Linux进程通过一个task_struct结构体描述，在linux/sched.h中定义，通过理解该结构，可更清楚的理解linux进程模型。
包含进程所有信息的task_struct数据结构是比较庞大的，但是该数据结构本身并不复杂，我们将它的所有域按其功能可做如下划分：<?xml:namespace prefix = o ns = "urn:schemas-microsoft-com:office:office" />
· 进程状态（State）
· 进程调度信息（Scheduling Information）
· 各种标识符（Identifiers）
· 进程通信有关信息（IPC：Inter_Process Communication）
· 时间和定时器信息（Times and Timers）
· 进程链接信息（Links）
· 文件系统信息（File System）
· 虚拟内存信息（Virtual Memory）
· 页面管理信息（page）
· 对称多处理器（SMP）信息
· 和处理器相关的环境（上下文）信息（Processor Specific Context）
· 其它信息
task_struct结构描述分析（选自操作系统作业）
1 进程状态（State）
进程执行时，它会根据具体情况改变状态。进程状态是调度和对换的依据。Linux中的进程主要有如下状态，如表3.1所示。
表3.1 Linux进程的状态
| 内核表示 | 含义 |
| TASK_RUNNING | 可运行 |
| TASK_INTERRUPTIBLE | 可中断的等待状态 |
| TASK_UNINTERRUPTIBLE | 不可中断的等待状态 |
| TASK_ZOMBIE | 僵死 |
| TASK_STOPPED | 暂停 |
| TASK_SWAPPING | 换入/换出 |
· 可运行状态：处于这种状态的进程，要么正在运行、要么正准备运行。正在运行的进程就是当前进程（由current所指向的进程），而准备运行的进程只要得到CPU就可以立即投入运行，CPU是这些进程唯一等待的系统资源。
· 等待状态：处于该状态的进程正在等待某个事件（event）或某个资源，它肯定位于系统中的某个等待队列（wait_queue）中。
· 暂停状态：此时的进程暂时停止运行来接受某种特殊处理。通常当进程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或 SIGTTOU信号后就处于这种状态。例如，正接受调试的进程就处于这种状态。
· 僵死状态：进程虽然已经终止，但由于某种原因，父进程还没有执行wait()系统调用，终止进程的信息也还没有回收。顾名思义，处于该状态的进程就是死进程，这种进程实际上是系统中的垃圾，必须进行相应处理以释放其占用的资源。
2 进程调度信息
调度程序利用这部分信息决定系统中哪个进程最应该运行，并结合进程的状态信息保证系统运转的公平和高效。这一部分信息通常包括进程的类别（普通进程还是实时进程）、进程的优先级等。表3.2描述了跟进程调度有关的字段，表3.3说明了几种常用的进程调度算法及这些算法的使用范围，如先来先服务主要用于实时进程的调度。
表3.2 进程调度信息
| 域名 | 含义 |
| need_resched | 调度标志 |
| Nice | 静态优先级 |
| Counter | 动态优先级 |
| Policy | 调度策略 |
| rt_priority | 实时优先级 |
表3.3 进程调度的策略
| 名称 | 解释 | 适用范围 |
| SCHED_OTHER | 其他调度 | 普通进程 |
| SCHED_FIFO | 先来先服务调度 | 实时进程 |
| SCHED_RR | 时间片轮转调度 |
只有root用户能通过sched_setscheduler（）系统调用来改变调度策略。
3 标识符（Identifiers）
每个进程有进程标识符、用户标识符、组标识符，如表3.4所示。
不管对内核还是普通用户来说，怎么用一种简单的方式识别不同的进程呢？这就引入了进程标识符（PID：process identifier），每个进程都有一个唯一的标识符，内核通过这个标识符来识别不同的进程，同时，进程标识符PID也是内核提供给用户程序的接口，用户程序通过PID对进程发号施令。PID是32位的无符号整数，它被顺序编号：新创建进程的PID通常是前一个进程的PID加1。然而，为了与16位硬件平台的传统Linux系统保持兼容，在Linux上允许的最大PID号是32767，当内核在系统中创建第32768个进程时，就必须重新开始使用已闲置的PID号。
表3.4 各种标识符
| 域名 | 含义 |
| Pid | 进程标识符 |
| Uid、gid | 用户标识符、组标识符 |
| Euid、egid | 有效用户标识符、有效组标识符 |
| Suid、sgid | 备份用户标识符、备份组标识符 |
| Fsuid、fsgid | 文件系统用户标识符、文件系统组标识符 |
4 进程通信有关信息（IPC：Inter_Process Communication）
为了使进程能在同一项任务上协调工作，进程之间必须能进行通信即交流数据。
Linux支持多种不同形式的通信机制。它支持典型的Unix 通信机制（IPC Mechanisms）：信号（Signals）、管道（Pipes），也支持System V 通信机制：共享内存（Shared Memory）、信号量和消息队列（Message Queues）,如表3.5。
表3.5 进程通信有关信息
| 域名 | 含义 |
| Spinlock_t sigmask_lock | 信号掩码的自旋锁 |
| Long blocked | 信号掩码 |
| Struct signal *sig | 信号处理函数 |
| Struct sem_undo *semundo | 为避免死锁而在信号量上设置的取消操作 |
| Struct sem_queue *semsleeping | 与信号量操作相关的等待队列 |
5 进程链接信息（Links）
程序创建的进程具有父/子关系。因为一个进程能创建几个子进程，而子进程之间有兄弟关系，在task_struct结构中有几个域来表示这种关系。
在Linux系统中，除了初始化进程init，其他进程都有一个父进程（parent process）或称为双亲进程。可以通过fork（）或clone()系统调用来创建子进程，除了进程标识符（PID）等必要的信息外，子进程的task_struct结构中的绝大部分的信息都是从父进程中拷贝，或说“克隆”过来的。系统有必要记录这种“亲属”关系，使进程之间的协作更加方便，例如父进程给子进程发送杀死（kill）信号、父子进程通信等，就可以用这种关系很方便地实现。
