按：最后的几篇Linux内核笔记实在是太难产了，这中途读完了APUE，并以JavaEye闲聊的形式做了无数细小的笔记（不日将整理为博客）；也第3次（还是第4次?）阅读了《ACE程序员指南》，不过这一次终于做下了笔记；也看完了Programming Erlang，用Erlang来写基于UDP的TCP的ErlyUbt已经渐渐现出眉目，也已push到了GitHub上面。可惜就是这段时间的该做的正事却没什么进展...
《Understanding Linux Kernel》在18号必须还给图书馆了...在这两天电脑坏了的日子里，第3次读了即将做笔记的中断与异常、内核同步、时间测量，其余的章节也略读完毕，这些章节希望能够写成一些细小的闲聊。预期电脑应该在今晚恢复正常，在这之前，我来到图书馆，开始写作这酝酿已久的笔记。 第一篇，是对Process的一个收尾。
Process的终止
这不是本笔记关注的重点，只记下以下一点：
C库函数exit()调用exit_group()系统调用（做事的是do_group_exit()），这会终止整个线程组，而exit_group()会调用exit()系统调用（做事的是do_exit()）来终止一个指定的线程。
Process的诞生
POSIX里，创建process需要fork()，古老的fork()是很汗的，它会完整复制父进程的所有资源。Linux则将fork细分为下面三种情况：
如果是fork一个正常进程，那么就用Copy-on-Write（CoW）技术，子进程先用着父进程的所有页，它企图修改某一页时，再复制那一页给它去改；
如果要的是线程（轻量级进程），那么就是大家共同享有原先那些资源，大家一条船；
还有就是vfork()所代表的情况：子进程创建出来后，父进程阻塞，这样老虎不在家，猴子当大王，子进程继续用原先的地址空间，直到它终止，或者执行新的程序，父进程就结束阻塞。
一个关于系统调用的准备知识：系统调用xyz()的函数名往往为sys_xyz()，下文对系统调用仅以sys_xyz()的形态表达。
clone()界面
在Linux里，创建进程的总的界面是clone()，这个函数并没有定义在Linux内核源代码中，而是libc的一部分，它负责建立新进程的stack并调用sys_clone()。而sys_clone()里面实际干活的是do_fork()，而do_fork()做了许多前前后后的琐事，真正复制进程描述符和相关数据结构的是copy_process()。
clone()是这个样子的：clone(fn, arg, flags, child_stack, 其它我们不关心的参数)。
fn是新进程应执行的函数， arg是这个函数的参数。
flags的低字节指定新进程结束时发送给老进程的信号，通常为SIGCHLD，高字节则为clone_flag，clone_flag很重要，它决定了clone的行为。有趣的一些clone_flag包括（这些flag定义于<linux/include/linux/sched.h >）：
- CLONE_VM(Virtual Memory)：新老进程共享memory descriptor和所有Page Table；
- CLONE_FS(File System)；
- CLONE_FILES；
- CLONE_SIGHAND(Signal Handling)：新老进程共享信号描述符（signal * handler和现已blocked/pending的信号队列）；
- CLONE_PTRACE：用于Debugging；
- CLONE_PARENT：老进程的real_parent登记为新进程的parent和real_parent；
- CLONE_THREAD：新进程加入老进程的线程组；
- CLONE_STOPPED：创建你，但你别运行。
child_stack则是新进程用户态stack的地址，要么共享老进程的，要么老进程应为新进程分配新的stack。
do_fork()探究
书中说：fork()和vfork()只不过是建立在调用clone()基础上的wrapper函数（也在libc中），实际上：
asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)
{
return do_fork(SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
}
asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)
{
/* 略去用于把regs拆开成可以传递给do_fork的参数的代码 */
return do_fork(clone_flags, newsp, ®s, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}
asmlinkage int sys_vfork(struct pt_regs regs)
{
return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
}
我一开始猜想，fork()和vfork()直接呼唤sys_fork()和sys_vfork()应该也没什么问题，但是，注意到这三个系统调用都只接受pt_regs这样仅包含寄存器的参数，显然clone()的工作中主要的部分是把它自身接受的参数转换成寄存器的值，事实上，clone还需要将fn和args压入stack，因为do_fork()是这样子的：
do_fork(clone_flags, stack_start, regs, 一些我们不关心的参数)
也就是说do_fork()不了解也不需要知道fn和args，它做完fork之后，在某个return处，类似于之前在process切换用过的技巧（jmp+ret）将使CPU从stack中获取返回地址，并错误而正确地拿到了fn的地址。这正是clone()这个wrapper要做的事情，fork()和vfork()不妨复用clone()的辛苦。
do_fork()调用完copy_process之后，除非你指定CLONE_STOPPED，就会呼唤wake_up_new_task()，这里面有一点很有趣：
如果新老进程在同一CPU上运行，而且没有指定CLONE_VM（也就是终究要分家，要动用CoW），那么就会让新进程先于老进程运行，这样，如果新进程一上来就exec，就省去了CoW的功夫。
这是因为exec内部会调用flush_old_exec()，从与老进程的共享中中脱离，从此拥有自己的信号描述符、文件，释放了原先的mmap，消灭了对老进程的所有知识——这正是为什么成功执行的exec不会返回也无法返回。总之，此后再也没有共享，自然也不会需要CoW。（参见《Program Execution》一章《exec function》中的介绍。）
内核进程（Kernel thread）
什么是书中所说的“内核线程”？首先要说明，由于Linux内核中对process和thread的混用，这里的thread其实完全可以理解为process，等价于普通的进程，不能理解为老进程中的一个属于内核的线程。因此，下文都称之为内核进程。
内核进程是会和其他进城一样被调度的实体，它和进程的唯一区别就是，它永远运行于内核态，也只访问属于内核的那一部分线性地址（大于PAGE_OFFSET的）。
这就使得创建它的时候非常省事，直接和创建它的普通进程共享小于PAGE_OFFSE的线性地址，反正它也不用：
int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
/* 略去用于设置regs的代码 */
return do_fork(flags | CLONE_VM | CLONE_UNTRACED, 0, ®s, 0, NULL, NULL);
}
<linux/include/linux/sched.h >中甚至定义了
#define CLONE_KERNEL (CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND )
可供kernel_thread()调用的时候使用，这样节省的克隆就更多了。
内核进程由于不受不必要的用户态上下文拖累，可以用于执行一些重要的内核任务，比如，刷新磁盘高速缓存，交换出不用的pageframe，服务网络连接等等，这些任务以前是周期性执行的进程，是线性的执行方式，现在的内核把用户态从他们身上剥离，并且和其它进程放到一起来调度，能获得更好的响应表现。
所有进程的祖先是进程0，称为idle进程或swapper进程，它是内核初始化时创建的一个内核进程，它初始化一堆数据结构之后会创建init进程，执行init()函数，其中调用exec执行了init程序，至此，init进程变成了一个普通进程。而idle进程之后则一直执行cpu_idle()函数没事干。调度程序只有在没有进程处于可运行状态（TASK_RUNNING）才会选择它。
如果有多个CPU，BIOS一开始会禁用其它CPU，只留一个，进程0就在其上诞生，它会激活其它CPU，并通过copy_process()让每个CPU都有一个pid为0的进程，从而形成了每个CPU都有一个0进程的局面。