Was ist Prozess Nummer 0 unter Linux?

In Linux bezieht sich Prozess Nr. 0 auf den Leerlaufprozess, der der erste von Linux gestartete Prozess ist. Das Kommunikationsfeld seiner task_struct ist „swapper“ und wird daher auch als swpper-Prozess bezeichnet. Prozess Nr. 0 ist der einzige Prozess, der nicht durch fork oder kernel_thread generiert wird, da init_task eine statische Variable (initialisierte globale Variable) ist und die PCBs anderer Prozesse durch fork oder kernel_thread erstellt werden, die sich dynamisch um Speicher bewerben.

Die Betriebsumgebung dieses Tutorials: Linux7.3-System, Dell G3-Computer.

1. Prozess Nr. 0

Prozess Nr. 0 wird normalerweise auch Leerlaufprozess oder Swapper-Prozess genannt.

Jeder Prozess verfügt über einen Prozesssteuerungsblock PCB (Process Control Block). Der Datenstrukturtyp von PCB ist struct task_struct. Die dem Leerlaufprozess entsprechende Leiterplatte ist struct task_struct init_task.

Der Leerlaufprozess ist der einzige Prozess, der nicht durch fork oder kernel_thread generiert wird, da init_task eine statische Variable (initialisierte globale Variable) ist und die PCBs anderer Prozesse durch fork oder kernel_thread erstellt werden, die sich dynamisch um Speicher bewerben.

Jeder Prozess hat eine entsprechende Funktion: start_kernel(), da der Stapelzeiger SP bereits auf den Anfang des init_task-Stapels gezeigt hat, je nachdem, in welchem ​​Prozess Sie sich befinden Stapel SP zeigt auf.

Prozess Nr. 0 ist der erste von Linux gestartete Prozess. Das Kommunikationsfeld seiner task_struct ist „swapper“, daher wird er auch als swpper-Prozess bezeichnet.

#define INIT_TASK_COMM "swapper"

Wenn alle Prozesse im System aktiv sind, degeneriert Prozess Nr. 0 zu einem Leerlaufprozess. Wenn auf einem Kern keine Aufgaben zur Ausführung vorhanden sind, wird der Leerlaufprozess ausgeführt. Sobald der Leerlaufprozess ausgeführt wird, kann der Kern in einen Energiesparmodus wechseln, nämlich WFI auf ARM.

Unser Fokus in diesem Abschnitt liegt darauf, wie Prozess 0 gestartet wird. Im Linux-Kernel ist speziell für Prozess Nr. 0 eine statische task_struct-Struktur namens init_task definiert.

/*
 * 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);

Die Mitglieder in dieser Struktur sind alle statisch definiert. Zur einfachen Erklärung wurde diese Struktur einfach gelöscht. Gleichzeitig achten wir in dieser Struktur nur auf die folgenden Felder und nicht auf andere. ?? comm = INIT_TASK_COMM, der Name von Prozess 0.

• Sowohl thread_info als auch Stack beinhalten Init_stack. Sehen Sie sich also zunächst an, wo init_stack festgelegt ist.

Endlich herausgefunden, dass init_task im Linker-Skript definiert ist.

• #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 = .;

  definiert ein INIT_TASK_DATA-Makro im Link-Skript.

Unter diesen ist __start_init_task die Basisadresse des Kernel-Stacks von Prozess Nr. 0. Natürlich init_thread_union=init_task=__start_init_task.

• Die Endadresse des Kernel-Stacks von Prozess 0 ist gleich __start_init_task + THREAD_SIZE. Die Größe von THREAD_SIZE beträgt in ARM64 im Allgemeinen 16 KB oder 32 KB. Dann ist __end_init_task die Endadresse des Kernel-Stacks von Prozess Nr. 0.

Der Leerlaufprozess wird automatisch vom System erstellt und im Kernelstatus ausgeführt. Der Leerlaufprozess hat pid=0. Sein Vorgänger ist der erste vom System erstellte Prozess und der einzige Prozess, der nicht über Fork oder Kernel_Thread generiert wird. Nach dem Laden des Systems erfolgt die Entwicklung zur Prozessplanung und zum Prozessaustausch.

2. Starten des Linux-Kernels

Freunde, die mit dem Linux-Kernel vertraut sind, wissen, dass der Bootloader normalerweise verwendet wird, um das Laden des Linux-Kernels abzuschließen. Der Bootloader führt dann eine Hardware-Initialisierung durch und springt dann zum Linux-Kernel . Gehen Sie zur laufenden Adresse.

