ホームページ >運用・保守 >Linuxの運用と保守 >Linuxのプロセス番号0とは何ですか?
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。
#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。
# 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"
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);
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 = .;
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。
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)
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)
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)
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。
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(); }
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); }
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); }
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."); }
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。
init package | 説明 |
sysvinit | 以前の一部で使用されていました初期化処理ツールは、Linux の歴史の段階から徐々に消えつつあります sysvinit は、名前が示すように、System V シリーズ UNIX に由来する System V スタイルの初期化システムです。 BSD スタイルの init システムよりも優れた柔軟性を提供します。これは、数十年にわたって人気があり、さまざまな Linux ディストリビューションで使用されている UNIX init システムです。 |
debian、Ubuntu、その他のシステムで使用される initdaemon | |
Systemd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。 |
以上がLinuxのプロセス番号0とは何ですか?の詳細内容です。詳細については、PHP 中国語 Web サイトの他の関連記事を参照してください。