在 Linux 中，進程是我們非常熟悉的東東了，哪怕是只寫過一天代碼的人也都用過它。但是你確定它不是你最熟悉的陌生人？我們今天通過深度剖析進程的創(chuàng)建過程，幫助你提高對進程的理解深度。

在這篇文章中，我會用 Nginx 創(chuàng)建 worker 進程的例子作為引入，然后帶大家了解一些進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) task_struct，最后再帶大家看一下 fork 執(zhí)行的過程。

學(xué)習(xí)完本文，你將深度理解進程中的那些關(guān)鍵要素，諸如進程地址空間、當(dāng)前目錄、父子進程關(guān)系、進程打開的文件 fd 表、進程命名空間等。也能學(xué)習(xí)到內(nèi)核在保存已經(jīng)使用的 pid 號時是如何優(yōu)化內(nèi)存占用的。我們展開今天的拆解！

一、Nginx 之 fork 創(chuàng)建 worker

在 Linux 進程的創(chuàng)建中，最核心的就是 fork 系統(tǒng)調(diào)用。不過我們先不著急介紹它，先拿多進程服務(wù)中的一個經(jīng)典例子 - Nginx，來看看他是如何使用 fork 來創(chuàng)建 worker 的。

Nginx 服務(wù)采用的是多進程方式來工作的，它啟動的時候會創(chuàng)建若干個 worker 進程出來，來響應(yīng)和處理用戶請求。創(chuàng)建 worker 子進程的源碼位于 nginx 源碼的 src/os/unix/ngx_process_cycle.c 文件中。通過循環(huán)調(diào)用 ngx_spawn_process 來創(chuàng)建 n 個 worker 出來。

?

//file:src/os/unix/ngx_process_cycle.c
static?void?ngx_start_worker_processes(...)
{
?...
?for?(i?=?0;?i?

	?

	我們在來看下負責(zé)具體進程創(chuàng)建的 ngx_spawn_process 函數(shù)。

	?
//file:?src/os/unix/ngx_process.c
ngx_pid_t?ngx_spawn_process(ngx_cycle_t?*cycle,?ngx_spawn_proc_pt?proc,...)
{
?pid?=?fork();
?switch?(pid)?{
??case?-1:?//出錯了
???...?
??case?0:?//子進程創(chuàng)建成功
???...
???proc(cycle,?data);
???break;
?}
?...
}


	?

	在 ngx_spawn_process 中調(diào)用 fork 來創(chuàng)建進程，創(chuàng)建成功后 Worker 進程就將進入自己的入口函數(shù)中開始工作了。

	二、Linux 中對進程的表示

	在深入理解進程創(chuàng)建之前，我們先來看一下進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

	在 Linux 中，是用一個 task_struct 來實現(xiàn) Linux 進程的（其實 Linux 線程也同樣是用 task_struct 來表示的，這個我們以后文章單獨再說）。

	

	我們來看看 task_struct 具體的定義，它位于 include/linux/sched.h

	?
//file:include/linux/sched.h
struct?task_struct?{
?//2.1?進程狀態(tài)?
?volatile?long?state;

?//2.2?進程線程的pid
?pid_t?pid;
?pid_t?tgid;

?//2.3 進程樹關(guān)系：父進程、子進程、兄弟進程
?struct?task_struct?__rcu?*parent;
?struct?list_head?children;?
?struct?list_head?sibling;
?struct?task_struct?*group_leader;?

?//2.4?進程調(diào)度優(yōu)先級
?int?prio,?static_prio,?normal_prio;
?unsigned?int?rt_priority;

?//2.5?進程地址空間
?struct?mm_struct?*mm,?*active_mm;

?//2.6?進程文件系統(tǒng)信息（當(dāng)前目錄等）
?struct?fs_struct?*fs;

?//2.7?進程打開的文件信息
?struct?files_struct?*files;

?//2.8?namespaces?
?struct?nsproxy?*nsproxy;
}


	?