每个进程的task_struct结构有许多指针，通过这些指针，系统中所有进程的task_struct结构就构成了一棵进程树，这棵进程树的根就是初始化进程init的task_struct结构（init进程是Linux内核建立起来后人为创建的一个进程，是所有进程的祖先进程）。表3.6是进程所有的链接信息。
表3.6 进程链接信息
| 名称 | 解释 [指向哪个进程] |
| p_opptr | 祖先 |
| p_pptr | 父进程 |
| p_cptr | 子进程 |
| p_ysptr | 弟进程 |
| p_osptr | 兄进程 |
| Pidhash_next、 Pidhash_pprev | 进程在哈希表中的链接 |
| Next_task、 prev_task | 进程在双向循环链表中的链接 |
| Run_list | 运行队列的链表 |
6 时间和定时器信息（Times and Timers）
一个进程从创建到终止叫做该进程的生存期（lifetime）。进程在其生存期内使用CPU的时间，内核都要进行记录，以便进行统计、计费等有关操作。进程耗费CPU的时间由两部分组成：一是在用户模式（或称为用户态）下耗费的时间、一是在系统模式（或称为系统态）下耗费的时间。每个时钟滴答，也就是每个时钟中断，内核都要更新当前进程耗费CPU的时间信息。
表3.7是和时间有关的域，上面所说的counter是指进程剩余的CPU时间片，也和时间有关，所以这里我们再次提及它。表3.8是进程的所有定时器。
表3.7与时间有关的域
| 域名 | 含义 |
| Start_time | 进程创建时间 |
| Per_cpu_utime | 进程在某个CPU上运行时在用户态下耗费的时间 |
| Per_cpu_stime | 进程在某个CPU上运行时在系统态下耗费的时间 |
| Counter | 进程剩余的时间片 |
表3.8 进程的所有定时器
| 定时器类型 | 解释 | 什么时候更新 | 用来表示此种定时器的域 |
| ITIMER_REAL | 实时定时器 | 实时更新，即不论该进程是否运行 | it_real_value |
| it_real_incr | |||
| real_timer | |||
| ITIMER_VIRTUAL | 虚拟定时器 | 只在进程运行于用户态时更新 | it_virt_value |
| it_virt_incr | |||
| ITIMER_PROF | 概况定时器 | 进程运行于用户态和系统态时更新 | it_prof_value |
| it_prof_incr |
7 文件系统信息（File System）
进程可以打开或关闭文件，文件属于系统资源，Linux内核要对进程使用文件的情况进行记录。task_struct结构中有两个数据结构用于描述进程与文件相关的信息。其中，fs_struct中描述了两个VFS索引节点（VFS inode），这两个索引节点叫做root和pwd，分别指向进程的可执行映象所对应的根目录（home directory）和当前目录或工作目录。file_struct结构用来记录了进程打开的文件的描述符（descriptor）。如表3.9所示。
表3.9 与文件系统相关的域
| 定义形式 | 解释 |
| Sruct fs_struct *fs | 进程的可执行映象所在的文件系统 |
| Struct files_struct *files | 进程打开的文件 |
在文件系统中，每个VFS索引节点唯一描述一个文件或目录，同时该节点也是向更低层的文件系统提供的统一的接口。
8 虚拟内存信息（Virtual Memory）
除了内核线程（kernel thread），每个进程都拥有自己的地址空间（也叫虚拟空间），用mm_struct来描述。另外Linux2.4还引入了另外一个域active_mm,这是为内核线程而引入。因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的active_mm 指向刚被调度出去的进程的active_mm（如果进程的mm域不为空，则其active_mm域与mm域相同）。内存信息如表3.10所示。
表3.10 虚拟内存描述信息
| 定义形式 | 解释 |
| Struct mm_struct *mm | 描述进程的地址空间 |
| Struct mm_struct *active_mm | 内核线程所借用的地址空间 |
9 页面管理信息
当物理内存不足时，Linux内存管理子系统需要把内存中的部分页面交换到外存，其交换是以页为单位的。有关页面的描述信息如表3.11。
表3.11 页面管理信息
| 定义形式 | 解释 |
| Int swappable | 进程占用的内存页面是否可换出 |
| Unsigned long min_flat, maj_flt,nswap | 进程累计的次（minor）缺页次数、 主(major)次数及累计换出、换入页面数 |
| Unsigned long cmin_flat, cmaj_flt,cnswap | 本进程作为祖先进程，其所有层次子进程的累计的次（minor）缺页次数、主(major)次数及累计换出、换入页面数 |
10 进程内核栈及current宏
在Linux-2.6内核中堆栈这么定义：
union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};
根据内核的配置，THREAD_SIZE既可以是4K字节(1个页面)也可以是8K字节(2个页面)。thread_info是52个字节长。图3.1是当设为8KB时候的内核堆栈：Thread_info在这个内存区的开始处，内核堆栈从末端向下增长。进程描述符不是在这个内存区中，而分别通过task与thread_info指针使thread_info与进程描述符互联。所以获得当前进程描述符的current定义如下:
图3.1 linux进程内核栈
#define current get_current()
static inline struct task_struct * get_current(void)
{
return current_thread_info()->task;
}
static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
{
struct thread_info *ti;
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (ti) : "" (~(THREAD_SIZE - 1)));
return ti;
}
根据THREAD_SIZE大小，分别屏蔽掉内核栈的12-bit LSB(4K)或13-bit LSB(8K)，从而获得内核栈的起始位置，及当前进程描述符的指针。
