Linux内核进程是在Linux操作系统中运行的一种特殊类型的进程。它们与用户空间进程不同，内核进程运行在内核态，并负责执行操作系统的关键功能和任务。这些功能包括设备驱动程序管理、内存管理、文件系统管理、调度等。内核进程通常以kernel或k开头命名，并拥有较高的权限和特权，可以直接访问系统资源和硬件设备。
由于内核进程在运行时处于内核态，所以它们具有更高的优先级和更快的响应能力，能够处理实时事件和紧急情况。同时，内核进程也起到了协调用户空间进程之间资源分配和访问的作用，确保系统的正常运行。
一、进程的概念
1.1什么是进程？
进程：资源的封装单位；
linux用一个PCB来描述进程，即task_struct， 其包含mm,fs,files,signal…
(1)root目录，是一个进程概念，不是系统概念
apropos chroot man chroot 2
如下图，将分区/dev/sda5挂载到/mnt/a，调用chroot，改变root目录，当前进程下的文件b.txt即位于当前进程的根目录。
(2)fd也是进程级概念
(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ ls fd -l
总用量 0
lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 0 -> /dev/pts/19 lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 1 -> /dev/pts/19 lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 2 -> /dev/pts/19
(3)pid，系统全局概念
Linux总的PID是有限的，用完PID
: ( ) { : ∣ : & } ; : :()\{:|:\&\};::(){:∣:&};:
每个用户的PID也是有限的
ulimit -u 最大进程数
ulimit –a
(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ cat /proc/sys/kernel/pid_max
案例：android2.2漏洞
Android提权漏洞分析——rageagainstthecage:
Setuid(shell):rootshell用户 PID用完时，降权失败，依然具有root权限
解决办法，检查返回值
软件工程符合墨菲定律，解决办法，代码写出闭环。
1.2linux进程的组织方式
linux里的多个进程，其实就是管理多个task_struct，那他们是怎么组织联系的呢？
组织task_struct的数据结构：
- a.链表，遍历进程
- b.树：方便查找父子相关进程
- c.哈希表：用于快速查找
用三种数据结构来管理task_struct，以空间换时间。父进程监控子进程，linux总是白发人送黑发人。父进程通过wait，读取task_struct的退出码，得知进程死亡原因。并且清理子进程尸体。
Android/或者服务器，都会用由父进程监控子进程状态，适时重启等；
1.3进程的生命周期
有六个状态：就绪，运行，睡眠(深度/浅度睡眠)，暂停，僵尸
1)什么是僵尸进程：子进程死掉，父进程还没清理尸体，没火化。
子进程死亡后，首先变成僵尸，mm,fs等所有资源已经释放，只剩task_struct躯壳还没被父进程清理,父进程通过wait_pid获得，wait结束，僵尸所有资源(task_struct)被释放。
父进程用waitpid()查看task_struct退出码，检测子进程退出状态；Waitpid()调用完成，则子进程彻底消失。
僵尸进程状态：子进程死亡，还没被父进程清理，资源已经被释放，只剩下task_struct。
清理办法：kill父进程。
僵尸进程被杀死的假象：当一个进程里有多个子线程，主线程退出其他线程仍然运行；
top是以进程视角看线程，所以造成僵尸进程亦然可以被杀的假象；
2）stop状态：其他进程控制其停止
- Ctrl+z：让进程暂停；发信号19
- Fg:进程在前台继续跑
- Bg:让进程在后台继续跑
- Fg/bg实际上是发continue信号18用于作业控制。
- Kill –l cpulimit -l 20 -p 3637限制CPU占用率为20，实际用ctrl+z fg/bg实现的。
- cpulimit是暴力的方法，更好的用CGROUP
3）睡眠
进程本身主动睡眠，等待资源，深度睡眠/浅度睡眠。
调度：只管在就绪态和运行态进程的切换，一个运行态，多个就绪态。调度进程只等CPU，其他资源全部就绪。Linux就绪和占用都是用task_running标识符。
1.4fork
创建进程，子进程拷贝父进程的task_struct资源。
什么是内存泄漏？
进程没死，运行越久，耗费内存越多，叫内存泄漏（程序死亡时，所占内存会全部释放）；
判断内存泄漏方法：连续多点采样(6，7，8，9每小时采样，统计剩余内存是否收敛)，正常的程序，内存震荡收敛。随时间增加，内存消耗不断增多，且不收敛，则一定是内存泄漏；
发散
二、进程和线程的本质
2.1进程拥有资源mm,fs,files,signal
fork创建一个新进程，也需要创建task_struct所有资源；实际上创建一个新进程之初，子进程完全拷贝父进程资源，如下图示：
比如fs结构体：
子进程会拷贝一份fs_struct，
*p2_fs = *p1_fs;
pwd路径和root路径与父进程相同，子进程修改当前路径，就会修改其p2_fs->pwd值；父进程修改当前路径，修改p1_fs->pwd;
其他资源大体与fs类似，最复杂的是mm拷贝，需借助MMU来完成拷贝；即写时拷贝技术：
2.2写时拷贝技术
#include <sched.h> #include <unistd.h> #include <stdio.h> #include <stdlib.h> int data = 10; int child_process() { printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data); data = 20; printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data); _exit(0); } int main(int argc, char* argv[]) { int pid; pid = fork(); if(pid==0) { child_process(); } else{ sleep(1); printf(“Parent process %d, data %d\n”,getpid(), data); exit(0); } return 0; }
