Linux 시스템에서 프로세스는 우리에게 매우 친숙한 개념입니다. 하루만 코딩해 본 사람도 사용해 본 적이 있습니다. 하지만 당신은 그것을 충분히 잘 알고 있습니까? 오늘은 프로세스가 어떻게 생성되는지 심층적으로 살펴봄으로써 프로세스에 대한 이해를 높이는 데 도움을 드리겠습니다.
이 글에서는 프로세스 데이터 구조 task_struct에 대한 이해를 돕기 위해 Nginx를 예시로 작업자 프로세스를 생성한 후 포크의 실행 과정을 보여드리겠습니다.
이 기사를 공부한 후에는 프로세스 주소 공간, 현재 디렉터리, 부모-자식 프로세스 관계, 프로세스에서 열린 파일 fd 테이블, 프로세스 네임스페이스 등 프로세스의 핵심 요소를 심층적으로 이해하게 될 것입니다. 또한 사용된 PID 번호를 저장할 때 커널이 메모리 사용을 최적화하는 방법도 알아봅니다. 오늘의 분해를 시작하겠습니다!
Linux 프로세스 생성에서 핵심은 포크 시스템 호출입니다. 하지만 서둘러 소개하지는 않겠습니다. 다중 프로세스 서비스의 전형적인 예인 Nginx를 살펴보고 Nginx가 어떻게 포크를 사용하여 작업자를 생성하는지 살펴보겠습니다.
Nginx 서비스는 다중 프로세스 접근 방식을 사용하여 작업이 시작되면 사용자 요청에 응답하고 처리하기 위해 여러 작업자 프로세스를 생성합니다. 작업자 하위 프로세스를 생성하기 위한 소스 코드는 nginx 소스 코드의 src/os/unix/ngx_process_cycle.c 파일에 있습니다. 루프에서 ngx_spawn_process를 호출하여 n개의 작업자를 만듭니다.
으아아아특정 프로세스 생성을 담당하는 ngx_spawn_process 함수를 살펴보겠습니다.
으아아아ngx_spawn_process에서 포크를 호출하여 프로세스를 생성하면 작업자 프로세스가 자체 입력 기능에 들어가 작업을 시작합니다.
프로세스 생성을 자세히 이해하기 전에 프로세스의 데이터 구조를 살펴보겠습니다.
Linux에서 task_struct는 Linux 프로세스를 구현하는 데 사용됩니다(실제로 Linux 스레드는 task_struct로도 표현되며 이에 대해서는 나중에 별도의 기사에서 논의하겠습니다).
include/linux/sched.h에 위치한 task_struct의 구체적인 정의를 살펴보겠습니다
으아아아프로세스 스레드는 상태를 저장하며 해당 상태는 상태 필드에 저장됩니다. 일반적인 상태 중 TASK_RUNNING은 프로세스 스레드가 준비 상태이거나 실행 중임을 나타냅니다. TASK_INTERRUPTIBLE은 프로세스 스레드가 차단 상태에 진입했음을 나타냅니다.
작업(프로세스 또는 스레드)이 처음 생성되면 TASK_RUNNING 준비 상태이며 스케줄러의 예약을 기다리고 있습니다. 스케줄러가 일정을 실행한 후 작업은 CPU를 가져와 실행을 시작합니다. 소켓에서 읽기 데이터를 차단하는 등의 이벤트를 기다려야 하지만 데이터가 아직 도착하지 않은 경우 작업은 TASK_INTERRUPTIBLE 또는 TASK_UNINTERRUPTIBLE 상태로 들어가고 작업이 차단됩니다.
예를 들어 대기 이벤트가 도착하면 소켓의 데이터가 도착합니다. 데이터를 받은 후 커널은 소켓에서 차단된 대기 작업의 대기열을 확인한 다음 깨우고 작업이 TASK_RUNNING 준비 상태로 다시 들어가도록 합니다. 작업은 종료될 때까지 이러한 방식으로 다양한 상태를 반복합니다.
작업(프로세스 또는 스레드)의 대략적인 상태 흐름도는 다음과 같습니다.
모든 상태 값은 include/linux/sched.h에 정의되어 있습니다.
으아아아모든 프로세스에는 프로세스 ID라는 개념이 있다는 것을 알고 있습니다. task_struct에는 pid와 tgid라는 두 개의 관련 필드가 있습니다.
으아아아여기서 pid는 Linux에서 각 프로세스를 식별하기 위해 할당한 고유 번호로, 프로세스 ID 번호 또는 줄여서 PID라고 합니다. 스레드를 생성하지 않는(메인 스레드 하나만 포함) 프로세스의 경우 이 pid는 프로세스의 PID이며 tgid와 pid는 동일합니다.
