（UNIX Timesharing System）命名空间
它存储了系统的名称（Linux…）、内核发布版本、机器名等。使用uname工具可以取得这些属性的当前值。它几乎不需要特别处理，因为它只需要简单量，没有层次组织。所有相关信息都汇集到结构uts_namespace中。
struct uts_namespace {
struct kref kref; //嵌入的引用计数器，用于跟踪内核有多少的地方使用了该命名空间实例
struct new_utsname name; //命名空间所提供的属性信息
};
struct uts_namespace
内核通过copy_utsname函数创建UTS命名空间，在读取或设置UTS属性值时，内核会保证总是操作特定于当前进程的uts_namespace实例，在当前进程修改UTS属性不会反映到父进程，而父进程的修改也不会传播到子进程。
- 用户命名空间
用户命名空间维护了一些统计数据（如进程和打开文件数目），它在数据结构管理方面类似于UTS，在要求创建新的用户命名空间时，生成当前用户命名空间的一份副本，并关联到当前进程nsproxy实例。
struct user_namespace {
struct kref kref; //嵌入的计数器
struct hlist_head uidhash_table[UIDHASH_SZ]; //访问各个实例列表
struct user_struct *root_user; //负责记录其资源消耗
};
struct user_namespace
每个用户命名空间对其用户资源使用的统计，与其他命名空间完全无关，对root用户的统计也是如此。这是因为在克隆一个用户命名空间时，为当前用户和root都创建了新的user_struct实例。
3、进程ID号
UNIX进程会分配一个ID号（简称PID）作为其命名空间中唯一的标识。ID有的多类型：
- 进程处于某个线程组时，拥有线程组ID（TGID）（若进程没有使用线程，则PID与TGID相同）；
- 独立进程可以合并成进程组，进程组成员的task_struct的pgrp属性值相同（为进程组组长PID）（用管道连接的进程便包含在同一个进程组中）；
- 几个进程组可以合并成一个会话，会话中所有进程都有会话ID（SID），保存在task_struct的session中。
命名空间增加了PID管理的复杂性。PID命名空间按层次组织，因此必须区分局部ID和全局ID。
- 全局ID是在内核本身和初始命名空间中唯一的ID号，对每个ID类型，都有一个全局ID，保证在整个系统中唯一；
- 局部ID属于某特定命名空间，不具备全局有效性。在所属的命名空间内部有效，因此类型相同、值也相同的ID可能出现在不同的命名空间中。
PID分配器（pid allocator）用于加速新ID的分配（此处ID是广义的包括TGID，SID等）。内核提供辅助函数，实现通过ID及其类型查找进程的task_struct的功能，以及将ID的内核表示形式和用户空间可见的数值进行转换的功能。
PID命名空间的表示方式以及含义：
struct pid_namespace {
...
struct task_struct *child_reaper; //每个PID命名空间都具有一个进程，其发挥的作用相当于全局的init进程。child_reaper保存了指向该进程的task_struct的指针。
...
int level; //表示当前命名空间在命名空间层次结构中的深度，初始命名空间的level为0。
struct pid_namespace *parent; //指向父命名空间的指针
};
pid_namespace
PID的管理围绕struct_pid和struct_upid展开，struct pid是内核对PID的内部表示，而struct upid则表示特定的命名空间中可见的信息。
struct upid {
int nr; //ID的数值
struct pid_namespace *ns; //指向该ID所属的命名空间的指针
struct hlist_node pid_chain; //将所有的upid链接在一起的散链表
};
struct upid
truct pid
{
atomic_t count; //引用计数器
/* 使用该pid的进程的列表 */
struct hlist_head tasks[PIDTYPE_MAX]; //每一项对应一个id类型，作为散列表头。对于其中的每项，因为一个ID可能用于几个进程，所有共享同一给定ID的task_struct实例都通过该列表连接
int level; //表示可以看到该进程的命名空间的数目
struct upid numbers[]; //upid实例数组，每个数组项都对应于一个命名空间
};
struct pid
enum pid_type
{
PIDTYPE_PID,
PIDTYPE_PGID,