	2.1 進程線程狀態(tài)

	進程線程都是有狀態(tài)的，它的狀態(tài)就保存在 state 字段中。常見的狀態(tài)中 TASK_RUNNING 表示進程線程處于就緒狀態(tài)或者是正在執(zhí)行。TASK_INTERRUPTIBLE 表示進程線程進入了阻塞狀態(tài)。

	一個任務(wù)（進程或線程）剛創(chuàng)建出來的時候是 TASK_RUNNING 就緒狀態(tài)，等待調(diào)度器的調(diào)度。調(diào)度器執(zhí)行 schedule 后，任務(wù)獲得 CPU 后進入 ?執(zhí)行進行運行。當(dāng)需要等待某個事件的時候，例如阻塞式 read 某個 socket 上的數(shù)據(jù)，但是數(shù)據(jù)還沒有到達的時候，任務(wù)進入 TASK_INTERRUPTIBLE 或 TASK_UNINTERRUPTIBLE 狀態(tài)，任務(wù)被阻塞掉。

	當(dāng)?shù)却氖录竭_以后，例如 socket 上的數(shù)據(jù)到達了。內(nèi)核在收到數(shù)據(jù)后會查看 socket 上阻塞的等待任務(wù)隊列，然后將之喚醒，使得任務(wù)重新進入 TASK_RUNNING 就緒狀態(tài)。任務(wù)如此往復(fù)地在各個狀態(tài)之間循環(huán)，直到退出。

	一個任務(wù)（進程或線程）的大概狀態(tài)流轉(zhuǎn)圖如下。

	

	全部的狀態(tài)值在 include/linux/sched.h 中進行了定義。

	?
//file:include/linux/sched.h
#define?TASK_RUNNING????????????0
#define?TASK_INTERRUPTIBLE??????1
#define?TASK_UNINTERRUPTIBLE????2
#define?__TASK_STOPPED??4
#define?__TASK_TRACED??8
...

#define?TASK_DEAD??64
#define?TASK_WAKEKILL??128
#define?TASK_WAKING??256
#define?TASK_PARKED??512
#define?TASK_STATE_MAX??1024
......


	?

	2.2 進程 ID

	我們知道，每一個進程都有一個進程 id 的概念。在 task_struct 中有兩個相關(guān)的字段，分別是 pid 和 tgid。

	?
//file:include/linux/sched.h
struct?task_struct?{
?......
?pid_t?pid;
?pid_t?tgid;
}


	?

	其中 pid 是 Linux 為了標識每一個進程而分配給它們的唯一號碼，稱做進程 ID 號，簡稱 PID。對于沒有創(chuàng)建線程的進程(只包含一個主線程)來說，這個 pid 就是進程的 PID，tgid 和 pid 是相同的。

	

	2.3 進程樹關(guān)系

	在 Linux 下所有的進程都是通過一棵樹來管理的。在操作系統(tǒng)啟動的時候，會創(chuàng)建 init 進程，接下來所有的進程都是由這個進程直接或者間接創(chuàng)建的的。通過 pstree 命令可以查看你當(dāng)前服務(wù)器上的進程樹信息。

	?
init-+-atd
??|-cron
??|-db2fmcd
??|-db2syscr-+-db2fmp---4*[{db2fmp}]
??|??????????|-db2fmp---3*[{db2fmp}]
??|??????????|-db2sysc---13*[{db2sysc}]
??|??????????|-3*[db2syscr]
??|??????????|-db2vend
??|??????????`-{db2syscr}
??|-dbus-daemon


	?

	那么，這棵進程樹就是由 task_struct 下的 parent、children、sibling 等字段來表示的。這幾個字段將系統(tǒng)中的所有 task 串成了一棵樹。

	

	2.4 進程調(diào)度優(yōu)先級

	在 task_struct 中有幾個字段是表示進程優(yōu)先級的，在進程調(diào)度的時候會根據(jù)這幾個字段來決定優(yōu)先讓哪個任務(wù)（進程或線程）開始執(zhí)行。

	static_prio: 用來保存靜態(tài)優(yōu)先級，可以調(diào)用 nice 系統(tǒng)直接來修改取值范圍為 100~139

	rt_priority: 用來保存實時優(yōu)先級,取值范圍為 0~99

	prio: 用來保存動態(tài)優(yōu)先級

	normal_prio: 它的值取決于靜態(tài)優(yōu)先級和調(diào)度策略

	2.5 進程地址空間

	對于用戶進程來講，內(nèi)存描述符 mm_struct( mm 代表的是 memory descriptor)是非常核心的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。整個進程的虛擬地址空間部分都是由它來表示的。