在 Linux 下所有的进程都是通过一棵树来管理的。在操作系统启动的时候，会创建 init 进程，接下来所有的进程都是由这个进程直接或者间接创建的的。通过 pstree 命令可以查看你当前服务器上的进程树信息。
init-+-atd
|-cron
|-db2fmcd
|-db2syscr-+-db2fmp---4*[{db2fmp}]
| |-db2fmp---3*[{db2fmp}]
| |-db2sysc---13*[{db2sysc}]
| |-3*[db2syscr]
| |-db2vend
| `-{db2syscr}
|-dbus-daemon
那么，这棵进程树就是由 task_struct 下的 parent、children、sibling 等字段来表示的。这几个字段将系统中的所有 task 串成了一棵树。
在 task_struct 中有几个字段是表示进程优先级的，在进程调度的时候会根据这几个字段来决定优先让哪个任务（进程或线程）开始执行。
对于用户进程来讲，内存描述符 mm_struct( mm 代表的是 memory descriptor)是非常核心的数据结构。整个进程的虚拟地址空间部分都是由它来表示的。
进程在运行的时候，在用户态其所需要的代码，全局变量数据，以及 mmap 内存映射等全部都是通过 mm_struct 来进行内存查找和寻址的。这个数据结构的定义位于 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 分别指向代码段的开始与结尾、start_data 和 end_data 共同决定数据段的区域、start_brk 和 brk 中间是堆内存的位置、start_stack 是用户态堆栈的起始地址。整个 mm_struct 和地址空间、页表、物理内存的关系如下图。
在内核内存区域，可以通过直接计算得出物理内存地址，并不需要复杂的页表计算。而且最重要的是所有内核进程、以及用户进程的内核态，这部分内存都是共享的。
另外要注意的是，mm（mm_struct）表示的是虚拟地址空间。而对于内核线程来说，是没有用户态的虚拟地址空间的。所以内核线程的 mm 的值是 null。
进程的文件位置等信息是由 fs_struct 来描述的，它的定义位于 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;
};
通过以上代码可以看出，在 fs_struct 中包含了两个 path 对象，而每个 path 中都指向了一个 struct dentry。在 Linux 内核中，denty 结构是对一个目录项的描述。
拿 pwd 来举例，该指针指向的是进程当前目录所处的 denty 目录项。假如我们在 shell 进程中执行 pwd，或者用户进程查找当前目录下的配置文件的时候，都是通过访问 pwd 这个对象，进而找到当前目录的 denty 的。
每个进程用一个 files_struct 结构来记录文件描述符的使用情况， 这个 files_struct 结构称为用户打开文件表。它的定义位于 include/linux/fdtable.h。
“
注意：飞哥用的内核源码一直是 3.10.0, 所以本文也不例外。不同版本的源码这里稍微可能有些出入。
”
//file:include/linux/fdtable.h
struct files_struct {
......
//下一个要分配的文件句柄号
int next_fd;
//fdtable
struct fdtable __rcu *fdt;
}
struct fdtable {
//当前的文件数组
struct file __rcu **fd;
......
};
在 files_struct 中，最重要的是在 fdtable 中包含的 file **fd 这个数组。这个数组的下标就是文件描述符，其中 0、1、2 三个描述符总是默认分配给标准输入、标准输出和标准错误。这就是你在 shell 命令中经常看到的 2>&1 的由来。这几个字符的含义就是把标准错误也一并打到标准输出中来。
在数组元素中记录了当前进程打开的每一个文件的指针。这个文件是 Linux 中抽象的文件，可能是真的磁盘上的文件，也可能是一个 socket。
在 Linux 中，namespace 是用来隔离内核资源的方式。通过 namespace 可以让一些进程只能看到与自己相关的一部分资源，而另外一些进程也只能看到与它们自己相关的资源，这两拨进程根本就感觉不到对方的存在。
具体的实现方式是把一个或多个进程的相关资源指定在同一个 namespace 中，而进程究竟是属于哪个 namespace，都是在 task_struct 中由 *nsproxy 指针表明了这个归属关系。
//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;
};
命名空间包括PID命名空间、挂载点命名空间、网络命名空间等多个。飞哥在咱们「开发内功修炼」前面的一篇文章《动手实验+源码分析，彻底弄懂Linux网络命名空间》这一文中详细介绍过网络命名空间，感兴趣的同学可以详细阅读。
前面我们看了 Nginx 使用 fork 来创建 worker 进程，也了解了进程的数据结构 task_struct ，我们再来看看 fork 系统调用的内部逻辑。
这个 fork 在内核中是以一个系统调用来实现的，它的内核入口是在 kernel/fork.c 下。
//file:kernel/fork.c
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
}
这里注意下调用 do_fork 时传入的第一个参数，这个参数是一个 flag 选项。它可以传入的值包括 CLONE_VM、CLONE_FS 和 CLONE_FILES 等等很多，但是这里只传了一个 SIGCHLD（子进程在终止后发送 SIGCHLD 信号通知父进程），并没有传 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 的实现中，核心是一个 copy_process 函数，它以拷贝父进程的方式来生成一个新的 task_struct 出来。
//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)
{
//复制一个 task_struct 出来
struct task_struct *p;
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace);
//子任务加入到就绪队列中去，等待调度器调度
wake_up_new_task(p);
...
