(点击查看大图)图2-4　进程和命名空间之间的联系

2.3.2　命名空间(2)

子系统此前的全局属性现在封装到命名空间中，每个进程关联到一个选定的命名空间。每个可以感知命名空间的内核子系统都必须提供一个数据结构，将所有通过命名空间形式提供的对象集中起来。struct nsproxy用于汇集指向特定于子系统的命名空间包装器的指针：

struct nsproxy {

atomic_t count;

struct uts_namespace *uts_ns;

struct ipc_namespace *ipc_ns;

struct mnt_namespace *mnt_ns;

struct pid_namespace *pid_ns;

struct user_namespace *user_ns;

struct net *net_ns;

};

当前内核的以下范围可以感知到命名空间。

UTS命名空间包含了运行内核的名称、版本、底层体系结构类型等信息。UTS是UNIX Timesharing System的简称。

保存在struct ipc_namespace中的所有与进程间通信(IPC)有关的信息。

已经装载的文件系统的视图，在struct mnt_namespace中给出。

有关进程ID的信息，由struct pid_namespace提供。

struct user_namespace保存的用于限制每个用户资源使用的信息。

struct net_ns包含所有网络相关的命名空间参数。读者在第12章中会看到，为使网络相关的内核代码能够完全感知命名空间，还有许多工作需要完成。

当我讨论相应的子系统时，会介绍各个命名空间容器的内容。在本章中，我们主要讲解UTS和用户命名空间。由于在创建新进程时可使用fork建立一个新的命名空间，因此必须提供控制该行为的适当的标志。每个命名空间都有一个对应的标志：

#define CLONE_NEWUTS    0x04000000      /* 创建新的utsname组 */

#define CLONE_NEWIPC    0x08000000      /* 创建新的IPC命名空间  */

#define CLONE_NEWUSER   0x10000000      /* 创建新的用户命名空间   */

#define CLONE_NEWPID    0x20000000      /* 创建新的PID命名空间  */

#define CLONE_NEWNET    0x40000000      /* 创建新的网络命名空间   */

每个进程都关联到自身的命名空间视图：

struct task_struct {

...

/* 命名空间 */

struct nsproxy *nsproxy;

...

}

因为使用了指针，多个进程可以共享一组子命名空间。这样，修改给定的命名空间，对所有属于该命名空间的进程都是可见的。

请注意，对命名空间的支持必须在编译时启用，而且必须逐一指定需要支持的命名空间。但对命名空间的一般性支持总是会编译到内核中。 这使得内核不管有无命名空间，都不必使用不同的代码。除非指定不同的选项，否则每个进程都会关联到一个默认命名空间，这样可感知命名空间的代码总是可以使用。但如果内核编译时没有指定对具体命名空间的支持，默认命名空间的作用则类似于不启用命名空间，所有的属性都相当于全局的。

init_nsproxy定义了初始的全局命名空间，其中维护了指向各子系统初始的命名空间对象的指针：

struct nsproxyinit_nsproxy=INIT_NSPROXY(init_nsproxy);

#define INIT_NSPROXY(nsproxy) { \

.pid_ns= &init_pid_ns, \

.count=ATOMIC_INIT(1), \

.uts_ns= &init_uts_ns, \

.mnt_ns=NULL, \

INIT_NET_NS(net_ns) \

INIT_IPC_NS(ipc_ns) \

.user_ns= &init_user_ns, \

}

UTS命名空间

UTS命名空间几乎不需要特别的处理，因为它只需要简单量，没有层次组织。所有相关信息都汇集到下列结构的一个实例中：

struct uts_namespace {

struct kref kref;

struct new_utsname name;

};

kref是一个嵌入的引用计数器，可用于跟踪内核中有多少地方使用了struct uts_namespace的实例(回想第1章，其中讲述了更多有关处理引用计数的一般框架信息)。uts_namespace所提供的属性信息本身包含在struct new_utsname中：

struct new_utsname {

char sysname[65];

char nodename[65];

char release[65];

char version[65];

char machine[65];

char domainname[65];

};

各个字符串分别存储了系统的名称(Linux...)、内核发布版本、机器名，等等。使用uname工具可以取得这些属性的当前值，也可以在 /proc/sys/kernel/中看到：wolfgang@meitner>cat /proc/sys/kernel/ostype

Linux

wolfgang@meitner>cat /proc/sys/kernel/osrelease

2.6.24

初始设置保存在init_uts_ns中：init/version.c

struct uts_namespaceinit_uts_ns= {

...