	進程在運行的時候，在用戶態(tài)其所需要的代碼，全局變量數(shù)據(jù)，以及 mmap 內(nèi)存映射等全部都是通過 mm_struct 來進行內(nèi)存查找和尋址的。這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的定義位于 include/linux/mm_types.h 文件下。

	?
//file:include/linux/mm_types.h
struct?mm_struct?{
?struct?vm_area_struct?*?mmap;??/*?list?of?VMAs?*/
?struct?rb_root?mm_rb;

?unsigned?long?mmap_base;??/*?base?of?mmap?area?*/
?unsigned?long?task_size;??/*?size?of?task?vm?space?*/
?unsigned?long?start_code,?end_code,?start_data,?end_data;
?unsigned?long?start_brk,?brk,?start_stack;
?unsigned?long?arg_start,?arg_end,?env_start,?env_end;
}


	?

	其中 start_code、end_code 分別指向代碼段的開始與結(jié)尾、start_data 和 end_data 共同決定數(shù)據(jù)段的區(qū)域、start_brk 和 brk 中間是堆內(nèi)存的位置、start_stack 是用戶態(tài)堆棧的起始地址。整個 mm_struct 和地址空間、頁表、物理內(nèi)存的關(guān)系如下圖。

	

	在內(nèi)核內(nèi)存區(qū)域，可以通過直接計算得出物理內(nèi)存地址，并不需要復(fù)雜的頁表計算。而且最重要的是所有內(nèi)核進程、以及用戶進程的內(nèi)核態(tài)，這部分內(nèi)存都是共享的。

	

	另外要注意的是，mm（mm_struct）表示的是虛擬地址空間。而對于內(nèi)核線程來說，是沒有用戶態(tài)的虛擬地址空間的。所以內(nèi)核線程的 mm 的值是 null。

	2.6 進程文件系統(tǒng)信息（當(dāng)前目錄等）

	進程的文件位置等信息是由 fs_struct 來描述的，它的定義位于 include/linux/fs_struct.h 文件中。

	?
//file:include/linux/fs_struct.h
struct?fs_struct?{
?...
?struct?path?root,?pwd;
};

//file:include/linux/path.h
struct?path?{
?struct?vfsmount?*mnt;
?struct?dentry?*dentry;
};


	?

	通過以上代碼可以看出，在 fs_struct 中包含了兩個 path 對象，而每個 path 中都指向了一個 struct dentry。在 Linux 內(nèi)核中，denty 結(jié)構(gòu)是對一個目錄項的描述。

	

	拿 pwd 來舉例，該指針指向的是進程當(dāng)前目錄所處的 denty 目錄項。假如我們在 shell 進程中執(zhí)行 pwd，或者用戶進程查找當(dāng)前目錄下的配置文件的時候，都是通過訪問 pwd 這個對象，進而找到當(dāng)前目錄的 denty 的。

	2.7 進程打開的文件信息

	每個進程用一個 files_struct 結(jié)構(gòu)來記錄文件描述符的使用情況， 這個 files_struct 結(jié)構(gòu)稱為用戶打開文件表。它的定義位于 include/linux/fdtable.h。

	注意：飛哥用的內(nèi)核源碼一直是 3.10.0, 所以本文也不例外。不同版本的源碼這里稍微可能有些出入。

	?
//file:include/linux/fdtable.h
struct?files_struct?{
?......
?//下一個要分配的文件句柄號
?int?next_fd;?

?//fdtable
?struct?fdtable?__rcu?*fdt;
}

struct?fdtable?{
?//當(dāng)前的文件數(shù)組
?struct?file?__rcu?**fd;
?......
};


	?