Wenn Sie mit der ARM-Architektur vertraut sind, wissen Sie auch, dass die ARM64-Architektur in EL0, EL1, EL2 und EL3 unterteilt ist. Der normale Start beginnt normalerweise vom Modus mit hohen Privilegien in den Modus mit niedrigen Privilegien. Im Allgemeinen führt ARM64 zuerst EL3 und dann EL2 aus und fängt dann von EL2 bis EL1 ab, unserem Linux-Kernel.

Werfen wir einen Blick auf den Code für den Start des Linux-Kernels.

Codepfad: in der Datei arch/arm64/kernel/head.S

/*
 * 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)

Das Obige ist die Hauptarbeit, die der Kernel vor dem Aufruf von start_kernel erledigt. preserve_boot_args wird verwendet, um die vom Bootloader übergebenen Parameter beizubehalten, z. B. die Adresse des üblichen dtb auf ARM

el2_setup: Aus den Kommentaren geht hervor, dass es zum Trap zu EL1 verwendet wird, was anzeigt, dass wir uns noch in EL2 befinden, bevor wir dies ausführen command

__create_page_tables: Zum Erstellen einer Seitentabelle verfügt Linux nur über Seiten zum Verwalten des physischen Speichers. Bevor Sie die virtuelle Adresse verwenden, müssen Sie die Seite festlegen und dann die MMU öffnen. Es läuft immer noch unter der physischen Adresse

__primary_switch: Die Hauptaufgabe besteht darin, die Öffnung der MMU abzuschließen

__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。

三、1号进程

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。

Nachdem das System vollständig hochgefahren ist, startet init getty für jedes Terminal neu, das der Benutzer verlassen hat (damit sich der nächste Benutzer anmelden kann). init sammelt auch verwaiste Prozesse: Wenn ein Prozess einen untergeordneten Prozess startet und vor dem untergeordneten Prozess endet, wird der untergeordnete Prozess sofort zu einem untergeordneten Prozess von init. Dies ist aus verschiedenen technischen Gründen wichtig, aber es ist auch von Vorteil, dies zu wissen, da es das Verständnis von Prozesslisten und Prozessbaumdiagrammen erleichtert. Es gibt nur sehr wenige Variationen von init. Die meisten Linux-Distributionen verwenden Sysinit (geschrieben von Miguel van Smoorenburg), das auf dem Init-Design von System V basiert. Die BSD-Version von UNIX hat eine andere Initialisierung. Der Hauptunterschied ist der Runlevel: System V hat ihn und BSD nicht (zumindest traditionell). Diese Unterscheidung ist nicht primär. Hier diskutieren wir nur Sysvinit. Konfigurieren Sie init, um die Datei getty:/etc/inittab zu starten.

3.3 Init-Programm

Prozess Nr. 1 führt das Init-Programm über execve aus und wird zum Init-Prozess.

Der Kernel sucht an mehreren Stellen nach Init Speicherorte wurden früher häufig zum Platzieren von Init verwendet, aber der am besten geeignete Speicherort für Init (auf Linux-Systemen) ist /sbin/init. Wenn der Kernel init nicht findet, versucht er, /bin/sh auszuführen. Wenn dies immer noch fehlschlägt, schlägt der Systemstart fehl.

Daher ist das Init-Programm ein Prozess, der vom Benutzer geschrieben werden kann. Wenn Sie den Quellcode des Init-Programms sehen möchten, können Sie darauf verweisen.

init-Paket	Anweisungen
sysvinit	Das in einigen früheren Versionen verwendete Initialisierungsprozess-Tool verschwindet nun allmählich aus der Linux-Verlaufsphase. Sysvinit ist das System-V-Init-System deutet darauf hin, dass es aus der UNIX-System-V-Serie stammt. Es bietet eine größere Flexibilität als Init-Systeme im BSD-Stil. Es handelt sich um ein seit Jahrzehnten beliebtes UNIX-Init-System, das von verschiedenen Linux-Distributionen verwendet wird.
upstart	Debian, Ubuntu und andere Systeme verwenden initdaemon
systemd	Systemd ist das neueste Initialisierungssystem (init) in Linux-Systemen. Sein Hauptziel beim Design besteht darin, die inhärenten Mängel von Sysvinit zu überwinden und zu verbessern das System. Die Startgeschwindigkeit

　　Ubuntu等使用deb包的系统可以通过dpkg -S查看程序所在的包

　　CentOS等使用rpm包的系统可以通过rpm -qf查看系统程序所在的包

四、2号进程

2号进程，也是由0号进程创建的。而且2号进程是所有内核线程父进程。

2号进程就是刚才rest_init中创建的另外一个内核线程。kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);