PIDTYPE_SID,
PIDTYPE_MAX //ID类型的数目
};
enum pid_type
枚举类型中定义的ID类型不包括线程组ID，因为线程组ID无非是线程组组长的PID。图5对pid和upid两个结构的关系进行了概述。对于members数组，形式上只有一个数组项，如果一个进程只包含在全局命名空间中，那么确实如此。由于该数组位于结构的末尾，因此只要分配更多的内存空间，即可向数组添加附加的项。
图5 实现可感知命名空间的ID表示所用的数据结构
内核提供了若干辅助函数，用于操作和扫描上述复杂结构，完成以下两个任务：
- 给出局部数字id和对应的命名空间，查找此二元组的task_struct；
- 给出task_struct、id类型、命名空间，取得命名空间局部的数字ID。
此外，内核还负责提供机制来生成唯一PID，具体方法：为跟踪已经分配和仍然可用的PID，内核使用一个大的位图，其中每个PID由一个比特标识。PID的值可通过对应比特在位图中的位置计算而来。所有其他的ID都可以派生自PID。
4、进程关系
完成了ID连接关系之后，内核还负责管理建立在UNIX进程创建模型之上的“家族关系”（如果由进程A形成了进程B，则A是父进程，B是子进程；若进程A形成了若干个子进程，则这些子进程之间成为兄弟关系）。图6说明了进程家族中的父子关系和兄弟关系，以及task_struct中children和sibling两个链表表头实现这些关系的方式。
图6 进程间家族关系
四、进程管理相关的系统调用
1、进程复制
Linux的进程复制有三种方式：
- fork，重量级调用，它建立了父进程的完整副本，然后作为子进程执行。（为了减少工作量，提高效率，使用了写时复制技术）
- vfork，类似于fork，不创建父进程副本。相反，父子进程之间共享数据。（节省了大量CPU时间）vfork设计用于子进程形成后立即执行execve系统调用加载新程序的情形。在子进程退出或开始
新程序之前，内核保证父进程处于堵塞状态。 - clone，产生线程，可以对父子进程之间的共享、复制进行精确控制。
（1）写时复制（COW）
写时复制技术（copy-on-write），用来防止在fork执行时将父进程的所有数据复制到子进程。为了解决很多情况下不需要复制父进程信息时，复制父进程副本使用大量内存，耗费很长时间的问题。
fork之后，父子进程的地址空间指向同样的物理内存页，此时，物理内存页处于只读状态。如果确实要对内存进行写入操作，会产生缺页异常，然后由内核分配内存空间。
（2）执行系统调用
fork、vfork和clone系统调用的入口点分别是sys_fork、sys_vfork和sys_clone函数。这些入口函数都调用体系结构无关的do_fork函数，通过clone_flags这个标志集合区分不同入口。区别也可以戳这里。
long do_fork(
unsigned long clone_flags, //标志集合，指定控制复制过程的属性
unsigned long stack_start, //用户状态下栈的起始地址
struct pt_regs *regs, //指向寄存器集合的指针，以原始形式保存了调用参数
unsigned long stack_size, //用户状态下栈的大小，通常设为0
int __user *parent_tidptr, //指向用户空间中父进程的PID
int __user *child_tidptr //指向用户空间中子进程的PID
）
long do_fork
（3）do_fork的实现
do_fork的代码流程图如图7所示。
图7 do_fork代码流程图
子进程生产成功后，内核必须执行收尾操作：
- 如果设置了CLONE_PID标志，fork操作可能会创建新的pid命名空间。如果创建了新的命名空间，则需要在新命名空间获取pid，否则直接获取局部pid。
- 如果用了ptrace监控，创建进程后，就向它发送SIGSTOP信号，让调试器检查数据。
- 子进程使用wake_up_new_task唤醒（将它的task_struct添加到调度器队列，让它有机会执行）。
- 如果使用vfork机制，必须启用子进程的完成机制，子进程的task_struct的vfork_done成员即用于该目的，父进程用wait_for_completion函数在该变量中进入睡眠，直至子进程退出。子进程终止时，内核调用complete(vfork_done)唤醒因该变量睡眠的进程。
（4）复制进程
在do_fork中大多数工作是由copy_process函数完成的，该函数根据标志的控制，处理了3个系统调用（fork、vfork和clone）的主要工作。copy_process流程图如图8所示。（详见手册）
图8 copy_process的代码流程图
（5）创建线程特别问题
用户空间线程库使用clone系统调用来生成新线程。该调用支持（上文讨论之外的）标志，对copy_process（及其调用的函数）具有某些特殊影响。