	在 files_struct 中，最重要的是在 fdtable 中包含的 file **fd 這個數(shù)組。這個數(shù)組的下標就是文件描述符，其中 0、1、2 三個描述符總是默認分配給標準輸入、標準輸出和標準錯誤。這就是你在 shell 命令中經(jīng)常看到的 2>&1 的由來。這幾個字符的含義就是把標準錯誤也一并打到標準輸出中來。

	

	在數(shù)組元素中記錄了當(dāng)前進程打開的每一個文件的指針。這個文件是 Linux 中抽象的文件，可能是真的磁盤上的文件，也可能是一個 socket。

	2.8 namespaces

	在 Linux 中，namespace 是用來隔離內(nèi)核資源的方式。通過 namespace 可以讓一些進程只能看到與自己相關(guān)的一部分資源，而另外一些進程也只能看到與它們自己相關(guān)的資源，這兩撥進程根本就感覺不到對方的存在。

	具體的實現(xiàn)方式是把一個或多個進程的相關(guān)資源指定在同一個 namespace 中，而進程究竟是屬于哪個 namespace，都是在 task_struct 中由 *nsproxy 指針表明了這個歸屬關(guān)系。

	?
//file:include/linux/nsproxy.h
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?net???????*net_ns;
};


	?

	

	命名空間包括PID命名空間、掛載點命名空間、網(wǎng)絡(luò)命名空間等多個。飛哥在咱們「開發(fā)內(nèi)功修煉」前面的一篇文章《動手實驗+源碼分析，徹底弄懂Linux網(wǎng)絡(luò)命名空間》這一文中詳細介紹過網(wǎng)絡(luò)命名空間，感興趣的同學(xué)可以詳細閱讀。

	三、解密 fork 系統(tǒng)調(diào)用

	前面我們看了 Nginx 使用 fork 來創(chuàng)建 worker 進程，也了解了進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) task_struct ，我們再來看看 fork 系統(tǒng)調(diào)用的內(nèi)部邏輯。

	這個 fork 在內(nèi)核中是以一個系統(tǒng)調(diào)用來實現(xiàn)的，它的內(nèi)核入口是在 kernel/fork.c 下。

	?
//file:kernel/fork.c
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
?return?do_fork(SIGCHLD,?0,?0,?NULL,?NULL);
}


	?

	這里注意下調(diào)用 do_fork 時傳入的第一個參數(shù)，這個參數(shù)是一個 flag 選項。它可以傳入的值包括 CLONE_VM、CLONE_FS 和 CLONE_FILES 等等很多，但是這里只傳了一個 SIGCHLD（子進程在終止后發(fā)送 SIGCHLD 信號通知父進程），并沒有傳 CLONE_FS 等其它 flag。

	?
//file:include/uapi/linux/sched.h
//cloning?flags:
...
#define?CLONE_VM?0x00000100
#define?CLONE_FS?0x00000200?
#define?CLONE_FILES?0x00000400?
...


	?

	在 do_fork 的實現(xiàn)中，核心是一個 copy_process 函數(shù)，它以拷貝父進程的方式來生成一個新的 task_struct 出來。

	?
//file:kernel/fork.c
long?do_fork(unsigned?long?clone_flags,
????unsigned?long?stack_start,
????unsigned?long?stack_size,
????int?__user?*parent_tidptr,
????int?__user?*child_tidptr)
{
?//復(fù)制一個?task_struct?出來
?struct?task_struct?*p;
?p?=?copy_process(clone_flags,?stack_start,?stack_size,
????child_tidptr,?NULL,?trace);

?//子任務(wù)加入到就緒隊列中去，等待調(diào)度器調(diào)度
?wake_up_new_task(p);
?...
}


	?

	在創(chuàng)建完畢后，調(diào)用 wake_up_new_task 將新創(chuàng)建的任務(wù)添加到就緒隊列中，等待調(diào)度器調(diào)度執(zhí)行。

	copy_process 的代碼很長，我對其進行了一定程度的精簡，參加下面的代碼。

	?
//file:kernel/fork.c
static?struct?task_struct?*copy_process(...)
{
?//3.1?復(fù)制進程?task_struct?結(jié)構(gòu)體
?struct?task_struct?*p;
?p?=?dup_task_struct(current);
?...

?//3.2?拷貝?files_struct
?retval?=?copy_files(clone_flags,?p);

?//3.3?拷貝?fs_struct
?retval?=?copy_fs(clone_flags,?p);

?//3.4?拷貝?mm_struct
?retval?=?copy_mm(clone_flags,?p);

?//3.5?拷貝進程的命名空間?nsproxy
?retval?=?copy_namespaces(clone_flags,?p);

?//3.6?申請?pid?&&?設(shè)置進程號
?pid?=?alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
?p->pid?=?pid_nr(pid);
?p->tgid?=?p->pid;
?if?(clone_flags?&?CLONE_THREAD)
??p->tgid?=?current->tgid;

?......
}


	?