.name= {

.sysname=UTS_SYSNAME,

.nodename=UTS_NODENAME,

.release=UTS_RELEASE,

.version=UTS_VERSION,

.machine=UTS_MACHINE,

.domainname=UTS_DOMAINNAME,

},

};

相关的预处理器常数在内核中各处定义。例如，UTS_RELEASE在中定义，该文件是连编时通过顶层 Makefile动态生成的。

请注意，UTS结构的某些部分不能修改。例如，把sysname换成Linux以外的其他值是没有意义的，但改变机器名是可以的。

内核如何创建一个新的UTS命名空间呢？这属于copy_utsname函数的职责。在某个进程调用fork并通过CLONE_NEWUTS标志指定创建新的UTS命名空间时，则调用该函数。在这种情况下，会生成先前的uts_namespace实例的一份副本，当前进程的nsproxy实例内部的指针会指向新的副本。如此而已!由于在读取或设置UTS属性值时，内核会保证总是操作特定于当前进程的uts_namespace实例，在当前进程修改 UTS属性不会反映到父进程，而父进程的修改也不会传播到子进程。

用户命名空间

用户命名空间在数据结构管理方面类似于UTS：在要求创建新的用户命名空间时，则生成当前用户命名空间的一份副本，并关联到当前进程的 nsproxy实例。但用户命名空间自身的表示要稍微复杂一些：

struct user_namespace {

struct kref kref;

struct hlist_head uidhash_table[UIDHASH_SZ];

struct user_struct *root_user;

};

如前所述，kref是一个引用计数器，用于跟踪多少地方需要使用user_namespace实例。对命名空间中的每个用户，都有一个struct user_struct的实例负责记录其资源消耗，各个实例可通过散列表uidhash_table访问。

对我们来说user_struct的精确定义是无关紧要的。只要知道该结构维护了一些统计数据(如进程和打开文件的数目)就足够了。我们更感兴趣的问题是：每个用户命名空间对其用户资源使用的统计，与其他命名空间完全无关，对root用户的统计也是如此。这是因为在克隆一个用户命名空间时，为当前用户和root都创建了新的user_struct实例：kernel/user_namespace.c

static struct user_namespace *clone_user_ns(struct user_namespace *old_ns)

{

struct user_namespace *ns;

struct user_struct *new_user;

...

ns=kmalloc(sizeof(struct user_namespace), GFP_KERNEL);

...

ns->root_user=alloc_uid(ns, 0);

/* 将current->user替换为新的 */

new_user=alloc_uid(ns, current->uid);

switch_uid(new_user);

return ns;

}

alloc_uid是一个辅助函数，对当前命名空间中给定UID的一个用户，如果该用户没有对应的user_struct实例，则分配一个新的实例。在为root和当前用户分别设置了user_struct实例后，switch_uid确保从现在开始将新的user_struct实例用于资源统计。实质上就是将struct task_struct的user成员指向新的user_struct实例。

请注意，如果内核编译时未指定支持用户命名空间，那么复制用户命名空间实际上是空操作，即总是会使用默认的命名空间。

2.3.3　进程ID号(1)

UNIX进程总是会分配一个号码用于在其命名空间中唯一地标识它们。该号码被称作进程ID号，简称PID。用fork或clone产生的每个进程都由内核自动地分配了一个新的唯一的PID值。