}
在创建完毕后，调用 wake_up_new_task 将新创建的任务添加到就绪队列中，等待调度器调度执行。
copy_process 的代码很长，我对其进行了一定程度的精简，参加下面的代码。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *copy_process(...)
{
//3.1 复制进程 task_struct 结构体
struct task_struct *p;
p = dup_task_struct(current);
...
//3.2 拷贝 files_struct
retval = copy_files(clone_flags, p);
//3.3 拷贝 fs_struct
retval = copy_fs(clone_flags, p);
//3.4 拷贝 mm_struct
retval = copy_mm(clone_flags, p);
//3.5 拷贝进程的命名空间 nsproxy
retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
//3.6 申请 pid && 设置进程号
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;
......
}
可见，copy_process 先是复制了一个新的 task_struct 出来，然后调用 copy_xxx 系列的函数对 task_struct 中的各种核心对象进行拷贝处理，还申请了 pid。接下来我们分小节来查看该函数的每一个细节。
注意一下，上面调用 dup_task_struct 时传入的参数是 current，它表示的是当前进程。在 dup_task_struct 里，会申请一个新的 task_struct 内核对象，然后将当前进程复制给它。需要注意的是，这次拷贝只会拷贝 task_struct 结构体本身，它内部包含的 mm_struct 等成员只是复制了指针，仍然指向和 current 相同的对象。
我们来简单看下具体的代码。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
//申请 task_struct 内核对象
tsk = alloc_task_struct_node(node);
//复制 task_struct
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
...
}
其中 alloc_task_struct_node 用于在 slab 内核内存管理区中申请一块内存出来。关于 slab 机制请参考- 内核内存管理
//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);
}
申请完内存后，调用 arch_dup_task_struct 进行内存拷贝。
//file:kernel/fork.c
int arch_dup_task_struct(struct task_struct *dst,
struct task_struct *src)
{
*dst = *src;
return 0;
}
由于进程之间都是独立的，所以创建出来的新进程需要拷贝一份独立的 files 成员出来。
我们看 copy_files 是如何申请和拷贝 files 成员的。
//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;
...
}
看上面代码中判断了是否有 CLONE_FILES 标记，如果有的话就不执行 dup_fd 函数了，增加个引用计数就返回了。前面我们说了，do_fork 被调用时并没有传这个标记。所以还是会执行到 dup_fd 函数：
//file:fs/file.c
struct files_struct *dup_fd(struct files_struct *oldf, ...)
{
//为新 files_struct 申请内存
struct files_struct *newf;
newf = kmem_cache_alloc(files_cachep, GFP_KERNEL);
//初始化 & 拷贝
new_fdt->max_fds = NR_OPEN_DEFAULT;
...
}
这个函数就是到内核中申请一块内存出来，保存 files_struct 使用。然后对新的 files_struct 进行各种初始化和拷贝。至此，新进程有了自己独立的 files 成员了。
同样，新进程也需要一份独立的文件系统信息 – fs_struct 成员的。
我们来看 copy_fs 是如何申请和初始化 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;
}
在创建进程的时候，没有传递 CLONE_FS 这个标志，所会进入到 copy_fs_struct 函数中申请新的 fs_struct 并进行赋值。
//file:fs/fs_struct.c
struct fs_struct *copy_fs_struct(struct fs_struct *old)
{
//申请内存
struct fs_struct *fs = kmem_cache_alloc(fs_cachep, GFP_KERNEL);
//赋值
fs->users = 1;
fs->root = old->root;
fs->pwd = old->pwd;
...