	可見，copy_process 先是復(fù)制了一個新的 task_struct 出來，然后調(diào)用 copy_xxx 系列的函數(shù)對 task_struct 中的各種核心對象進行拷貝處理，還申請了 pid。接下來我們分小節(jié)來查看該函數(shù)的每一個細節(jié)。

	3.1 復(fù)制進程 task_struct 結(jié)構(gòu)體

	注意一下，上面調(diào)用 dup_task_struct 時傳入的參數(shù)是 current，它表示的是當(dāng)前進程。在 dup_task_struct 里，會申請一個新的 task_struct 內(nèi)核對象，然后將當(dāng)前進程復(fù)制給它。需要注意的是，這次拷貝只會拷貝 task_struct 結(jié)構(gòu)體本身，它內(nèi)部包含的 mm_struct 等成員只是復(fù)制了指針，仍然指向和 current 相同的對象。

	

	我們來簡單看下具體的代碼。

	?
//file:kernel/fork.c
static?struct?task_struct?*dup_task_struct(struct?task_struct?*orig)
{
?//申請?task_struct?內(nèi)核對象
?tsk?=?alloc_task_struct_node(node);

?//復(fù)制?task_struct
?err?=?arch_dup_task_struct(tsk,?orig);
?...
}


	?

	其中 alloc_task_struct_node 用于在 slab 內(nèi)核內(nèi)存管理區(qū)中申請一塊內(nèi)存出來。關(guān)于 slab 機制請參考-?內(nèi)核內(nèi)存管理

	?
//file:kernel/fork.c
static?struct?kmem_cache?*task_struct_cachep;
static?inline?struct?task_struct?*alloc_task_struct_node(int?node)
{
?return?kmem_cache_alloc_node(task_struct_cachep,?GFP_KERNEL,?node);
}


	?

	申請完內(nèi)存后，調(diào)用 arch_dup_task_struct 進行內(nèi)存拷貝。

	?
//file:kernel/fork.c
int?arch_dup_task_struct(struct?task_struct?*dst,
?????????struct?task_struct?*src)
{
?*dst?=?*src;
?return?0;
}


	?

	3.2 拷貝 files_struct

	由于進程之間都是獨立的，所以創(chuàng)建出來的新進程需要拷貝一份獨立的 files 成員出來。

	

	我們看 copy_files 是如何申請和拷貝 files 成員的。

	?
//file:kernel/fork.c
static?int?copy_files(unsigned?long?clone_flags,?struct?task_struct?*tsk)
{
?struct?files_struct?*oldf,?*newf;
?oldf?=?current->files;

?if?(clone_flags?&?CLONE_FILES)?{
??atomic_inc(&oldf->count);
??goto?out;
?}
?newf?=?dup_fd(oldf,?&error);
?tsk->files?=?newf;
?...
}


	?

	看上面代碼中判斷了是否有 CLONE_FILES 標記，如果有的話就不執(zhí)行 dup_fd 函數(shù)了，增加個引用計數(shù)就返回了。前面我們說了，do_fork 被調(diào)用時并沒有傳這個標記。所以還是會執(zhí)行到 dup_fd 函數(shù)：

	?
//file:fs/file.c
struct?files_struct?*dup_fd(struct?files_struct?*oldf,?...)
{
?//為新?files_struct?申請內(nèi)存
?struct?files_struct?*newf;
?newf?=?kmem_cache_alloc(files_cachep,?GFP_KERNEL);

?//初始化?&?拷貝
?new_fdt->max_fds?=?NR_OPEN_DEFAULT;
?...
}


	?

	這個函數(shù)就是到內(nèi)核中申請一塊內(nèi)存出來，保存 files_struct 使用。然后對新的 files_struct 進行各種初始化和拷貝。至此，新進程有了自己獨立的 files 成員了。

	3.3 拷貝 fs_struct

	同樣，新進程也需要一份獨立的文件系統(tǒng)信息 - fs_struct 成員的。

	

	我們來看 copy_fs 是如何申請和初始化 fs_struct 的。

	?
//file:kernel/fork.c
static?int?copy_fs(unsigned?long?clone_flags,?struct?task_struct?*tsk)
{
?struct?fs_struct?*fs?=?current->fs;
?if?(clone_flags?&?CLONE_FS)?{
??fs->users++;
??return?0;
?}
?tsk->fs?=?copy_fs_struct(fs);
?return?0;
}


	?

