本篇是《Linux内核学习笔记》系列的第一篇。
进程是处于执行期的程序及其相关的资源的总称，它的另一个名字叫任务（task）。在现代Linux系统中，一个进程可包含多个线程，它是在进程中活动的对象，每个线程都有独立的PC、栈和PSW。
注意，Linux中内核调度的对象是线程！
1. 进程描述符
1.1. 进程描述符的表示和存放
进程描述符task_struct完整地描述了进程的所有信息，它由slab分配器分配产生，并存放在叫任务队列（task list）的双向循环链表中。
在Linux 2.6中，x86体系下，进程内核栈的尾端会分配一个thread_info结构，其中包含着该进程描述符的指针。该结构的好处在于：
task_struct结构是动态生成的，无法直接放在内核栈尾端，所以thread_info某种程度上算是一层wrapper；- 由于
thread_info和内核栈相对位置固定，所以很容易使用优化的汇编代码，通过前者的指针来定位后者，反之亦然。
然而在Linux 5.15中，task_struct和thread_info的包含关系反过来了，内核栈的指针也包含在了进程描述符中。
在ARM、MIPS等体系中， thread_info 中仍包含着进程描述符的指针，而x86体系的thread_info可以说是改得亲妈都不认识（划去
不过它的地址和包含它的进程描述符的地址是相同的，这是宏current_thread_info()的要求。这非常棒，因为不需要通过thread_info的成员指针就能访问进程描述符了。当然，由于访问进程描述符是很重要的操作，不缺寄存器的体系结构（像PowerPC）会直接把当前进程描述符的地址存到一个寄存器里。
这里给出宏current_thread_info()的实现，它在形式上是统一的，返回一个thread_info结构：
// In include/linux/thread_info.h
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
/*
* For CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK kernels we need <asm/current.h> for the
* definition of current, but for !CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK kernels,
* including <asm/current.h> can cause a circular dependency on some platforms.
*/
#include <asm/current.h>
#define current_thread_info() ((struct thread_info *)current)
#endif但current宏可以有很大不同。以x86为例，它通过如下方式返回进程描述符结构指针：
// In arch/x86/include/asm/current.h
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()1.2. 进程状态、上下文和家族树
从上面x86进程描述符的部分截图中我们可以看到__state域，它表示进程的当前状态，对应于进程五态模型。Linux 2.6中可以通过set_task_state设定状态，但我在Linux 5.13中没找到该函数。
在进程执行系统调用后，内核代为用户进程执行，此时current宏是有效的，可以通过它获取当前进程描述符的各种信息，包括状态、父进程、子进程列表，等等。（顺道一提，Linux完成了对链表结构及其操作的封装，在include/linux/list.h中）
Linux系统中的进程间有明显的继承关系，而这棵继承关系树的树根是init进程，由init_task静态分配其描述符。
2. 进程的创建
Unix和Linux采用fork和exec进行进程的创建，而不是用一个单独的spawn函数。
2.1. 写时拷贝技术
传统fork时简单地将进程所有的资源复制给新的进程，这么做简单但是效率低下，特别是如果刚产生的新进程马上就要通过exec改头换面，那前面做的所有拷贝工作就前功尽弃了。
写时拷贝技术（copy-on-write）允许父子进程在读数据时共享一个拷贝，直到需要写时才以页为单位进行资源的复制。这样，fork后接exec就避免了资源的无用拷贝。
vfork则不拷贝父进程的页表项，而是利用父进程的资源运行，此时父进程被阻塞。直到子进程退出或执行exec，父进程才恢复就绪态。不过fork已经具备写时拷贝技术，所以vfork实际上没有太大意义。
2.2. fork的实现
fork、vfork、clone等都通过调用kernel_clone以完成任务，只是传入的参数不同。kernel_clone会在一些必要的检查后调用copy_process，它完成（但不止于）如下工作：
- 调用
dup_task_struct复制进程描述符，包括其中的thread_info和内核栈； - 对返回的进程描述符作修改，从而将父子进程区分开来；
- 调用
alloc_pid为新进程分配有效PID； - 解析来自
kernel_clone的参数，进行一些设置； - 进行一些扫尾工作后，返回指向子进程描述符的指针。
copy_process成功返回后，kernel_clone进行最后的设置，并通过wake_up_new_task唤醒子进程。
3. 线程的实现
3.1. 创建线程
Linux的线程在内核中就和进程一一对应。即如前文所述，thread_info和task_struct是一一对应的。
Linux就像创建进程一样创建线程，只是在传入kernel_clone的参数中指定需要共享某些资源。
例如，要通过clone来创建线程，clone会以如下的方式向kernel_clone传入参数（这里只是实例化了一组可能的参数）：
// Changed from kernel/fork.c
struct kernel_clone_args args = {
.flags = (CLONE_VM | CLONE_VS | CLONE_FILES) & ~CSIGNAL,
.exit_signal = CLONE_SIGHAND & CSIGNAL,
...
};
return kernel_clone(&args);而以下是fork的实现方式，和上面在形式上非常相似：
// In kernel/fork.c
struct kernel_clone_args args = {
.exit_signal = SIGCHLD,
};
return kernel_clone(&args);所以某种意义上，fork算是clone的一个特例。
3.2. 内核线程
内核需要在后台完成一些操作，这些操作由内核线程完成。由于它们没有独立的地址空间，所以只能在内核空间运行（换言之彼此之间缺乏隔离保护！），不能切换到用户空间。除此之外，它们和普通进程一样，可以被调度或抢占。
内核线程会在后续的内容中进一步讨论。
4. 进程的终结
4.1. 每个进程最后执行的代码
进程可能因为主动调用exit而终结（注意，从main函数返回也算主动调用exit），也可能因为无法处理和忽略的信号或异常而被动调用exit。进程最终的归宿是回到内核，调用do_exit，随后去往进程天国。
在do_exit中，内核会做很多处理，其中包括调用很多释放资源的函数，例如exit_sem、exit_files、exit_mm，等等，这也是内核的兜底机制：我们的代码结束时可以不释放已申请内存空间、可以不关闭已打开的文件、可以不释放信号量，而不用担心之后会对操作系统留下什么负面影响。
在释放资源后，该进程通过exit_notify向父进程发送信号，并为子进程重新寻找养父，随后进入僵死状态。此时该进程已经不能再被调度，它最终执行do_task_dead函数，后者调用调度器的主函数__schedule，从此一去不复返。
4.2. 删除进程描述符
现在被终结的进程还剩下一个进程描述符，它并不会在do_exit中立即被释放掉，因为这样系统在子进程终结后仍能获取一些信息。父进程在得知子进程终结的消息后，或父进程通知内核它不关注这些消息后，系统才会真正释放进程描述符。