1. 进程ID

但每个进程除了PID这个特征值之外，还有其他的ID。有下列几种可能的类型。

处于某个线程组(在一个进程中，以标志CLONE_THREAD来调用clone建立的该进程的不同的执行上下文，我们在后文会看到)中的所有进程都有统一的线程组ID(TGID)。如果进程没有使用线程，则其PID和TGID相同。

线程组中的主进程被称作组长(group leader)。通过clone创建的所有线程的task_struct的group_leader成员，会指向组长的task_struct实例。

另外，独立进程可以合并成进程组(使用setpgrp系统调用)。进程组成员的task_struct的pgrp属性值都是相同的，即进程组组长的 PID。进程组简化了向组的所有成员发送信号的操作，这对于各种系统程序设计应用(参见系统程序设计方面的文献，例如［SR05］)是有用的。请注意，用管道连接的进程包含在同一个进程组中。

几个进程组可以合并成一个会话。会话中的所有进程都有同样的会话ID，保存在task_struct的session成员中。SID可以使用 setsid系统调用设置。它可以用于终端程序设计，但和我们这里的讨论不相干。

命名空间增加了PID管理的复杂性。回想一下，PID命名空间按层次组织。在建立一个新的命名空间时，该命名空间中的所有PID对父命名空间都是可见的，但子命名空间无法看到父命名空间的PID。但这意味着某些进程具有多个PID，凡可以看到该进程的命名空间，都会为其分配一个PID。 这必须反映在数据结构中。我们必须区分局部ID和全局ID。

全局ID是在内核本身和初始命名空间中的唯一ID号，在系统启动期间开始的init进程即属于初始命名空间。对每个ID类型，都有一个给定的全局 ID，保证在整个系统中是唯一的。

局部ID属于某个特定的命名空间，不具备全局有效性。对每个ID类型，它们在所属的命名空间内部有效，但类型相同、值也相同的ID可能出现在不同的命名空间中。

全局PID和TGID直接保存在task_struct中，分别是task_struct的pid和tgid成员：

struct task_struct {

...

pid_t pid;

pid_t tgid;

...

}

这两项都是pid_t类型，该类型定义为__kernel_pid_t，后者由各个体系结构分别定义。通常定义为int，即可以同时使用232个不同的ID。

会话和进程组ID不是直接包含在task_struct本身中，但保存在用于信号处理的结构中。task_ struct->signal->__session表示全局SID，而全局PGID则保存在 task_struct->signal->__pgrp。辅助函数set_task_session和set_task_pgrp可用于修改这些值。

2. 管理PID

除了这两个字段之外，内核还需要找一个办法来管理所有命名空间内部的局部量，以及其他ID(如TID和SID)。这需要几个相互连接的数据结构，以及许多辅助函数，并将在下文讨论。

数据结构

下文我将使用ID指代提到的任何进程ID。在必要的情况下，我会明确地说明ID类型(例如，TGID，即线程组ID)。

一个小型的子系统称之为PID分配器(pid allocator)用于加速新ID的分配。此外，内核需要提供辅助函数，以实现通过ID及其类型查找进程的task_struct的功能，以及将ID的内核表示形式和用户空间可见的数值进行转换的功能。

在介绍表示ID本身所需的数据结构之前，我需要讨论PID命名空间的表示方式。我们所需查看的代码如下所示：

struct pid_namespace {

...

struct task_struct *child_reaper;

...

int level;

struct pid_namespace *parent;

};

实际上PID分配器也需要依靠该结构的某些部分来连续生成唯一ID，但我们目前对此无需关注。我们上述代码中给出的下列成员更感兴趣。

每个PID命名空间都具有一个进程，其发挥的作用相当于全局的init进程。init的一个目的是对孤儿进程调用wait4，命名空间局部的 init变体也必须完成该工作。child_reaper保存了指向该进程的task_struct的指针。

parent是指向父命名空间的指针，层次表示当前命名空间在命名空间层次结构中的深度。初始命名空间的level为0，该命名空间的子空间 level为1，下一层的子空间level为2，依次递推。level的计算比较重要，因为level较高的命名空间中的ID，对level较低的命名空间来说是可见的。从给定的level设置，内核即可推断进程会关联到多少个ID。

