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Linuxのプロセス番号0とは何ですか?

青灯夜游
リリース: 2023-03-15 19:31:19
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Linux では、プロセス 0 番は Linux が最初に起動するアイドルプロセスを指し、task_struct の comm フィールドが「swapper」であるため、swpper プロセスとも呼ばれます。プロセス番号 0 は、init_task が静的変数 (初期化されたグローバル変数) であるため、fork または kernel_thread によって生成されない唯一のプロセスであり、他のプロセスの PCB は fork または kernel_thread が動的にメモリを適用することによって作成されます。

Linuxのプロセス番号0とは何ですか?

#このチュートリアルの動作環境: linux7.3 システム、Dell G3 コンピューター。

1. プロセス番号 0

# プロセス番号 0 は、通常、アイドル プロセスまたはスワッパー プロセスとも呼ばれます。

各プロセスにはプロセス制御ブロック PCB (Process Control Block) があり、PCB のデータ構造型は struct task_struct です。アイドルプロセスに対応する PCB は struct task_struct init_task です。

アイドルプロセスは、fork または kernel_thread を通じて生成されない唯一のプロセスです。これは、init_task が静的変数 (初期化されたグローバル変数) であり、他のプロセスの PCB は、メモリを動的に適用する fork または kernel_thread によって作成されるためです。 。

各プロセスには対応する関数があります。アイドル プロセスの関数は start_kernel() です。これは、この関数に入る前にスタック ポインタ SP が init_task のスタックの先頭を指しているためです。どのプロセスにいるのかどの SP がプロセス スタックをポイントしているかによって異なります。

プロセスNo.0は、Linuxが最初に起動するプロセスで、task_structのcommフィールドが「swapper」となっているため、swpperプロセスとも呼ばれます。

#define INIT_TASK_COMM "swapper"
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システム内のすべてのプロセスが起動すると、プロセス番号 0 はアイドル プロセスに縮退します。コア上で実行するタスクが存在しない場合、アイドル プロセスは停止します。走る。アイドル プロセスが実行されると、コアは低電力モード (ARM 上の WFI) に入ることができます。

このセクションでは、プロセス No. 0 がどのように開始されるかに焦点を当てます。 Linux カーネルでは、プロセス番号 0 に対して、init_task と呼ばれる静的な task_struct 構造体が特別に定義されています。

/*
 * Set up the first task table, touch at your own risk!. Base=0,
 * limit=0x1fffff (=2MB)
 */
struct task_struct init_task
= {
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
    .thread_info    = INIT_THREAD_INFO(init_task),
    .stack_refcount    = ATOMIC_INIT(1),
#endif
    .state        = 0,
    .stack        = init_stack,
    .usage        = ATOMIC_INIT(2),
    .flags        = PF_KTHREAD,
    .prio        = MAX_PRIO - 20,
    .static_prio    = MAX_PRIO - 20,
    .normal_prio    = MAX_PRIO - 20,
    .policy        = SCHED_NORMAL,
    .cpus_allowed    = CPU_MASK_ALL,
    .nr_cpus_allowed= NR_CPUS,
    .mm        = NULL,
    .active_mm    = &init_mm,
    .tasks        = LIST_HEAD_INIT(init_task.tasks),
    .ptraced    = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptraced),
    .ptrace_entry    = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptrace_entry),
    .real_parent    = &init_task,
    .parent        = &init_task,
    .children    = LIST_HEAD_INIT(init_task.children),
    .sibling    = LIST_HEAD_INIT(init_task.sibling),
    .group_leader    = &init_task,
    RCU_POINTER_INITIALIZER(real_cred, &init_cred),
    RCU_POINTER_INITIALIZER(cred, &init_cred),
    .comm        = INIT_TASK_COMM,
    .thread        = INIT_THREAD,
    .fs        = &init_fs,
    .files        = &init_files,
    .signal        = &init_signals,
    .sighand    = &init_sighand,
    .blocked    = {{0}},
    .alloc_lock    = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.alloc_lock),
    .journal_info    = NULL,
    INIT_CPU_TIMERS(init_task)
    .pi_lock    = __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.pi_lock),
    .timer_slack_ns = 50000, /* 50 usec default slack */
    .thread_pid    = &init_struct_pid,
    .thread_group    = LIST_HEAD_INIT(init_task.thread_group),
    .thread_node    = LIST_HEAD_INIT(init_signals.thread_head),
};
EXPORT_SYMBOL(init_task);
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この構造体のメンバーはすべて静的に定義されているため、説明を簡単にするために、この構造体を単純に削除しました。同時に、この構造では次のフィールドのみに注目し、他のフィールドには注目しません。

