Linux进程管理(2)：进程创建的copy_process和进程销毁

 4. copy_process: 进程描述符的处理
    copy_process函数也在./linux/kernel/fork.c中。它会用当前进程的一个副本来创建新进程并分配pid，但不会实际启动这个新进程。它会复制寄存器中的值、所有与进程环境相关的部分，每个clone标志。新进程的实际启动由调用者来完成。

    对于每一个进程而言，内核为其单独分配了一个内存区域，这个区域存储的是内核栈和该进程所对应的一个小型进程描述符thread_info结构。在./linux/arch/x86/include/asm/thread_info.h中，如下：

struct thread_info {
    struct task_struct  *task;      /* 主进程描述符 */
    struct exec_domain  *exec_domain;   /* 执行域 */
    __u32           flags;      /* 低级别标志 */
    __u32           status;     /* 线程同步标志 */
    __u32           cpu;        /* 当前CPU */
    int         preempt_count;  /* 0 => 可抢占, <0 => BUG */
    mm_segment_t        addr_limit;
    struct restart_block    restart_block;
    void __user     *sysenter_return;
#ifdef CONFIG_X86_32
    unsigned long           previous_esp;   /* 先前栈的ESP，以防嵌入的（IRQ）栈 */
    __u8            supervisor_stack[0];
#endif
    int         uaccess_err;
};

/* ... */

/* 怎样从C获取当前栈指针 */
register unsigned long current_stack_pointer asm("esp") __used;

/* 怎样从C获取当前线程信息结构 */
static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
{
    return (struct thread_info *)
        (current_stack_pointer & ~(THREAD_SIZE - 1));
}

    之所以将线程信息结构称之为小型的进程描述符，是因为在这个结构中并没有直接包含与进程相关的字段，而是通过task字段指向具体某个进程描述符。通常这块内存区域的大小是8KB，也就是两个页的大小（有时候也使用一个页来存储，即4KB）。一个进程的内核栈和thread_info结构之间的逻辑关系如下图所示：

图1 进程内核栈和thread_info结构的存储

    从上图可知，内核栈是从该内存区域的顶层向下（从高地址到低地址）增长的，而thread_info结构则是从该区域的开始处向上（从低地址到高地址）增长。内核栈的栈顶地址存储在esp寄存器中。所以，当进程从用户态切换到内核态后，esp寄存器指向这个区域的末端。从代码的角度来看，内核栈和thread_info结构是被定义在./linux/include/linux/sched.h中的一个联合体当中的：

union thread_union {
    struct thread_info thread_info;
    unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

    其中，THREAD_SIZE的值取8192时，stack数组的大小为2048；THREAD_SIZE的值取4096时，stack数组的大小为 1024。现在我们应该思考，为何要将内核栈和thread_info（其实也就相当于task_struct，只不过使用thread_info结构更节省空间）紧密的放在一起？最主要的原因就是内核可以很容易的通过esp寄存器的值获得当前正在运行进程的thread_info结构的地址，进而获得当前进程描述符的地址。在上面的current_thread_info函数中，定义current_stack_pointer的这条内联汇编语句会从esp寄存器中获取内核栈顶地址，和~(THREAD_SIZE - 1)做与操作将屏蔽掉低13位（或12位，当THREAD_SIZE为4096时），此时所指的地址就是这片内存区域的起始地址，也就刚好是thread_info结构的地址。但是，thread_info结构的地址并不会对我们直接有用。我们通常可以轻松的通过 current宏获得当前进程的task_struct结构，前面已经列出过get_current()函数的代码。current宏返回的是thread_info结构task字段，而task正好指向与thread_info结构关联的那个进程描述符。得到 current后，我们就可以获得当前正在运行进程的描述符中任何一个字段了，比如我们通常所做的current->pid。
    下面看copy_process的实现。

static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
                    unsigned long stack_start,
                    struct pt_regs *regs,
                    unsigned long stack_size,
                    int __user *child_tidptr,
                    struct pid *pid,
                    int trace)
{
    int retval;
    struct task_struct *p;
    int cgroup_callbacks_done = 0;

    if ((clone_flags & (CLONE_NEWNS|CLONE_FS)) == (CLONE_NEWNS|CLONE_FS))
        return ERR_PTR(-EINVAL);