回想图2-3的内容，命名空间是按层次关联的。这有助于理解上述的定义。

PID的管理围绕两个数据结构展开：struct pid是内核对PID的内部表示，而struct upid则表示特定的命名空间中可见的信息。两个结构的定义如下：

struct upid {

int nr;

struct pid_namespace *ns;

struct hlist_node pid_chain;

};

struct pid

{

atomic_t count;

/* 使用该pid的进程的列表 */

struct hlist_head tasks[PIDTYPE_MAX];

int level;

struct upid numbers[1];

};

由于这两个结构与其他一些数据结构存在广泛的联系，在分别讨论相关结构之前，图2-5对此进行了概述。

对于struct upid，nr表示ID的数值，ns是指向该ID所属的命名空间的指针。所有的upid实例都保存在一个散列表中，稍后我们会看到该结构。 pid_chain用内核的标准方法实现了散列溢出链表。

struct pid的定义首先是一个引用计数器count。tasks是一个数组，每个数组项都是一个散列表头，对应于一个ID类型。这样做是必要的，因为一个ID可能用于几个进程。所有共享同一给定ID的task_struct实例，都通过该列表连接起来。PIDTYPE_MAX表示ID类型的数目：

enum pid_type

{

PIDTYPE_PID,

PIDTYPE_PGID,

PIDTYPE_SID,

PIDTYPE_MAX

};

(点击查看大图)图2-5　实现可感知命名空间的 ID表示所用的数据结构

2.3.3　进程ID号(2)

请注意，枚举类型中定义的ID类型不包括线程组ID！这是因为线程组ID无非是线程组组长的PID而已，因此再单独定义一项是不必要的。

一个进程可能在多个命名空间中可见，而其在各个命名空间中的局部ID各不相同。level表示可以看到该进程的命名空间的数目(换言之，即包含该进程的命名空间在命名空间层次结构中的深度)，而numbers是一个upid实例的数组，每个数组项都对应于一个命名空间。注意该数组形式上只有一个数组项，如果一个进程只包含在全局命名空间中，那么确实如此。由于该数组位于结构的末尾，因此只要分配更多的内存空间，即可向数组添加附加的项。

由于所有共享同一ID的task_struct实例都按进程存储在一个散列表中，因此需要在struct task_struct中增加一个散列表元素：

struct task_struct {

...

/* PID与PID散列表的联系。 */

struct pid_link pids[PIDTYPE_MAX];

...

};

辅助数据结构pid_link可以将task_struct连接到表头在struct pid中的散列表上：

struct pid_link

{

struct hlist_node node;

struct pid *pid;

};

pid指向进程所属的pid结构实例，node用作散列表元素。

为在给定的命名空间中查找对应于指定PID数值的pid结构实例，使用了一个散列表：kernel/pid.c

static struct hlist_head *pid_hash;

hlist_head是一个内核的标准数据结构，用于建立双链散列表(附录C描述了该散列表的结构，并介绍了用于处理该数据结构的几个辅助函数)。

pid_hash用作一个hlist_head数组。数组的元素数目取决于计算机的内存配置，大约在24=16和212=4096之间。 pidhash_init用于计算恰当的容量并分配所需的内存。

假如已经分配了struct pid的一个新实例，并设置用于给定的ID类型。它会如下附加到task_struct：kernel/pid.c

int fastcall attach_pid(struct task_struct *task, enum pid_type type,

struct pid *pid)

{

struct pid_link *link;

link= &task->pids[type];

link->pidpid= pid;

hlist_add_head_rcu(&link->node, &pid->tasks[type]);

return 0;

