一. 前言

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二. 详细介绍2.1 任务ID

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 */

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。

2.4 任务权限

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CPUint        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。