    /*
     * Thread groups must share signals as well, and detached threads
     * can only be started up within the thread group.
     */
    if ((clone_flags & CLONE_THREAD) && !(clone_flags & CLONE_SIGHAND))
        return ERR_PTR(-EINVAL);

    /*
     * Shared signal handlers imply shared VM. By way of the above,
     * thread groups also imply shared VM. Blocking this case allows
     * for various simplifications in other code.
     */
    if ((clone_flags & CLONE_SIGHAND) && !(clone_flags & CLONE_VM))
        return ERR_PTR(-EINVAL);

    /*
     * Siblings of global init remain as zombies on exit since they are
     * not reaped by their parent (swapper). To solve this and to avoid
     * multi-rooted process trees, prevent global and container-inits
     * from creating siblings.
     */
    if ((clone_flags & CLONE_PARENT) &&
                current->signal->flags & SIGNAL_UNKILLABLE)
        return ERR_PTR(-EINVAL);

    retval = security_task_create(clone_flags);
    if (retval)
        goto fork_out;

    retval = -ENOMEM;
    p = dup_task_struct(current);
    if (!p)
        goto fork_out;

    ftrace_graph_init_task(p);

    rt_mutex_init_task(p);

#ifdef CONFIG_PROVE_LOCKING
    DEBUG_LOCKS_WARN_ON(!p->hardirqs_enabled);
    DEBUG_LOCKS_WARN_ON(!p->softirqs_enabled);
#endif
    retval = -EAGAIN;
    if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >=
            p->signal->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur) {
        if (!capable(CAP_SYS_ADMIN) && !capable(CAP_SYS_RESOURCE) &&
            p->real_cred->user != INIT_USER)
            goto bad_fork_free;
    }

    retval = copy_creds(p, clone_flags);
    if (retval < 0)
        goto bad_fork_free;

    /*
     * If multiple threads are within copy_process(), then this check
     * triggers too late. This doesn't hurt, the check is only there
     * to stop root fork bombs.
     */
    retval = -EAGAIN;
    if (nr_threads >= max_threads)
        goto bad_fork_cleanup_count;

    if (!try_module_get(task_thread_info(p)->exec_domain->module))
        goto bad_fork_cleanup_count;

    p->did_exec = 0;
    delayacct_tsk_init(p);  /* Must remain after dup_task_struct() */
    copy_flags(clone_flags, p);
    INIT_LIST_HEAD(&p->children);
    INIT_LIST_HEAD(&p->sibling);
    rcu_copy_process(p);
    p->vfork_done = NULL;
    spin_lock_init(&p->alloc_lock);

    init_sigpending(&p->pending);

    p->utime = cputime_zero;
    p->stime = cputime_zero;
    p->gtime = cputime_zero;
    p->utimescaled = cputime_zero;
    p->stimescaled = cputime_zero;
    p->prev_utime = cputime_zero;
    p->prev_stime = cputime_zero;

    p->default_timer_slack_ns = current->timer_slack_ns;

    task_io_accounting_init(&p->ioac);
    acct_clear_integrals(p);

    posix_cpu_timers_init(p);

    p->lock_depth = -1;      /* -1 = no lock */
    do_posix_clock_monotonic_gettime(&p->start_time);
    p->real_start_time = p->start_time;
    monotonic_to_bootbased(&p->real_start_time);
    p->io_context = NULL;
    p->audit_context = NULL;
    cgroup_fork(p);
#ifdef CONFIG_NUMA
    p->mempolicy = mpol_dup(p->mempolicy);
    if (IS_ERR(p->mempolicy)) {
        retval = PTR_ERR(p->mempolicy);
        p->mempolicy = NULL;
        goto bad_fork_cleanup_cgroup;
    }
    mpol_fix_fork_child_flag(p);
#endif
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
    p->irq_events = 0;
#ifdef __ARCH_WANT_INTERRUPTS_ON_CTXSW
    p->hardirqs_enabled = 1;
#else
    p->hardirqs_enabled = 0;
#endif
    p->hardirq_enable_ip = 0;
    p->hardirq_enable_event = 0;
    p->hardirq_disable_ip = _THIS_IP_;
    p->hardirq_disable_event = 0;
    p->softirqs_enabled = 1;
    p->softirq_enable_ip = _THIS_IP_;
    p->softirq_enable_event = 0;
    p->softirq_disable_ip = 0;
    p->softirq_disable_event = 0;
    p->hardirq_context = 0;
    p->softirq_context = 0;
#endif
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
    p->lockdep_depth = 0; /* no locks held yet */
    p->curr_chain_key = 0;
    p->lockdep_recursion = 0;
#endif