}

这里建立了双向连接：task_struct可以通过task_struct->pids[type]->pid访问pid实例。而从 pid实例开始，可以遍历tasks[type]散列表找到task_struct。hlist_add_head_rcu是遍历散列表的标准函数，此外还确保了遵守RCU机制(参见第5章)。因为，在其他内核组件并发地操作散列表时，可防止竞态条件(race condition)出现。

函数

内核提供了若干辅助函数，用于操作和扫描上面描述的数据结构。本质上内核必须完成下面两个不同的任务。

(1) 给出局部数字ID和对应的命名空间，查找此二元组描述的task_struct。

(2) 给出task_struct、ID类型、命名空间，取得命名空间局部的数字ID。

我们首先专注于如何将task_struct实例变为数字ID。这个过程包含下面两个步骤。

(1) 获得与task_struct关联的pid实例。辅助函数task_pid、task_tgid、task_pgrp和task_session分别用于取得不同类型的ID。获取PID的实现很简单：

static inline struct pid *task_pid(struct task_struct *task)

{

return task->pids[PIDTYPE_PID].pid;

}

获取TGID的做法类似，因为TGID不过是线程组组长的PID而已。只要将上述实现替换为task-> group_leader->pids[PIDTYPE_PID].pid即可。

找出进程组ID则需要使用PIDTYPE_PGID作为数组索引，但该ID仍然需要从线程组组长的task_ struct实例获取：

static inline struct pid *task_pgrp(struct task_struct *task)

{

return task->group_leader->pids[PIDTYPE_PGID].pid;

}

(2) 在获得pid实例之后，从struct pid的numbers数组中的uid信息，即可获得数字ID：kernel/pid.c

pid_t pid_nr_ns(struct pid *pid, struct pid_namespace *ns)

{

struct upid *upid;

pid_tnr=0;

if (pid && ns->level<= pid->level) {

upid= &pid->numbers[ns->level];

if (upid->ns== ns)

nr=upid->nr;

}

return nr;

}

因为父命名空间可以看到子命名空间中的PID，反过来却不行，内核必须确保当前命名空间的level小于或等于产生局部PID的命名空间的 level。

同样重要的是要注意到，内核只需要关注产生全局PID。因为全局命名空间中所有其他ID类型都会映射到PID，因此不必生成诸如全局TGID或 SID。

除了在第2步使用的pid_nr_ns之外，内核还可以使用下列辅助函数：

pid_vnr返回该ID所属的命名空间所看到的局部PID；

pid_nr则获取从init进程看到的全局PID。

这两个函数都依赖于pid_nr_ns，并自动选择适当的level：0用于获取全局PID，而pid->level则用于获取局部PID。

内核提供了几个辅助函数，合并了前述步骤：kernel/pid.c

pid_t task_pid_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns)

pid_t task_tgid_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns)

pid_t task_pgrp_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns)

pid_t task_session_nr_ns(struct task_struct *tsk, struct pid_namespace *ns)

从函数名可以明显推断其语义，因此我们不再赘述。

2.3.3　进程ID号(3)

现在我们把注意力转向内核如何将数字PID和命名空间转换为pid实例。同样需要下面两个步骤。

(1) 给出进程的局部数字PID和关联的命名空间(这是PID的用户空间表示)，为确定pid实例(这是PID的内核表示)，内核必须采用标准的散列方案。首先，根据PID和命名空间指针计算在pid_hash数组中的索引， 然后遍历散列表直至找到所要的元素。这是通过辅助函数find_pid_ns处理的：kernel/pid.c

struct pid * fastcall find_pid_ns(int nr,struct pid_namespace *ns)

struct upid的实例保存在散列表中，由于这些实例直接包含在struct pid中，内核可以使用container_of机制(参见附录C)推断出所要的信息。

(2) pid_task取出pid->tasks[type]散列表中的第一个task_struct实例。

这两个步骤可以通过辅助函数find_task_by_pid_type_ns完成：kernel/pid.c

struct task_struct *find_task_by_pid_type_ns(int type, int nr,

struct pid_namespace *ns)

{

return pid_task(find_pid_ns(nr, ns), type);