return fs;
}
前面我们说过，对于进程来讲，地址空间是一个非常重要的数据结构。而且进程之间地址空间也必须是要隔离的，所以还会新建一个地址空间。
创建地址空间的操作是在 copy_mm 中执行的。
//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 被调用时也没有传 CLONE_VM，所以会调用 dup_mm 申请一个新的地址空间出来。
//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，通过 allocate_mm 申请了新的 mm_struct，而且还将当前进程地址空间 current->mm 拷贝到新的 mm_struct 对象里了。
地址空间是进程线程最核心的东西，每个进程都有独立的地址空间
在创建进程或线程的时候，还可以让内核帮我们创建独立的命名空间。在默认情况下，创建进程没有指定命名空间相关的标记，因此也不会创建。新旧进程仍然复用同一套命名空间对象。
3.6 申请pid
接下来 copy_process 还会进入 alloc_pid 来为当前任务申请 PID。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *copy_process(...)
{
...
//申请pid
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
//赋值
p->pid = pid_nr(pid);
p->tgid = p->pid;
...
}
注意下，在调用 alloc_pid 的时候，其参数传递的是新进程的 pid namespace。我们来深看一下 alloc_pid 的执行逻辑。
//file:kernel/pid.c
struct pid *alloc_pid(struct pid_namespace *ns)
{
//申请 pid 内核对象
pid = kmem_cache_alloc(ns->pid_cachep, GFP_KERNEL);
if (!pid)
goto out;
//调用到alloc_pidmap来分配一个空闲的pid编号
//注意，在每一个命令空间中都需要分配进程号
tmp = ns;
pid->level = ns->level;
for (i = ns->level; i >= 0; i--) {
nr = alloc_pidmap(tmp);
pid->numbers[i].nr = nr;
...
}
...
return pid
}
这里的 PID 并不是一个整数，而是一个结构体，所以先试用 kmem_cache_alloc 把它申请出来。接下来调用 alloc_pidmap 到 pid 命名空间中申请一个 pid 号出来，申请完后赋值记录。
回顾我们开篇提到的一个问题：操作系统是如何记录使用过的进程号的？在 Linux 内部，为了节约内存，进程号是通过 bitmap 来管理的。
在每一个 pid 命名空间内部，会有一个或者多个页面来作为 bitmap。其中每一个 bit 位（注意是 bit 位，不是字节）的 0 或者 1 的状态来表示当前序号的 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 的方式来遍历整个 bitmap，找到合适的未使用的 bit，将其设置为已使用，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];
}
在各种语言中，一般一个 int 都是 4 个字节，换算成 bit 就是 32 bit。而使用这种 bitmap 的思想的话，只需要一个 bit 就可以表示一个整数，相当的节约内存。所以，在很多超大规模数据处理中都会用到这种思想来进行优化内存占用的。
当 copy_process 执行完毕的时候，表示新进程的一个新的 task_struct 对象就创建出来了。接下来内核会调用 wake_up_new_task 将这个新创建出来的子进程添加到就绪队列中等待调度。
//file:kernel/fork.c
long do_fork(...)
{
//复制一个 task_struct 出来
struct task_struct *p;
p = copy_process(clone_flags, stack_start, ...);
//子任务加入到就绪队列中去，等待调度器调度
wake_up_new_task(p);
...
}
等操作系统真正调度开始的时候，子进程中的代码就可以真正开始执行了。
在这篇文章中，我用 Nginx 创建 worker 进程的例子作为引入，然后带大家了解一些进程的数据结构 task_struct，最后又带大家看一下 fork 执行的过程。
在 fork 创建进程的时候，地址空间 mm_struct、挂载点 fs_struct、打开文件列表 files_struct 都要是独立拥有的，所以都去申请内存并初始化了它们。但由于今天我们的例子父子进程是同一个命名空间，所以 nsproxy 还仍然是共用的。
其中 mm_struct 是一个非常核心的数据结构，用户进程的虚拟地址空间就是用它来表示的。对于内核线程来讲，不需要虚拟地址空间，所以 mm 成员的值为 null。
另外还学到了内核是用 bitmap 来管理使用和为使用的 pid 号的，这样做的好处是极大地节约了内存开销。而且由于数据存储的足够紧凑，遍历起来也是非常的快。一方面原因是数据小，加载起来快。另外一方面是会加大提高 CPU 缓存的命中率，访问非常快。
今天的进程创建过程就学习完了。不过细心的同学可能发现了，我们这里只介绍了子进程的调用。但是对于 Nginx 主进程如何加载起来执行的还没有讲到。我们将来还会展开叙述，敬请期待！
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