#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES
    p->blocked_on = NULL; /* not blocked yet */
#endif

    p->bts = NULL;

    /* Perform scheduler related setup. Assign this task to a CPU. */
    sched_fork(p, clone_flags);

    retval = perf_event_init_task(p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_policy;

    if ((retval = audit_alloc(p)))
        goto bad_fork_cleanup_policy;
    /* copy all the process information */
    if ((retval = copy_semundo(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_audit;
    if ((retval = copy_files(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_semundo;
    if ((retval = copy_fs(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_files;
    if ((retval = copy_sighand(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_fs;
    if ((retval = copy_signal(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_sighand;
    if ((retval = copy_mm(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_signal;
    if ((retval = copy_namespaces(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_mm;
    if ((retval = copy_io(clone_flags, p)))
        goto bad_fork_cleanup_namespaces;
    retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p, regs);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_io;

    if (pid != &init_struct_pid) {
        retval = -ENOMEM;
        pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
        if (!pid)
            goto bad_fork_cleanup_io;

        if (clone_flags & CLONE_NEWPID) {
            retval = pid_ns_prepare_proc(p->nsproxy->pid_ns);
            if (retval < 0)
                goto bad_fork_free_pid;
        }
    }

    p->pid = pid_nr(pid);
    p->tgid = p->pid;
    if (clone_flags & CLONE_THREAD)
        p->tgid = current->tgid;

    if (current->nsproxy != p->nsproxy) {
        retval = ns_cgroup_clone(p, pid);
        if (retval)
            goto bad_fork_free_pid;
    }

    p->set_child_tid = (clone_flags & CLONE_CHILD_SETTID) ? child_tidptr : NULL;
    /*
     * Clear TID on mm_release()?
     */
    p->clear_child_tid = (clone_flags & CLONE_CHILD_CLEARTID) ? child_tidptr: NULL;
#ifdef CONFIG_FUTEX
    p->robust_list = NULL;
#ifdef CONFIG_COMPAT
    p->compat_robust_list = NULL;
#endif
    INIT_LIST_HEAD(&p->pi_state_list);
    p->pi_state_cache = NULL;
#endif
    /*
     * sigaltstack should be cleared when sharing the same VM
     */
    if ((clone_flags & (CLONE_VM|CLONE_VFORK)) == CLONE_VM)
        p->sas_ss_sp = p->sas_ss_size = 0;

    /*
     * Syscall tracing should be turned off in the child regardless
     * of CLONE_PTRACE.
     */
    clear_tsk_thread_flag(p, TIF_SYSCALL_TRACE);
#ifdef TIF_SYSCALL_EMU
    clear_tsk_thread_flag(p, TIF_SYSCALL_EMU);
#endif
    clear_all_latency_tracing(p);

    /* ok, now we should be set up.. */
    p->exit_signal = (clone_flags & CLONE_THREAD) ? -1 : (clone_flags & CSIGNAL);
    p->pdeath_signal = 0;
    p->exit_state = 0;

    /*
     * Ok, make it visible to the rest of the system.
     * We dont wake it up yet.
     */
    p->group_leader = p;
    INIT_LIST_HEAD(&p->thread_group);

    /* Now that the task is set up, run cgroup callbacks if
     * necessary. We need to run them before the task is visible
     * on the tasklist. */
    cgroup_fork_callbacks(p);
    cgroup_callbacks_done = 1;

    /* Need tasklist lock for parent etc handling! */
    write_lock_irq(&tasklist_lock);

    /* CLONE_PARENT re-uses the old parent */
    if (clone_flags & (CLONE_PARENT|CLONE_THREAD)) {
        p->real_parent = current->real_parent;
        p->parent_exec_id = current->parent_exec_id;
    } else {
        p->real_parent = current;
        p->parent_exec_id = current->self_exec_id;
    }

    spin_lock(¤t->sighand->siglock);