第一阶段：只有一个进程P1，数据段可读可写：
第二阶段，调用fork之后创建子进程P2，P2完全拷贝一份P1的mm_struct，其指针指向相同地址，即P1/P2虚拟地址，物理地址完全相同，但该内存的页表地址变为只读；
第三阶段：当P2改写data时，子进程改写只读内存，会引起内存缺页中断，在ISR中申请一片新内存，通常是4K，把P1进程的data拷贝到这4K新内存。再修改页表，改变虚实地址转换关系，使物理地址指向新申请的4K，这样子进程P2就得到新的4K内存，并修改权限为可读写，然后从中断返回到P2进程写data才会成功。整个过程虚拟地址不变，对应用程序员来说，感觉不到地址变化。
谁先写，谁申请新物理内存；Data=20；这句代码经过了赋值无写权限，引起缺页中断，申请内存，修改页表，拷贝数据…回到data=20再次赋值，所以整个执行时间会很长。
这就是linux中的写时拷贝技术(copy on write), 谁先写谁申请新内存，没有优先顺序；cow依赖硬件MMU实现，没有MMU的系统就没法实现cow，也就不支持fork函数,只有vfork;
2.3 vfork的 mm指针直接指向父进程mm
除了mm共享，其他资源全都拷贝一份，而fork是所有资源都对拷一份，对比如下图
不同点：vfork会阻塞：
vfork后，父进程会阻塞，直到子进程调用exit()或exec，否则父进程一直阻塞不执行；
上面代码改用vfork，打印输出10，20，20
2.4线程
clone函数创建一个新进程，不执行任何拷贝，所有资源都等同vfork中的mm共享，task_struct里只有指针指向父进程task_struct；
也就是子进程与父进程完全共享资源，但是又可以被独立调度，实际上这就是linux中的线程本质；
pthread_create()函数就是调用clone()函数(带有clone_flags)创建新task_struct，其内部mm,fs等指针全都指向父进程task_struct；
Linux中创建进程(fork，vfork)和线程(pthread_create)，在内核都是调用do_fork()–>clone()，参数clone_flags标记表明哪些资源是需要克隆的，创建线程时，所有资源都克隆；
从调度的角度理解线程，从资源角度来理解进程，内核里只要是task_struct，就可以被调度；linux中的线程又叫轻量级进程lwp;
ret = pthread_create(&tid1, NULL, thread_fun, NULL); if (ret == -1) { perror(“cannot create new thread”); return -1; } strace ./a.out
2.5进程守护
如上述，资源全部共享是线程，不共享是进程；那假如修改clone函数中的clone_flags，使共享其中部分资源，如下图示：
这时候创建的既不是进程也不是线程，妖有了仁慈的心,就不再是妖,是人妖；
Linux是可以调用clone创建人妖的，不过没实际必要～
2.6PID
Linux 的每个线程都会创建task_struct，会有个独立的PID；
POSIX标准规定，在多线程中调用getpid()应该获得相同的PID；
为兼容POSIX标准，linux增加了一层TGID,调用getpid()实际上是去TGID层获取PID，TGID中PID均相同，保留了线程在内核中不同的PID，如下图所示：
top命令看到的是进程TGID，所有线程相同；
top–H命令是从线程视角，此时的PID是task_struct中实际的PID;
2.7进程死亡
子进程先死亡，父进程去清理，所谓白发人送黑发人，不清理则变成僵尸进程；
若父进程先死，子进程变成孤儿，一般托付给init，新版linux3.4引入subreaper，可以托付给中间进程subreaper。
父进程先死亡后，子进程沿tree向上找最近的subreaper挂靠，找不到subreaper，就挂在init。
/* Become reaper of our children */ if (prctl(PR_SET_CHILD_SUBREAPER, 1) < 0) { log_warning(“Failed to make us a subreaper: %m”); if (errno == EINVAL) log_info(“Perhaps the kernel version is too old (< 3.4?)”); }
PR_SET_CHILD_SUBREAPER设置为非零值，当前进程就会变成subreaper，会像1号进程那样收养孤儿进程；
2.8睡眠
当进程需要等待硬件I/O资源的时候，可以设置为睡眠状态，一般驱动做成浅度睡眠，硬盘等资源会置入深度睡眠(不会被信号唤醒)；
睡眠是把task_struct挂在wait queue上，比如多个进程都在等待串口，当串口可用时，唤醒等待队列上所有进程；以下为《linux设备驱动开发详解》中案例注释
注：上图有个错误，while循环中，应该为
“若非阻塞，直接退出”
”进程阻塞，将进程设置睡眠状态“
当读取fifo为空即dev->current_len==0时，将进程加入等待队列睡眠，schedule()让出CPU,fifo中写入数据时将等待队列唤醒，此函数中schedule()处继续执行；唤醒动作在write函数中执行；
唤醒后检查唤醒原因，若为IO唤醒，正常读取数据；若为信号唤醒，直接退出
0进程
0进程是唯一没通过fork()创建的进程，是系统中所有其它用户进程的祖先进程，其创建1号进程(init进程后)，退化为idle进程，也叫swapper进程；
top命令中的id时间即为idle进程运行时间；idle进程：优先级是最低的，当系统中没有任何进程运行时，即执行idle进程，idle将CPU置入低功耗模式，有任何其他进程被唤醒，idle即让出CPU；
idle进程的设计，实际上是将“跑”与“不跑”的问题，统一为“跑”的问题。极巧妙的简化了系统设计，降低进程之间的耦合度。(将检查系统是否空闲，设置CPU低功耗模式的功能放在idle实现，其他进程都不用关心CPU工作模式)
ARM版本实现如下：
Wfi ==> wait for interrupt
对于用户空间来说，进程的鼻祖是init进程，所有用户空间的进程都由init进程创建和派生，只有init进程才会设置SIGNAL_UNKILLABLE标志位。
如果init进程或者容器init进程要使用CLONE_PARENT创建兄弟进程，那么该进程无法由init回收，父进程idle进程也无能为力，因此会变成僵尸进程(zombie)。
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