Linux進程描述符如下

進程描述符都是task_struct類型結構，它的域包含了與一個進程相關的所有信息。

進程狀態

運行狀態

暫停狀態

可中斷的等待狀態：進程被掛起（睡眠），直到一些條件變為真。

不可中斷的等待狀態：這種情況用的很少，當進程打開一個設備文件時，其相應的設備驅動程序開始探測相應的硬件設備時會用到這個狀態。

僵死狀態：進程執行被終止，但是，父進程還沒發布wait（）類系統調用以返回死進程有關的信息，父進程在發布wait（）調用前，不能丟棄死進程的描述符的數據，因為父進程可能還要使用。

標識一個進程

目前，pthread庫已合并到標準的C庫中，并吸收了輕量級進程的優點。

其中，任何類Unix操作系統允許用戶使用一個叫做進程標識符PID的數來標識進程。PID是32位無符號整數，存放在進程描述符的pid域中。PID被順序編號（最大為32767）。

任務數組：內核在它自己的地址空間保存了一個全局靜態數組task，數組中的元素就是進程描述符指針。

因為進程是動態實體，因此其被存放在動態內存中，而不是存放在永久性分配給內核的內存區。

進程描述符和進程內核態堆棧的存放：

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esp寄存器是CPU棧寄存器，用來存放棧頂的地址。Intel系統中，棧起始于末端，并朝這個內存區開始的方向增長。從用戶態切換到內核態以后，進程的內核態堆棧的內核態堆?？偸强盏模虼?，esp寄存器直接指向這個內存區的頂端。

每個進程都擁有獨立的內核棧和機器上下文，資源描述符，當用戶態進程進入內核態執行內核代碼時，需要保存運行時刻的棧與機器上下文。

進程鏈表

一個雙向循環鏈表把所有進程聯系起來：

當然如果掃描所有進程找出可運行的進程是非常低效的，所以可以專門設一個可運行進程鏈表。當然還有空閑鏈表。

PIDhash表

為了方便kill()函數利用PID號殺死進程，產生了PIDhash表，表項即為進程描述符，當進程描述符沖突時（因為將進程描述符加入表時是通過散列函數分配的 NR_TASKS/4），Linux利用鏈接表來處理沖突的PID號。

進程切換

為了控制進程的執行，內核必須有能力掛起正在CPU上運行的進程，并恢復以前掛起的某個進程的執行。

硬件上下文

因所有進程共享CPU寄存器，所以進程切換時需要將硬件上下文部分存放在TSS段（任務狀態段），而剩余部分保存在內核態堆棧。

進程切換只發生在內核態。在進程切換執行之前，用戶態下的進程使用的所有寄存器的內容都已被保存，這也包括指定用戶態堆棧指針地址的ss和esp寄存器的內容。

?每個進程包含有它自己最小長度為104字節的TSS段。操作系統還需要額外的字節來存放硬件不能自動保存的寄存器以及I/O的訪問權位圖。需要這種位圖是因為ioperm()及iopl()系統調用可以允許用戶態進程直接訪問特殊的I/O端口。尤其是，如果把eflag寄存器的IOPL域設置為3，就允許用戶態的進程訪問權位圖位為0的任何一個I/O端口。

GDT中存放著TSSD選擇符指向TSS，但這樣通過GDT查找很麻煩，所以在tr寄存器中包含了當前正在CPU上運行的TSSD選擇符和兩個非編程域Base域和Limit域。

內核線程
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在Linux中，內核線程在以下幾個方面不同于普通進程：

每個內核線程執行一個單獨指定的內核函數，而普通進程只有通過系統調用執行內核函數。

內核線程只允許在內核態，而普通進程既可以運行在內核態，也可以運行在用戶態。

因為內核線程只運行在內核態，它們只使用大于PAGE_OFFSET的線性地址空間。另一方面，不管是在用戶態還是內核態，普通進程可以使用4GB的線性地址空間。

進程0

所有進程的祖先叫做進程0，或因為歷史原因叫做swapper進程，它在Linux內核初始化階段從無到有創建一個內核線程/進程。

進程0創建內核線程執行init()函數初始化四個必要的線程（處理內存高速緩存及交換活動），init()調用execve()系統調用裝入可執行程序init。因此init內核線程變成一個普通進程，它擁有自己的內核數據結構，且從不終止，因為它創建和監控OS外層的所有所有進程活動。

當撤銷進程時，由終止進程創建的所有進程都成為init的子進程。避免孤兒進程的出現。



審核編輯：劉清