    /*
     * Process group and session signals need to be delivered to just the
     * parent before the fork or both the parent and the child after the
     * fork. Restart if a signal comes in before we add the new process to
     * it's process group.
     * A fatal signal pending means that current will exit, so the new
     * thread can't slip out of an OOM kill (or normal SIGKILL).
     */
    recalc_sigpending();
    if (signal_pending(current)) {
        spin_unlock(¤t->sighand->siglock);
        write_unlock_irq(&tasklist_lock);
        retval = -ERESTARTNOINTR;
        goto bad_fork_free_pid;
    }

    if (clone_flags & CLONE_THREAD) {
        atomic_inc(¤t->signal->count);
        atomic_inc(¤t->signal->live);
        p->group_leader = current->group_leader;
        list_add_tail_rcu(&p->thread_group, &p->group_leader->thread_group);
    }

    if (likely(p->pid)) {
        list_add_tail(&p->sibling, &p->real_parent->children);
        tracehook_finish_clone(p, clone_flags, trace);

        if (thread_group_leader(p)) {
            if (clone_flags & CLONE_NEWPID)
                p->nsproxy->pid_ns->child_reaper = p;

            p->signal->leader_pid = pid;
            tty_kref_put(p->signal->tty);
            p->signal->tty = tty_kref_get(current->signal->tty);
            attach_pid(p, PIDTYPE_PGID, task_pgrp(current));
            attach_pid(p, PIDTYPE_SID, task_session(current));
            list_add_tail_rcu(&p->tasks, &init_task.tasks);
            __get_cpu_var(process_counts)++;
        }
        attach_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
        nr_threads++;
    }

    total_forks++;
    spin_unlock(¤t->sighand->siglock);
    write_unlock_irq(&tasklist_lock);
    proc_fork_connector(p);
    cgroup_post_fork(p);
    perf_event_fork(p);
    return p;

bad_fork_free_pid:
    if (pid != &init_struct_pid)
        free_pid(pid);
bad_fork_cleanup_io:
    put_io_context(p->io_context);
bad_fork_cleanup_namespaces:
    exit_task_namespaces(p);
bad_fork_cleanup_mm:
    if (p->mm)
        mmput(p->mm);
bad_fork_cleanup_signal:
    if (!(clone_flags & CLONE_THREAD))
        __cleanup_signal(p->signal);
bad_fork_cleanup_sighand:
    __cleanup_sighand(p->sighand);
bad_fork_cleanup_fs:
    exit_fs(p); /* blocking */
bad_fork_cleanup_files:
    exit_files(p); /* blocking */
bad_fork_cleanup_semundo:
    exit_sem(p);
bad_fork_cleanup_audit:
    audit_free(p);
bad_fork_cleanup_policy:
    perf_event_free_task(p);
#ifdef CONFIG_NUMA
    mpol_put(p->mempolicy);
bad_fork_cleanup_cgroup:
#endif
    cgroup_exit(p, cgroup_callbacks_done);
    delayacct_tsk_free(p);
    module_put(task_thread_info(p)->exec_domain->module);
bad_fork_cleanup_count:
    atomic_dec(&p->cred->user->processes);
    exit_creds(p);
bad_fork_free:
    free_task(p);
fork_out:
    return ERR_PTR(retval);
}

