MINIX中进程创建v2.docVIP

MINIX中的进程创建 MINIX的系统中是由PM管理进程创建，但是具体创建操作由PM、内核、FS三部分完成。创建首先是用户调用 lib/posix/_fork.c中的fork转化成调用src/kernel/proc.c中的sys_call()，message，其中写明m-m_source为当前调用者进程号，消息类型m-m_type为FORK。消息（即图中的m）的地址这时已经作为参数被传递进来，sys_call()可以据此得知m的内容，并在适当的时候将内容传递给M（即图中MM）。M的工作不断地获取并处理消息，所以它能够得到用户进程发送的m，并将其存放在m_in中。当M分析m_in-m_type为FORK，得知了消息的内容是要进行fork操作，它就进一步调用其do_fork()完成整个过程。m_out向调用者进程进行回复和提供返回值。 下图1说明了用户要求进程创建时，消息的传递过程。图中使用了三种箭头，实线表示消息的发送过程，点线表示消息的获取过程，虚线表示发送和接收消息都会经历的过程。 FORK所操作的数据对象 PM对数据对象的操作 PM为子进程分配内存空间 在执行fork调用时，如果中途停止，是很困难的事情。所以PM担心两件事情会导致进程创建失败，一是没有空闲的进程表项，二是当前内存不足，不能为子进程分配足够内存。为此，首先PM维护一个计数器procs_in_use，记录当前的进程个数，以方便知道是否有空闲进程表项。其次，PM调用alloc_mem(total_size)尝试为子进程分配内存，如果返回值为NO_MEM则直接退出并反馈内存不足，如果分配内存成功，那么这次fork就一定能成功。 PM查看父进程的内存映射表mp_seg，计算其数据段长度、栈段长度和两段的间隔gap的大小，以确定应该为子进程申请的内存大小，随后为子进程申请内存空间。成功申请之后将父进程的内存数据段、栈段和两段的中间间隔gap（也就是堆）完整的复制到子进程刚申请的内存页面中。 PM复制的内存是从数据段的开始一直到栈段的栈底部，至于代码段有两种情况，一是检查父进程rmp-mp_flags SEPARATE是否成立(附录中有所有状态定义)，成立说明父进程是分离的ID空间，那么父子进程可以共享代码段，代码段就不用复制，并且内存映射表mp_seg中代码段映射mp_seg[T]不用修改，二是父进程是不分离的ID空间，就是代码段和数据段是在一起的，即代码在数据段中，那么上述内存拷贝从数据段的开始一直到栈段的栈底部，代码段也就一同被拷贝到子进程内存空间中了。 PM创建子进程的进程控制块 PM根据procs_in_use确定有空闲表项后。以遍历的方式检查每个表项的mp_flags，直到找到一个mp_flags的IN_USE位没被置位的表项。通过复制的形式，将父进程进程控制块复制到这个进程控制块表项中，因为子进程内存的物理地址改变了，所以要修改子进程控制块中的内存映射表mp_seg，将其代码段、数据段和栈段的物理地址mem_phys进行更新，其次PM为子进程控制块（记做rmc）做其他修改：1、修改其父进程rmc-parent为当前执行fork调用的进程，2、修改子进程的进程状态mp_flag、退出状态mp_exitstatus、信号状态mp_sigstatus和子进程运行时间mp_child_utime为默认，3、分配给子进程一个pid号。 PM进程控制块定义可见附录中mproc。 内核对数据对象的操作 内核负责在为子进程创建内核中的进程控制块，在复制控制块前，内核先保存子进程控制块中的LDT表选择子p_ldt_sel。在复制了父进程控制块后将子进程的LDT表选择子重设为它原来的选择子，这个选择子内有LDT表描述符的索引并指示要从GDT表查找这个描述符，这样GDT表和每个进程控制块中LDT表的关联关系始终被保持。 内核为子进程复制进程控制块，为子进程和父进程平分时间片，并将子进程的进程状态进行修改以抑制它运行（它目前还不能运行），在收到PM发来的更新内存映射消息Sys_newmap后，内核了解了子进程的内存映射mp_seg，并以此设置进程的代码段、数据段的段描述符segdesc_s，这两个段描述符组成进程的局部描述符表p_ldt[2]，这个LDT表就在内核进程控制块中，通过选择子p_ldt_sel，最终可以找到它。具体由定位到对应段线性地址的说明见附录示意图。 最后，凡是fork创建的进程都是普通用户进程，不是特权进程，所以如果是特权进程（priv(rpp)-s_flag=SYS_PROC）执行fork，那么内核将子进程控制块中的特权结构体指针*priv指向用户特权级结构体，即地址priv_addr(USER_PRIV_ID)，这个特权级结构对象用于该进程的访问控制（