- CLONE_PARENT_SETTID将生成线程的PID复制到clone调用指定的用户空间中的某个地址
- CLONE_CHILD_SETTID首先会将另一个传递到clone的用户空间指针（child_tidptr）保存在新进程的task_struct中。
- CLONE_CHILD_CLEARTID首先会在copy_process中将用户空间指针child_tidptr保存在task_struct中，这次是另一个不同的成员。
上述标志可用于从用户空间检测内核中线程的产生和销毁。CLONE_CHILD_SETTID和CLONE_PARENT_SETTID用于检测线程的生成。CLONE_CHILD_CLEARTID用于在线程结束时从内核向用户空间传递信息，在多处理器系统上这些检测可以真正地并行执行。
2、内核线程
内核线程是直接由内核本身启动的进程。内核线程实际上是将内核函数委托给独立的进程，与系统中其他进程“并行”执行（实际上，也并行于内核自身的执行）。内核线程经常称之为（内核）守护进程，它们用于执行下列任务：
- 周期性地将修改的内存页与页来源块设备同步（例如，使用mmap的文件映射）。
- 如果内存页很少使用，则写入交换区。
- 管理延时动作（deferred action）。
- 实现文件系统的事务日志。
基本上，内核线程有两种：
- 线程启动后一直等待，直至内核请求线程执行某一特定操作。
- 线程启动后按周期性间隔运行，检测特定资源的使用，在用量超出或低于预置的限制值时采取行动。内核使用这类线程用于连续监测任务。
因为内核线程是由内核自身生成的，它有两个特别之处：
- 它们在CPU的管态（supervisor mode）执行，而不是用户状态。
- 它们只可以访问虚拟地址空间的内核部分（高于TASK_SIZE的所有地址），但不能访问用户空间。
内核线程可以用两种方法实现：
古老的方法：
- (1)将一个函数传递给kernel_thread，内核调用daemonize以转换为守护进程，从内核释放父进程的所有资源。
- (2)daemonize阻塞信号的接收。
- (3)将init作为守护进程的父进程。
备选方案：使用宏kthread_run（参数与kthread_create相同），它会调用kthread_create创建新线程，立即唤醒它。还可以使用kthread_create_cpu代替kthread_create创建内核线程，使之绑定到特定的CPU。
3、启动新程序
（1）execve的实现
该系统调用的入口点是体系结构相关的sys_execve函数。该函数很快将其工作委托给系统无关的do_execve例程。do_execve的代码流程图如图9所示。
图9 do_execve代码流程图
do_execve的主要工作：
- 打开要执行的文件；
- bprm_init，申请进程空间并初始化，处理若干管理性任务；
- prepare_binprm，提供父进程相关的值（特别是有效UID和GID），也是用于初始化；
- search_binary_handler，查找一种适当的二进制格式，用于所要执行的特定文件。
通常，二进制格式处理程序执行下列操作：
- 释放原进程的所有资源；
- 将应用程序映射到虚拟地址空间，参数和环境也映射到虚拟地址空间；
- 设置进程的指令指针和其他特定于体系结构的寄存器。
（2）解释二进制格式
Linux内核中，每种二进制格式都表示为结构体linux_binfmt，都需要用register_binfmt向内核注册。linux_binfmt结构为：
struct linux_binfmt {
struct linux_binfmt * next;
struct module *module;
int (*load_binary)(struct linux_binprm *, struct pt_regs * regs);
int (*load_shlib)(struct file *);
int (*core_dump)(long signr, struct pt_regs * regs, struct file * file);
unsigned long min_coredump; /* minimal dump size */
};
struct linux_binfmt
二进制格式主要接口函数
- load_binary用于加载普通程序。
- load_shlib用于加载共享库，即动态库。
- core_dump用于在程序错误的情况下输出内存转储，用于调试分析，以解决问题。
4、退出进程
进程必须用exit系统调用终止，使得内核有机会将该进程使用的资源释放回系统。该调用的入口点是sys_exit函数，该函数的实现就是将各个引用计数器减1，如果引用计数器归0而没有进程再使用对应的结构，那么将相应的内存区域返还给内存管理模块。