    （1）定义返回值亦是retval和新的进程描述符task_struct结构p。
    （2）标志合法性检查。对clone_flags所传递的标志组合进行合法性检查。当出现以下三种情况时，返回出错代号：
    1）CLONE_NEWNS和CLONE_FS同时被设置。前者标志表示子进程需要自己的命名空间，而后者标志则代表子进程共享父进程的根目录和当前工作目录，两者不可兼容。在传统的Unix系统中，整个系统只有一个已经安装的文件系统树。每个进程从系统的根文件系统开始，通过合法的路径可以访问任何文件。在2.6版本中的内核中，每个进程都可以拥有属于自己的已安装文件系统树，也被称为命名空间。通常大多数进程都共享init进程所使用的已安装文件系统树，只有在clone_flags中设置了CLONE_NEWNS标志时，才会为此新进程开辟一个新的命名空间。
    2）CLONE_THREAD被设置，但CLONE_SIGHAND未被设置。如果子进程和父进程属于同一个线程组（CLONE_THREAD被设置），那么子进程必须共享父进程的信号（CLONE_SIGHAND被设置）。
    3）CLONE_SIGHAND被设置，但CLONE_VM未被设置。如果子进程共享父进程的信号，那么必须同时共享父进程的内存描述符和所有的页表（CLONE_VM被设置）。
    （3）安全性检查。通过调用security_task_create()和后面的security_task_alloc()执行所有附加的安全性检查。询问 Linux Security Module (LSM) 看当前任务是否可以创建一个新任务。LSM是SELinux的核心。
    （4）复制进程描述符。通过dup_task_struct()为子进程分配一个内核栈、thread_info结构和task_struct结构。注意，这里将当前进程描述符指针作为参数传递到此函数中。函数代码如下：

int __attribute__((weak)) arch_dup_task_struct(struct task_struct *dst,
                           struct task_struct *src)
{
    *dst = *src;
    return 0;
}

static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
    struct task_struct *tsk;
    struct thread_info *ti;
    unsigned long *stackend;

    int err;

    prepare_to_copy(orig);

    tsk = alloc_task_struct();
    if (!tsk)
        return NULL;

    ti = alloc_thread_info(tsk);
    if (!ti) {
        free_task_struct(tsk);
        return NULL;
    }

    err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
    if (err)
        goto out;

    tsk->stack = ti;

    err = prop_local_init_single(&tsk->dirties);
    if (err)
        goto out;

    setup_thread_stack(tsk, orig);
    stackend = end_of_stack(tsk);
    *stackend = STACK_END_MAGIC;    /* 用于溢出检测 */

#ifdef CONFIG_CC_STACKPROTECTOR
    tsk->stack_canary = get_random_int();
#endif

    /* One for us, one for whoever does the "release_task()" (usually parent) */
    atomic_set(&tsk->usage,2);
    atomic_set(&tsk->fs_excl, 0);
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_IO_TRACE
    tsk->btrace_seq = 0;
#endif
    tsk->splice_pipe = NULL;

    account_kernel_stack(ti, 1);

    return tsk;