	在創(chuàng)建進程的時候，沒有傳遞 CLONE_FS 這個標志，所會進入到 copy_fs_struct 函數(shù)中申請新的 fs_struct 并進行賦值。

	?
//file:fs/fs_struct.c
struct?fs_struct?*copy_fs_struct(struct?fs_struct?*old)
{
?//申請內(nèi)存
?struct?fs_struct?*fs?=?kmem_cache_alloc(fs_cachep,?GFP_KERNEL);

?//賦值
?fs->users?=?1;
?fs->root?=?old->root;
?fs->pwd?=?old->pwd;
?...
?return?fs;
}


	?

	3.4 拷貝 mm_struct

	前面我們說過，對于進程來講，地址空間是一個非常重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。而且進程之間地址空間也必須是要隔離的，所以還會新建一個地址空間。

	

	創(chuàng)建地址空間的操作是在 copy_mm 中執(zhí)行的。

	?
//file:kernel/fork.c
static?int?copy_mm(unsigned?long?clone_flags,?struct?task_struct?*tsk)
{
?struct?mm_struct?*mm,?*oldmm;
?oldmm?=?current->mm;

?if?(clone_flags?&?CLONE_VM)?{
??atomic_inc(&oldmm->mm_users);
??mm?=?oldmm;
??goto?good_mm;
?}
?mm?=?dup_mm(tsk);
good_mm:
?return?0;?
}


	?

	do_fork 被調(diào)用時也沒有傳 CLONE_VM，所以會調(diào)用 dup_mm 申請一個新的地址空間出來。

	?
//file:kernel/fork.c
struct?mm_struct?*dup_mm(struct?task_struct?*tsk)
{
?struct?mm_struct?*mm,?*oldmm?=?current->mm;
?mm?=?allocate_mm();
?memcpy(mm,?oldmm,?sizeof(*mm));
?...
}


	?

	在 dup_mm 中，通過 allocate_mm 申請了新的 mm_struct，而且還將當(dāng)前進程地址空間 current->mm 拷貝到新的 mm_struct 對象里了。

	地址空間是進程線程最核心的東西，每個進程都有獨立的地址空間

	3.5 拷貝進程的命名空間 nsproxy

	在創(chuàng)建進程或線程的時候，還可以讓內(nèi)核幫我們創(chuàng)建獨立的命名空間。在默認情況下，創(chuàng)建進程沒有指定命名空間相關(guān)的標記，因此也不會創(chuàng)建。新舊進程仍然復(fù)用同一套命名空間對象。

	

	3.6 申請pid

	接下來 copy_process 還會進入 alloc_pid 來為當(dāng)前任務(wù)申請 PID。

	?
//file:kernel/fork.c
static?struct?task_struct?*copy_process(...)
{
?...
?//申請pid
?pid?=?alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);

?//賦值
?p->pid?=?pid_nr(pid);
?p->tgid?=?p->pid;
?...
}


	?

	注意下，在調(diào)用 alloc_pid 的時候，其參數(shù)傳遞的是新進程的 pid namespace。我們來深看一下 alloc_pid 的執(zhí)行邏輯。

	?
//file:kernel/pid.c
struct?pid?*alloc_pid(struct?pid_namespace?*ns)
{
?//申請?pid?內(nèi)核對象
?pid?=?kmem_cache_alloc(ns->pid_cachep,?GFP_KERNEL);
?if?(!pid)
??goto?out;

?//調(diào)用到alloc_pidmap來分配一個空閑的pid編號
?//注意，在每一個命令空間中都需要分配進程號
?tmp?=?ns;
?pid->level?=?ns->level;
?for?(i?=?ns->level;?i?>=?0;?i--)?{
??nr?=?alloc_pidmap(tmp);
??pid->numbers[i].nr?=?nr;
??...
?}
?...
?return?pid
}


	?