}

一些简单一点的辅助函数基于最一般性的find_task_by_pid_type_ns：

find_task_by_pid_ns(pid_t nr, struct pid_namespace * ns)根据给出的数字PID和进程的命名空间来查找task_struct实例。

find_task_by_vpid(pid_t vnr)通过局部数字PID查找进程。

find_task_by_pid(pid_t nr)通过全局数字PID查找进程。

内核源代码中许多地方都需要find_task_by_pid，因为很多特定于进程的操作(例如，使用kill发送一个信号)都通过PID标识目标进程。

3. 生成唯一的PID

除了管理PID之外，内核还负责提供机制来生成唯一的PID(尚未分配)。在这种情况下，可以忽略各种不同类型的PID之间的差别，因为按一般的 UNIX观念，只需要为PID生成唯一的数值即可。所有其他的ID都可以派生自PID，在下文讨论fork和clone时会看到这一点。在随后的几节中，名词PID还是指一般的UNIX进程ID(PIDTYPE_PID)。

为跟踪已经分配和仍然可用的PID，内核使用一个大的位图，其中每个PID由一个比特标识。PID的值可通过对应比特在位图中的位置计算而来。

因此，分配一个空闲的PID，本质上就等同于寻找位图中第一个值为0的比特，接下来将该比特设置为1。反之，释放一个PID可通过将对应的比特从1 切换为0来实现。这些操作使用下述两个函数实现：kernel/pid.c

static int alloc_pidmap(struct pid_namespace *pid_ns)

用于分配一个PID，而kernel/pid.c

static fastcall void free_pidmap(struct pid_namespace *pid_ns, int pid)

用于释放一个PID。我们这里不关注具体的实现方式，但它们必须能够在命名空间下工作。

在建立一个新进程时，进程可能在多个命名空间中是可见的。对每个这样的命名空间，都需要生成一个局部PID。这是在alloc_pid中处理的：kernel/pid.c

struct pid *alloc_pid(struct pid_namespace *ns)

{

struct pid *pid;

enum pid_type type;

int i, nr;

struct pid_namespace *tmp;

struct upid *upid;

...

tmp=ns;

for (i=ns->level; i>= 0; i--) {

nr=alloc_pidmap(tmp);

...

pid->numbers[i].nr= nr;

pid->numbers[i].ns=tmp;

tmptmp= tmp->parent;

}

pid->level=ns->level;

...

起始于建立进程的命名空间，一直到初始的全局命名空间，内核会为此间的每个命名空间分别创建一个局部PID。包含在struct pid中的所有upid都用重新生成的PID更新其数据。每个upid实例都必须置于PID散列表中：kernel/pid.c

for (i=ns->level; i>= 0; i--) {

upid= &pid->numbers[i];

hlist_add_head_rcu(&upid->pid_chain,

&pid_hash[pid_hashfn(upid->nr, upid->ns)]);

}

...

return pid;

}

2.3.4　进程关系

除了源于ID连接的关系之外，内核还负责管理建立在UNIX进程创建模型之上"家族关系"。相关讨论一般使用下列术语。

如果进程A分支形成进程B，进程A称之为父进程而进程B则是子进程。

如果进程B再次分支建立另一个进程C，进程A和进程C之间有时称之为祖孙关系。

如果进程A分支若干次形成几个子进程B1，B2，…，Bn，各个Bi进程之间的关系称之为兄弟关系。

图2-6说明了可能的进程家族关系。

(点击查看大图)图2-6　进程之间的家族关系task_struct 数据结构提供了两个链表表头，用于实现这些关系：

struct task_struct {

...

struct list_head children;  /* 子进程链表 */

struct list_head sibling;   /* 连接到父进程的子进程链表 */

...

}

children是链表表头，该链表中保存有进程的所有子进程。

sibling用于将兄弟进程彼此连接起来。

新的子进程置于sibling链表的起始位置，这意味着可以重建进程分支的时间顺序。