out:
    free_thread_info(ti);
    free_task_struct(tsk);
    return NULL;
}

    首先，该函数分别定义了指向task_struct和thread_info结构体的指针。接着，prepare_to_copy为正式的分配进程描述符做一些准备工作。主要是将一些必要的寄存器的值保存到父进程的thread_info结构中。这些值会在稍后被复制到子进程的thread_info结构中。执行alloc_task_struct宏，该宏负责为子进程的进程描述符分配空间，将该片内存的首地址赋值给tsk，随后检查这片内存是否分配正确。执行alloc_thread_info宏，为子进程获取一块空闲的内存区，用来存放子进程的内核栈和thread_info结构，并将此会内存区的首地址赋值给ti变量，随后检查是否分配正确。
    上面已经说明过orig是传进来的current宏，指向当前进程描述符的指针。arch_dup_task_struct直接将orig指向的当前进程描述符内容复制到当前里程描述符tsk。接着，用atomic_set将子进程描述符的使用计数器设置为2，表示该进程描述符正在被使用并且处于活动状态。最后返回指向刚刚创建的子进程描述符内存区的指针。
    通过dup_task_struct可以看到，当这个函数成功操作之后，子进程和父进程的描述符中的内容是完全相同的。在稍后的copy_process代码中，我们将会看到子进程逐步与父进程区分开来。
    （5）一些初始化。通过诸如ftrace_graph_init_task，rt_mutex_init_task完成某些数据结构的初始化。调用copy_creds()复制证书（应该是复制权限及身份信息）。
    （6）检测系统中进程的总数量是否超过了max_threads所规定的进程最大数。
    （7）复制标志。通过copy_flags，将从do_fork()传递来的的clone_flags和pid分别赋值给子进程描述符中的对应字段。
    （8）初始化子进程描述符。初始化其中的各个字段，使得子进程和父进程逐渐区别出来。这部分工作包含初始化子进程中的children和sibling等队列头、初始化自旋锁和信号处理、初始化进程统计信息、初始化POSIX时钟、初始化调度相关的统计信息、初始化审计信息。它在copy_process函数中占据了相当长的一段的代码，不过考虑到task_struct结构本身的复杂性，也就不足为奇了。
    （9）调度器设置。调用sched_fork函数执行调度器相关的设置，为这个新进程分配CPU，使得子进程的进程状态为TASK_RUNNING。并禁止内核抢占。并且，为了不对其他进程的调度产生影响，此时子进程共享父进程的时间片。
    （10）复制进程的所有信息。根据clone_flags的具体取值来为子进程拷贝或共享父进程的某些数据结构。比如copy_semundo()、复制开放文件描述符（copy_files）、复制符号信息（copy_sighand 和 copy_signal）、复制进程内存（copy_mm）以及最终复制线程（copy_thread）。
    （11）复制线程。通过copy_threads()函数更新子进程的内核栈和寄存器中的值。在之前的dup_task_struct()中只是为子进程创建一个内核栈，至此才是真正的赋予它有意义的值。
    当父进程发出clone系统调用时，内核会将那个时候CPU中寄存器的值保存在父进程的内核栈中。这里就是使用父进程内核栈中的值来更新子进程寄存器中的值。特别的，内核将子进程eax寄存器中的值强制赋值为0，这也就是为什么使用fork()时子进程返回值是0。而在do_fork函数中则返回的是子进程的pid，这一点在上述内容中我们已经有所分析。另外，子进程的对应的thread_info结构中的esp字段会被初始化为子进程内核栈的基址。
    （12）分配pid。用alloc_pid函数为这个新进程分配一个pid，Linux系统内的pid是循环使用的，采用位图方式来管理。简单的说，就是用每一位（bit）来标示该位所对应的pid是否被使用。分配完毕后，判断pid是否分配成功。成功则赋给p->pid。
    （13）更新属性和进程数量。根据clone_flags的值继续更新子进程的某些属性。将 nr_threads加一，表明新进程已经被加入到进程集合中。将total_forks加一，以记录被创建进程数量。
    （14）如果上述过程中某一步出现了错误，则通过goto语句跳到相应的错误代码处；如果成功执行完毕，则返回子进程的描述符p。
    至此，copy_process()的大致执行过程分析完毕。
    copy_process()执行完后返回do_fork()，do_fork()执行完毕后，虽然子进程处于可运行状态，但是它并没有立刻运行。至于子进程何时执行这完全取决于调度程序，也就是schedule()的事了。
    5. 进程调度
    创建好的进程最后被插入到运行队列中，它会通过 Linux 调度程序来调度。Linux调度程序维护了针对每个优先级别的一组列表，其中保存了 task_struct 引用。当正在运行的进程时间片用完时，时钟tick产生中断，调用kernel/sched.c:scheduler_tick()进程调度器的中断处理，中断返回后就会调用schedule()。运行队列中的任务通过 schedule 函数（在 ./linux/kernel/sched.c 内）来调用，它根据加载及进程执行历史决定最佳进程。这里并不涉及此函数的分析。
    6. 进程销毁
    进程销毁可以通过几个事件驱动 、通过正常的进程结束（当一个C程序从main函数返回时startup routine调用exit）、通过信号或是通过显式地对 exit 函数的调用。不管进程如何退出，进程的结束都要借助对内核函数 do_exit（在 ./linux/kernel/exit.c 内）的调用。函数的层次结构如下图：

图2 进程销毁的函数层次结构

    exit()调用通过0x80中断跳到sys_exit内核例程处，这个例程名称可以在./linux/include/linux/syscalls.h中找到（syscalls.h中导出所有平台无关的系统调用名称），定义为asmlinkage long sys_exit(int error_code); 它会直接调用do_exit。代码如下：

NORET_TYPE void do_exit(long code)
{
    struct task_struct *tsk = current;
    int group_dead;

    profile_task_exit(tsk);

    WARN_ON(atomic_read(&tsk->fs_excl));

    if (unlikely(in_interrupt()))
        panic("Aiee, killing interrupt handler!");
    if (unlikely(!tsk->pid))
        panic("Attempted to kill the idle task!");