	這里的 PID 并不是一個整數(shù)，而是一個結(jié)構(gòu)體，所以先試用 kmem_cache_alloc 把它申請出來。接下來調(diào)用 alloc_pidmap 到 pid 命名空間中申請一個 pid 號出來，申請完后賦值記錄。

	回顧我們開篇提到的一個問題：操作系統(tǒng)是如何記錄使用過的進程號的？在 Linux 內(nèi)部，為了節(jié)約內(nèi)存，進程號是通過 bitmap 來管理的。

	

	在每一個 pid 命名空間內(nèi)部，會有一個或者多個頁面來作為 bitmap。其中每一個 bit 位（注意是 bit 位，不是字節(jié)）的 0 或者 1 的狀態(tài)來表示當(dāng)前序號的 pid 是否被占用。

	?
//file:include/linux/pid_namespace.h
#define?BITS_PER_PAGE??(PAGE_SIZE?*?8)
#define?PIDMAP_ENTRIES??((PID_MAX_LIMIT+BITS_PER_PAGE-1)/BITS_PER_PAGE)
struct?pid_namespace?{
?struct?pidmap?pidmap[PIDMAP_ENTRIES];
?...
}


	?

	在 alloc_pidmap 中就是以 bit 的方式來遍歷整個 bitmap，找到合適的未使用的 bit，將其設(shè)置為已使用，然后返回。

	?
//file:kernel/pid.c
static?int?alloc_pidmap(struct?pid_namespace?*pid_ns)
{
?...
?map?=?&pid_ns->pidmap[pid/BITS_PER_PAGE];
}


	?

	在各種語言中，一般一個 int 都是 4 個字節(jié)，換算成 bit 就是 32 bit。而使用這種 bitmap 的思想的話，只需要一個 bit 就可以表示一個整數(shù)，相當(dāng)?shù)墓?jié)約內(nèi)存。所以，在很多超大規(guī)模數(shù)據(jù)處理中都會用到這種思想來進行優(yōu)化內(nèi)存占用的。

	3.7 進入就緒隊列

	當(dāng) copy_process 執(zhí)行完畢的時候，表示新進程的一個新的 task_struct 對象就創(chuàng)建出來了。接下來內(nèi)核會調(diào)用 wake_up_new_task 將這個新創(chuàng)建出來的子進程添加到就緒隊列中等待調(diào)度。

	?
//file:kernel/fork.c
long?do_fork(...)
{
?//復(fù)制一個?task_struct?出來
?struct?task_struct?*p;
?p?=?copy_process(clone_flags,?stack_start,?...);

?//子任務(wù)加入到就緒隊列中去，等待調(diào)度器調(diào)度
?wake_up_new_task(p);
?...
}


	?

	等操作系統(tǒng)真正調(diào)度開始的時候，子進程中的代碼就可以真正開始執(zhí)行了。

	四、總結(jié)

	在這篇文章中，我用 Nginx 創(chuàng)建 worker 進程的例子作為引入，然后帶大家了解一些進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) task_struct，最后又帶大家看一下 fork 執(zhí)行的過程。

	在 fork 創(chuàng)建進程的時候，地址空間 mm_struct、掛載點 fs_struct、打開文件列表 files_struct 都要是獨立擁有的，所以都去申請內(nèi)存并初始化了它們。但由于今天我們的例子父子進程是同一個命名空間，所以 nsproxy 還仍然是共用的。

	

	其中 mm_struct 是一個非常核心的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用戶進程的虛擬地址空間就是用它來表示的。對于內(nèi)核線程來講，不需要虛擬地址空間，所以 mm 成員的值為 null。 另外還學(xué)到了內(nèi)核是用 bitmap 來管理使用和為使用的 pid 號的，這樣做的好處是極大地節(jié)約了內(nèi)存開銷。而且由于數(shù)據(jù)存儲的足夠緊湊，遍歷起來也是非常的快。一方面原因是數(shù)據(jù)小，加載起來快。另外一方面是會加大提高 CPU 緩存的命中率，訪問非常快。

	今天的進程創(chuàng)建過程就學(xué)習(xí)完了。不過細心的同學(xué)可能發(fā)現(xiàn)了，我們這里只介紹了子進程的調(diào)用。但是對于 Nginx 主進程如何加載起來執(zhí)行的還沒有講到。我們將來還會展開敘述，敬請期待！

	　　審核編輯：湯梓紅