  • .thread_info = INIT_THREAD_INFO(init_task)、この構造は thread_info とカーネル スタックの関係

  • .stack = で詳しく説明されています。 init_stack 、 init_stack はカーネルスタック

  • .comm = INIT_TASK_COMM の静的定義、プロセス番号 0 の名前です。

thread_info と stack の両方に Init_stack が関係するため、最初に init_stack が設定されている場所を確認します。

最終的に、init_task がリンク スクリプトに定義されていることがわかりました。

#define INIT_TASK_DATA(align)                        \
    . = ALIGN(align);                        \
    __start_init_task = .;                        \
    init_thread_union = .;                        \
    init_stack = .;                            \
    KEEP(*(.data..init_task))                    \
    KEEP(*(.data..init_thread_info))                \
    . = __start_init_task + THREAD_SIZE;                \
    __end_init_task = .;
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INIT_TASK_DATA マクロがリンク スクリプトで定義されています。

このうち、__start_init_taskはプロセス番号0のカーネルスタックのベースアドレスです。もちろん、init_thread_union=init_task=__start_init_taskです。

プロセス 0 のカーネル スタックの終了アドレスは __start_init_task THREAD_SIZE に等しく、THREAD_SIZE のサイズは通常、ARM64 では 16K または 32K です。このとき、__end_init_taskはプロセス番号0のカーネルスタックの終了アドレスとなります。

アイドル プロセスはシステムによって自動的に作成され、カーネル状態で実行されます。アイドル プロセスの pid=0 は、システムによって作成された最初のプロセスであり、フォークによって生成されない唯一のプロセスです。またはカーネルスレッド。システムをロードした後、プロセスのスケジューリングと交換に進みます。

2. Linux カーネルの起動

Linux カーネルに詳しい友人は、通常、Linux カーネルのロードを完了するためにブートローダーが使用されることを知っています。いくつかのハードウェア初期化が実行され、Linux カーネルの実行アドレスにジャンプします。

ARM アーキテクチャに詳しい方は、ARM64 アーキテクチャが EL0、EL1、EL2、および EL3 に分割されていることもご存知でしょう。通常の起動は、通常、高特権モードから低特権モードに始まります。一般に、ARM64 は最初に EL3 を実行し、次に EL2 を実行し、次に EL2 から EL1 (Linux カーネル) にトラップします。

Linux カーネル起動のコードを見てみましょう。

コード パス: Arch/arm64/kernel/head.S ファイル

/*
 * Kernel startup entry point.
 * ---------------------------
 *
 * The requirements are:
 *   MMU = off, D-cache = off, I-cache = on or off,
 *   x0 = physical address to the FDT blob.
 *
 * This code is mostly position independent so you call this at
 * __pa(PAGE_OFFSET + TEXT_OFFSET).
 *
 * Note that the callee-saved registers are used for storing variables
 * that are useful before the MMU is enabled. The allocations are described
 * in the entry routines.
 */
    /*
     * The following callee saved general purpose registers are used on the
     * primary lowlevel boot path:
     *
     *  Register   Scope                      Purpose
     *  x21        stext() .. start_kernel()  FDT pointer passed at boot in x0
     *  x23        stext() .. start_kernel()  physical misalignment/KASLR offset
     *  x28        __create_page_tables()     callee preserved temp register
     *  x19/x20    __primary_switch()         callee preserved temp registers
     */
ENTRY(stext)
    bl    preserve_boot_args
    bl    el2_setup            // Drop to EL1, w0=cpu_boot_mode
    adrp    x23, __PHYS_OFFSET
    and    x23, x23, MIN_KIMG_ALIGN - 1    // KASLR offset, defaults to 0
    bl    set_cpu_boot_mode_flag
    bl    __create_page_tables
    /*
     * The following calls CPU setup code, see arch/arm64/mm/proc.S for
     * details.
     * On return, the CPU will be ready for the MMU to be turned on and
     * the TCR will have been set.
     */
    bl    __cpu_setup            // initialise processor
    b    __primary_switch
ENDPROC(stext)
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上記は、start_kernel を呼び出す前にカーネルによって実行される主な作業です。

preserve_boot_args は、ARM 上の通常の dtb のアドレスなど、ブートローダーによって渡されるパラメーターを保存するために使用されます。

el2_setup: コメントから、EL1 にトラップするために使用され、次のことが示されています。まだ EL2

__create_page_tables の前にこのコマンドを実行しています。ページ テーブルの作成に使用されます。Linux には物理メモリを管理するためのページしかありません。仮想アドレスを使用する前に、ページを設定して MMU を開く必要があります。現在、物理アドレス