    /*
     * If do_exit is called because this processes oopsed, it's possible
     * that get_fs() was left as KERNEL_DS, so reset it to USER_DS before
     * continuing. Amongst other possible reasons, this is to prevent
     * mm_release()->clear_child_tid() from writing to a user-controlled
     * kernel address.
     */
    set_fs(USER_DS);

    tracehook_report_exit(&code);

    validate_creds_for_do_exit(tsk);

    /*
     * We're taking recursive faults here in do_exit. Safest is to just
     * leave this task alone and wait for reboot.
     */
    if (unlikely(tsk->flags & PF_EXITING)) {
        printk(KERN_ALERT
            "Fixing recursive fault but reboot is needed!\n");
        /*
         * We can do this unlocked here. The futex code uses
         * this flag just to verify whether the pi state
         * cleanup has been done or not. In the worst case it
         * loops once more. We pretend that the cleanup was
         * done as there is no way to return. Either the
         * OWNER_DIED bit is set by now or we push the blocked
         * task into the wait for ever nirwana as well.
         */
        tsk->flags |= PF_EXITPIDONE;
        set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);
        schedule();
    }

    exit_irq_thread();

    exit_signals(tsk);  /* sets PF_EXITING */
    /*
     * tsk->flags are checked in the futex code to protect against
     * an exiting task cleaning up the robust pi futexes.
     */
    smp_mb();
    spin_unlock_wait(&tsk->pi_lock);

    if (unlikely(in_atomic()))
        printk(KERN_INFO "note: %s[%d] exited with preempt_count %d\n",
                current->comm, task_pid_nr(current),
                preempt_count());

    acct_update_integrals(tsk);

    group_dead = atomic_dec_and_test(&tsk->signal->live);
    if (group_dead) {
        hrtimer_cancel(&tsk->signal->real_timer);
        exit_itimers(tsk->signal);
        if (tsk->mm)
            setmax_mm_hiwater_rss(&tsk->signal->maxrss, tsk->mm);
    }
    acct_collect(code, group_dead);
    if (group_dead)
        tty_audit_exit();
    if (unlikely(tsk->audit_context))
        audit_free(tsk);

    tsk->exit_code = code;
    taskstats_exit(tsk, group_dead);

    exit_mm(tsk);

    if (group_dead)
        acct_process();
    trace_sched_process_exit(tsk);

    exit_sem(tsk);
    exit_files(tsk);
    exit_fs(tsk);
    check_stack_usage();
    exit_thread();
    cgroup_exit(tsk, 1);

    if (group_dead && tsk->signal->leader)
        disassociate_ctty(1);

    module_put(task_thread_info(tsk)->exec_domain->module);

    proc_exit_connector(tsk);

    /*
     * Flush inherited counters to the parent - before the parent
     * gets woken up by child-exit notifications.
     */
    perf_event_exit_task(tsk);

    exit_notify(tsk, group_dead);
#ifdef CONFIG_NUMA
    mpol_put(tsk->mempolicy);
    tsk->mempolicy = NULL;
#endif
#ifdef CONFIG_FUTEX
    if (unlikely(current->pi_state_cache))
        kfree(current->pi_state_cache);
#endif
    /*
     * Make sure we are holding no locks:
     */
    debug_check_no_locks_held(tsk);
    /*
     * We can do this unlocked here. The futex code uses this flag
     * just to verify whether the pi state cleanup has been done
     * or not. In the worst case it loops once more.
     */
    tsk->flags |= PF_EXITPIDONE;

    if (tsk->io_context)
        exit_io_context();

    if (tsk->splice_pipe)
        __free_pipe_info(tsk->splice_pipe);

    validate_creds_for_do_exit(tsk);

    preempt_disable();
    exit_rcu();
    /* causes final put_task_struct in finish_task_switch(). */
    tsk->state = TASK_DEAD;
    schedule();
    BUG();
    /* Avoid "noreturn function does return".  */
    for (;;)
        cpu_relax();    /* For when BUG is null */
}

EXPORT_SYMBOL_GPL(do_exit);