当kernel_thread(kthreadd)返回时，2号进程已经创建成功了。而且会回调kthreadd函数。

int kthreadd(void *unused)
{
    struct task_struct *tsk = current;
    /* Setup a clean context for our children to inherit. */
    set_task_comm(tsk, "kthreadd");
    ignore_signals(tsk);
    set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpu_all_mask);
    set_mems_allowed(node_states[N_MEMORY]);
    current->flags |= PF_NOFREEZE;
    cgroup_init_kthreadd();
    for (;;) {
        set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        if (list_empty(&kthread_create_list))
            schedule();
        __set_current_state(TASK_RUNNING);
        spin_lock(&kthread_create_lock);
        while (!list_empty(&kthread_create_list)) {
            struct kthread_create_info *create;
            create = list_entry(kthread_create_list.next,
                        struct kthread_create_info, list);
            list_del_init(&create->list);
            spin_unlock(&kthread_create_lock);
            create_kthread(create);
            spin_lock(&kthread_create_lock);
        }
        spin_unlock(&kthread_create_lock);
    }
    return 0;
}

这段代码大概的意思也很简单明显；

• • 设置当前进程的名字为"kthreadd"，也就是task_struct的comm字段
  • 然后就是while循环，设置当前的进程的状态是TASK_INTERRUPTIBLE是可以中断的
  • 判断kthread_create_list链表是不是空，如果是空则就调度出去，让出cpu
  • 如果不是空，则从链表中取出一个，然后调用kthread_create去创建一个内核线程。
  • 所以说所有的内核线程的父进程都是2号进程，也就是kthreadd。
    

五、总结

linux启动的第一个进程是0号进程，是静态创建的，称为idle进程或者swapper进程。

在0号进程启动后会接连创建两个进程，分别是1号进程和2和进程。

1号进程最终会使用execve函数去调用可init可执行文件，init进程最终会去创建所有的应用进程，所以被称为inti进程。

2号进程会在内核中负责创建所有的内核线程，被称为kthreadd进程。

所以说0号进程是1号和2号进程的父进程；1号进程是所有用户态进程的父进程；2号进程是所有内核线程的父进程。

我们通过ps命令就可以详细的观察到这一现象。

root@ubuntu:zhuxl$ ps -eF
UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root          1      0  0 56317  5936   2 Feb16 ?        00:00:04 /sbin/init
root          2      0  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [kthreadd]

上面很清晰的显示：PID=1的进程是init，PID=2的进程是kthreadd。而他们俩的父进程PPID=0，也就是0号进程。

UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root          4      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/0:0H]
root          6      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [mm_percpu_wq]
root          7      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:10 [ksoftirqd/0]
root          8      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:02:11 [rcu_sched]
root          9      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [rcu_bh]
root         10      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [migration/0]
root         11      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/0]
root         12      2  0     0     0   0 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/0]
root         13      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/1]
root         14      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/1]
root         15      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [migration/1]
root         16      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:11 [ksoftirqd/1]
root         18      2  0     0     0   1 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/1:0H]
root         19      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [cpuhp/2]
root         20      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [watchdog/2]
root         21      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [migration/2]
root         22      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:11 [ksoftirqd/2]
root         24      2  0     0     0   2 Feb16 ?        00:00:00 [kworker/2:0H]

再来看下，所有内核线性的PPI=2， 也就是所有内核线性的父进程都是kthreadd进程。

UID         PID   PPID  C    SZ   RSS PSR STIME TTY          TIME CMD
root        362      1  0 21574  6136   2 Feb16 ?        00:00:03 /lib/systemd/systemd-journald
root        375      1  0 11906  2760   3 Feb16 ?        00:00:01 /lib/systemd/systemd-udevd
systemd+    417      1  0 17807  2116   3 Feb16 ?        00:00:02 /lib/systemd/systemd-resolved
systemd+    420      1  0 35997   788   3 Feb16 ?        00:00:00 /lib/systemd/systemd-timesyncd
root        487      1  0 43072  6060   0 Feb16 ?        00:00:00 /usr/bin/python3 /usr/bin/networkd-dispatcher --run-startup-triggers
root        489      1  0  8268  2036   2 Feb16 ?        00:00:00 /usr/sbin/cron -f
root        490      1  0  1138   548   0 Feb16 ?        00:00:01 /usr/sbin/acpid
root        491      1  0 106816 3284   1 Feb16 ?        00:00:00 /usr/sbin/ModemManager
root        506      1  0 27628  2132   2 Feb16 ?        00:00:01 /usr/sbin/irqbalance --foreground

所有用户态的进程的父进程PPID=1，也就是1号进程都是他们的父进程。

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