#__primary_switch でまだ実行中です。主なタスクは、MMU

__primary_switch:
    adrp    x1, init_pg_dir
    bl    __enable_mmu
    ldr    x8, =__primary_switched
    adrp    x0, __PHYS_OFFSET
    br    x8
ENDPROC(__primary_switch)
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のオープンを完了することです。

主要是调用__enable_mmu来打开mmu,之后我们访问的就是虚拟地址了

调用__primary_switched来设置0号进程的运行内核栈,然后调用start_kernel函数

/*
 * The following fragment of code is executed with the MMU enabled.
 *
 *   x0 = __PHYS_OFFSET
 */
__primary_switched:
    adrp    x4, init_thread_union
    add    sp, x4, #THREAD_SIZE
    adr_l    x5, init_task
    msr    sp_el0, x5            // Save thread_info

    adr_l    x8, vectors            // load VBAR_EL1 with virtual
    msr    vbar_el1, x8            // vector table address
    isb

    stp    xzr, x30, [sp, #-16]!
    mov    x29, sp

    str_l    x21, __fdt_pointer, x5        // Save FDT pointer

    ldr_l    x4, kimage_vaddr        // Save the offset between
    sub    x4, x4, x0            // the kernel virtual and
    str_l    x4, kimage_voffset, x5        // physical mappings

    // Clear BSS
    adr_l    x0, __bss_start
    mov    x1, xzr
    adr_l    x2, __bss_stop
    sub    x2, x2, x0
    bl    __pi_memset
    dsb    ishst                // Make zero page visible to PTW

    add    sp, sp, #16
    mov    x29, #0
    mov    x30, #0
    b    start_kernel
ENDPROC(__primary_switched)
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init_thread_union就是我们在链接脚本中定义的,也就是0号进程的内核栈的栈底

add sp, x4, #THREAD_SIZE: 设置堆栈指针SP的值,就是内核栈的栈底+THREAD_SIZE的大小。现在SP指到了内核栈的顶端

最终通过b start_kernel就跳转到我们熟悉的linux内核入口处了。  至此0号进程就已经运行起来了。

三、1号进程

3.1 1号进程的创建

  当一条b start_kernel指令运行后,内核就开始的内核的全面初始化操作。

asmlinkage __visible void __init start_kernel(void)
{
    char *command_line;
    char *after_dashes;
    set_task_stack_end_magic(&init_task);
    smp_setup_processor_id();
    debug_objects_early_init();
    cgroup_init_early();
    local_irq_disable();
    early_boot_irqs_disabled = true;
    /*
     * Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
     * enable them.
     */
    boot_cpu_init();
    page_address_init();
    pr_notice("%s", linux_banner);
    setup_arch(&command_line);
    /*
     * Set up the the initial canary and entropy after arch
     * and after adding latent and command line entropy.
     */
    add_latent_entropy();
    add_device_randomness(command_line, strlen(command_line));
    boot_init_stack_canary();
    mm_init_cpumask(&init_mm);
    setup_command_line(command_line);
    setup_nr_cpu_ids();
    setup_per_cpu_areas();
    smp_prepare_boot_cpu();    /* arch-specific boot-cpu hooks */
    boot_cpu_hotplug_init();
    build_all_zonelists(NULL);
    page_alloc_init();
    。。。。。。。
    acpi_subsystem_init();
    arch_post_acpi_subsys_init();
    sfi_init_late();
    /* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */
    arch_call_rest_init();
}
void __init __weak arch_call_rest_init(void)
{
    rest_init();
}
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start_kernel函数就是内核各个重要子系统的初始化,比如mm, cpu, sched, irq等等。最后会调用一个rest_init剩余部分初始化,start_kernel在其最后一个函数rest_init的调用中,会通过kernel_thread来生成一个内核进程,后者则会在新进程环境下调 用kernel_init函数,kernel_init一个让人感兴趣的地方在于它会调用run_init_process来执行根文件系统下的 /sbin/init等程序。

