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。
1. プロセス番号 0
# 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。
2. Linux カーネルの起動
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。
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。
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。 |