noinline void __ref rest_init(void)
{
    struct task_struct *tsk;
    int pid;
    rcu_scheduler_starting();
    /*
     * We need to spawn init first so that it obtains pid 1, however
     * the init task will end up wanting to create kthreads, which, if
     * we schedule it before we create kthreadd, will OOPS.
     */
    pid = kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);
    /*
     * Pin init on the boot CPU. Task migration is not properly working
     * until sched_init_smp() has been run. It will set the allowed
     * CPUs for init to the non isolated CPUs.
     */
    rcu_read_lock();
    tsk = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns);
    set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpumask_of(smp_processor_id()));
    rcu_read_unlock();
    numa_default_policy();
    pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);
    rcu_read_lock();
    kthreadd_task = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns);
    rcu_read_unlock();
    /*
     * Enable might_sleep() and smp_processor_id() checks.
     * They cannot be enabled earlier because with CONFIG_PREEMPT=y
     * kernel_thread() would trigger might_sleep() splats. With
     * CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y the init task might have scheduled
     * already, but it's stuck on the kthreadd_done completion.
     */
    system_state = SYSTEM_SCHEDULING;
    complete(&kthreadd_done);
}
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在这个rest_init函数中我们只关系两点:

  • pid = kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);

  • pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);

/*
 * Create a kernel thread.
 */
pid_t kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags)
{
    return _do_fork(flags|CLONE_VM|CLONE_UNTRACED, (unsigned long)fn,
        (unsigned long)arg, NULL, NULL, 0);
}
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  很明显这是创建了两个内核线程,而kernel_thread最终会调用do_fork根据参数的不同来创建一个进程或者内核线程。关系do_fork的实现我们在后面会做详细的介绍。当内核线程创建成功后就会调用设置的回调函数。

  当kernel_thread(kernel_init)成功返回后,就会调用kernel_init内核线程,其实这时候1号进程已经产生了。1号进程的执行函数就是kernel_init, 这个函数被定义init/main.c中,接下来看下kernel_init主要做什么事情。

static int __ref kernel_init(void *unused)
{
    int ret;
    kernel_init_freeable();
    /* need to finish all async __init code before freeing the memory */
    async_synchronize_full();
    ftrace_free_init_mem();
    free_initmem();
    mark_readonly();
    /*
     * Kernel mappings are now finalized - update the userspace page-table
     * to finalize PTI.
     */
    pti_finalize();
    system_state = SYSTEM_RUNNING;
    numa_default_policy();
    rcu_end_inkernel_boot();
    if (ramdisk_execute_command) {
        ret = run_init_process(ramdisk_execute_command);
        if (!ret)
            return 0;
        pr_err("Failed to execute %s (error %d)\n",
               ramdisk_execute_command, ret);
    }
    /*
     * We try each of these until one succeeds.
     *
     * The Bourne shell can be used instead of init if we are
     * trying to recover a really broken machine.
     */
    if (execute_command) {
        ret = run_init_process(execute_command);
        if (!ret)
            return 0;
        panic("Requested init %s failed (error %d).",
              execute_command, ret);
    }
    if (!try_to_run_init_process("/sbin/init") ||
        !try_to_run_init_process("/etc/init") ||
        !try_to_run_init_process("/bin/init") ||
        !try_to_run_init_process("/bin/sh"))
        return 0;
    panic("No working init found.  Try passing init= option to kernel. "
          "See Linux Documentation/admin-guide/init.rst for guidance.");
}
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  • kernel_init_freeable函数中就会做各种外设驱动的初始化。

  • 最主要的工作就是通过execve执行/init可以执行文件。它按照配置文件/etc/initab的要求,完成系统启动工作,创建编号为1号、2号...的若干终端注册进程getty。每个getty进程设置其进程组标识号,并监视配置到系统终端的接口线路。当检测到来自终端的连接信号时,getty进程将通过函数execve()执行注册程序login,此时用户就可输入注册名和密码进入登录过程,如果成功,由login程序再通过函数execv()执行shell,该shell进程接收getty进程的pid,取代原来的getty进程。再由shell直接或间接地产生其他进程。

我们通常将init称为1号进程,其实在刚才kernel_init的时候1号线程已经创建成功,也可以理解kernel_init是1号进程的内核态,而我们所熟知的init进程是用户态的,调用execve函数之前属于内核态,调用之后就属于用户态了,执行的代码段与0号进程不在一样。

1号内核线程负责执行内核的部分初始化工作及进行系统配置,并创建若干个用于高速缓存和虚拟主存管理的内核线程。

至此1号进程就完美的创建成功了,而且也成功执行了init可执行文件。  

3.2 init进程

  随后,1号进程调用do_execve运行可执行程序init,并演变成用户态1号进程,即init进程。

  init进程是linux内核启动的第一个用户级进程。init有许多很重要的任务,比如像启动getty(用于用户登录)、实现运行级别、以及处理孤立进程。

  它按照配置文件/etc/initab的要求,完成系统启动工作,创建编号为1号、2号…的若干终端注册进程getty。

  每个getty进程设置其进程组标识号,并监视配置到系统终端的接口线路。当检测到来自终端的连接信号时,getty进程将通过函数do_execve()执行注册程序login,此时用户就可输入注册名和密码进入登录过程,如果成功,由login程序再通过函数execv()执行shell,该shell进程接收getty进程的pid,取代原来的getty进程。再由shell直接或间接地产生其他进程。

  上述过程可描述为:0号进程->1号内核进程->1号用户进程(init进程)->getty进程->shell进程

  注意,上述过程描述中提到:1号内核进程调用执行init函数并演变成1号用户态进程(init进程),这里前者是init是函数,后者是进程。两者容易混淆,区别如下:

  • kernel_init函数在内核态运行,是内核代码

  • init进程是内核启动并运行的第一个用户进程,运行在用户态下。

  • 一号内核进程调用execve()从文件/etc/inittab中加载可执行程序init并执行,这个过程并没有使用调用do_fork(),因此两个进程都是1号进程。

  当内核启动了自己之后(已被装入内存、已经开始运行、已经初始化了所有的设备驱动程序和数据结构等等),通过启动用户级程序init来完成引导进程的内核部分。因此,init总是第一个进程(它的进程号总是1)。

  当init开始运行,它通过执行一些管理任务来结束引导进程,例如检查文件系统、清理/tmp、启动各种服务以及为每个终端和虚拟控制台启动getty,在这些地方用户将登录系统。

システムが完全に起動した後、init はユーザーが終了した各端末に対して getty を再起動します (次のユーザーがログインできるようにするため)。 init は孤立したプロセスも収集します。プロセスが子プロセスを開始し、その子プロセスの前に終了すると、その子プロセスはすぐに init の子プロセスになります。これはさまざまな技術的な理由から重要ですが、プロセス リストやプロセス ツリー図を理解しやすくなるため、知っておくことも有益です。 init のバリエーションはほとんどありません。ほとんどの Linux ディストリビューションは、System V の init 設計に基づいた sysinit (Miguel van Smoorenburg によって作成) を使用します。 UNIX の BSD バージョンには異なる init があります。主な違いはランレベルです。System V にはランレベルがありますが、BSD には (少なくとも伝統的には) ありません。この区別は主要なものではありません。ここでは sysvinit についてのみ説明します。 getty:/etc/inittab ファイルを開始するように init を構成します。

3.3 init プログラム

プロセス 1 は、execve を通じて init プログラムを実行し、ユーザー空間に入り、init プロセスになります。これは init ですか?

カーネルは、以前は init を配置するために一般的に使用されていたいくつかの場所で init を探しますが、(Linux システム上で) init に最も適切な場所は /sbin/init です。カーネルは init が見つからない場合、/bin/sh の実行を試行しますが、それでも失敗する場合は、システムの起動に失敗します。

したがって、init プログラムはユーザーが記述できる処理ですので、init プログラムのソースコードを確認したい場合は、それを参照してください。

##upstartdebian、Ubuntu、その他のシステムで使用される initdaemonsystemdSystemdこれは、Linux システムの最新の初期化システム (init) であり、主な設計目標は、sysvinit 固有の欠点を克服し、システムの起動速度を向上させることです。

  Ubuntu等使用deb包的系统可以通过dpkg -S查看程序所在的包

  CentOS等使用rpm包的系统可以通过rpm -qf查看系统程序所在的包

四、2号进程

2号进程,也是由0号进程创建的。而且2号进程是所有内核线程父进程。

2号进程就是刚才rest_init中创建的另外一个内核线程。kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);

当kernel_thread(kthreadd)返回时,2号进程已经创建成功了。而且会回调kthreadd函数。

int kthreadd(void *unused)
{
    struct task_struct *tsk = current;
    /* Setup a clean context for our children to inherit. */
    set_task_comm(tsk, "kthreadd");
    ignore_signals(tsk);
    set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpu_all_mask);
    set_mems_allowed(node_states[N_MEMORY]);
    current->flags |= PF_NOFREEZE;
    cgroup_init_kthreadd();
    for (;;) {
        set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        if (list_empty(&kthread_create_list))
            schedule();
        __set_current_state(TASK_RUNNING);
        spin_lock(&kthread_create_lock);
        while (!list_empty(&kthread_create_list)) {
            struct kthread_create_info *create;
            create = list_entry(kthread_create_list.next,
                        struct kthread_create_info, list);
            list_del_init(&create->list);
            spin_unlock(&kthread_create_lock);
            create_kthread(create);
            spin_lock(&kthread_create_lock);
        }
        spin_unlock(&kthread_create_lock);
    }
    return 0;
}
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这段代码大概的意思也很简单明显;

    • 设置当前进程的名字为"kthreadd",也就是task_struct的comm字段
    • 然后就是while循环,设置当前的进程的状态是TASK_INTERRUPTIBLE是可以中断的
    • 判断kthread_create_list链表是不是空,如果是空则就调度出去,让出cpu
    • 如果不是空,则从链表中取出一个,然后调用kthread_create去创建一个内核线程。
    • 所以说所有的内核线程的父进程都是2号进程,也就是kthreadd。

五、总结

linux启动的第一个进程是0号进程,是静态创建的,称为idle进程或者swapper进程。

在0号进程启动后会接连创建两个进程,分别是1号进程和2和进程。

1号进程最终会使用execve函数去调用可init可执行文件,init进程最终会去创建所有的应用进程,所以被称为inti进程。

2号进程会在内核中负责创建所有的内核线程,被称为kthreadd进程。

所以说0号进程是1号和2号进程的父进程;1号进程是所有用户态进程的父进程;2号进程是所有内核线程的父进程。

我们通过ps命令就可以详细的观察到这一现象。

root@ubuntu:zhuxl$ ps -eF
UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root          1      0  0 56317  5936   2 Feb16 ?        00:00:04 /sbin/init
root          2      0  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [kthreadd]
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上面很清晰的显示:PID=1的进程是init,PID=2的进程是kthreadd。而他们俩的父进程PPID=0,也就是0号进程。

UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root          4      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/0:0H]
root          6      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [mm_percpu_wq]
root          7      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:10 [ksoftirqd/0]
root          8      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:02:11 [rcu_sched]
root          9      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [rcu_bh]
root         10      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [migration/0]
root         11      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/0]
root         12      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/0]
root         13      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/1]
root         14      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/1]
root         15      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [migration/1]
root         16      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:11 [ksoftirqd/1]
root         18      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/1:0H]
root         19      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/2]
root         20      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/2]
root         21      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [migration/2]
root         22      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:11 [ksoftirqd/2]
root         24      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/2:0H]
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再来看下,所有内核线性的PPI=2, 也就是所有内核线性的父进程都是kthreadd进程。

UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root        362      1  0 21574  6136   2 Feb16 ?        00:00:03 /lib/systemd/systemd-journald
root        375      1  0 11906  2760   3 Feb16 ?        00:00:01 /lib/systemd/systemd-udevd
systemd+    417      1  0 17807  2116   3 Feb16 ?        00:00:02 /lib/systemd/systemd-resolved
systemd+    420      1  0 35997   788   3 Feb16 ?        00:00:00 /lib/systemd/systemd-timesyncd
root        487      1  0 43072  6060   0 Feb16 ?        00:00:00 /usr/bin/python3 /usr/bin/networkd-dispatcher --run-startup-triggers
root        489      1  0  8268  2036   2 Feb16 ?        00:00:00 /usr/sbin/cron -f
root        490      1  0  1138   548   0 Feb16 ?        00:00:01 /usr/sbin/acpid
root        491      1  0 106816 3284   1 Feb16 ?        00:00:00 /usr/sbin/ModemManager
root        506      1  0 27628  2132   2 Feb16 ?        00:00:01 /usr/sbin/irqbalance --foreground
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所有用户态的进程的父进程PPID=1,也就是1号进程都是他们的父进程。

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