    （1）为进程销毁做一系列准备。用set_fs设置USER_DS。注意如果do_exit是因为当前进程出现不可预知的错误而被调用，这时get_fs()有可能得到的仍然是KERNEL_DS状态，因此我们要重置它为USER_DS状态。还有一个可能原因是这可以防止mm_release()->clear_child_tid()写一个被用户控制的内核地址。
    （2）清除所有信号处理函数。exit_signals函数会设置PF_EXITING标志来表明进程正在退出，并清除所有信息处理函数。内核的其他方面会利用PF_EXITING来防止在进程被删除时还试图处理此进程。
    （3）清除一系列的进程资源。比如比如 exit_mm删除内存页、exit_files关闭所有打开的文件描述符，这会清理I/O缓存，如果缓存中有数据，就会将它们写入相应的文件，以防止文件数据的丢失。exit_fs清除当前目录关联的inode、exit_thread清除线程信息、等等。
    （4）发出退出通知。调用exit_notify执行一系列通知。例如通知父进程我正在退出。如下：

static void exit_notify(struct task_struct *tsk, int group_dead)
{
    int signal;
    void *cookie;

    /*
     * This does two things:
     *
     * A.  Make init inherit all the child processes
     * B.  Check to see if any process groups have become orphaned
     *  as a result of our exiting, and if they have any stopped
     *  jobs, send them a SIGHUP and then a SIGCONT.  (POSIX 3.2.2.2)
     */
    forget_original_parent(tsk);
    exit_task_namespaces(tsk);

    write_lock_irq(&tasklist_lock);
    if (group_dead)
        kill_orphaned_pgrp(tsk->group_leader, NULL);

    /* Let father know we died
     *
     * Thread signals are configurable, but you aren't going to use
     * that to send signals to arbitary processes.
     * That stops right now.
     *
     * If the parent exec id doesn't match the exec id we saved
     * when we started then we know the parent has changed security
     * domain.
     *
     * If our self_exec id doesn't match our parent_exec_id then
     * we have changed execution domain as these two values started
     * the same after a fork.
     */
    if (tsk->exit_signal != SIGCHLD && !task_detached(tsk) &&
        (tsk->parent_exec_id != tsk->real_parent->self_exec_id ||
         tsk->self_exec_id != tsk->parent_exec_id))
        tsk->exit_signal = SIGCHLD;

    signal = tracehook_notify_death(tsk, &cookie, group_dead);
    if (signal >= 0)
        signal = do_notify_parent(tsk, signal);

    tsk->exit_state = signal == DEATH_REAP ? EXIT_DEAD : EXIT_ZOMBIE;

    /* mt-exec, de_thread() is waiting for us */
    if (thread_group_leader(tsk) &&
        tsk->signal->group_exit_task &&
        tsk->signal->notify_count < 0)
        wake_up_process(tsk->signal->group_exit_task);

    write_unlock_irq(&tasklist_lock);

    tracehook_report_death(tsk, signal, cookie, group_dead);

    /* If the process is dead, release it - nobody will wait for it */
    if (signal == DEATH_REAP)
        release_task(tsk);
}

    exit_notify将当前进程的所有子进程的父进程ID设置为1(init)，让init接管所有这些子进程。如果当前进程是某个进程组的组长，其销毁导致进程组变为“无领导状态“，则向每个组内进程发送挂起信号SIGHUP，然后发送SIGCONT。这是遵循POSIX 3.2.2.2标准。接着向自己的父进程发送SIGCHLD信号,然后调用do_notify_parent通知父进程。若返回DEATH_REAP(这个意思是不管是否有其他进程关心本进程的退出信息，自动完成进程退出和PCB销毁)，就直接进入EXIT_DEAD状态，如果不是，则就需要变为EXIT_ZOMBIE状态。
    注意在最初父进程创建子进程时，如果调用了waitpid()等待子进程结束（表示它关心子进程的状态），子进程结束时父进程会处理它发来的SIGCHILD信号。如果不调用wait（表示它不关心子进程的死活状态），则不会处理子进程的SIGCHILD信号。参看./linux/kernel/signal.c:do_notify_parent()，代码如下：

int do_notify_parent(struct task_struct *tsk, int sig)
{
    struct siginfo info;
    unsigned long flags;
    struct sighand_struct *psig;
    int ret = sig;

    BUG_ON(sig == -1);

    /* do_notify_parent_cldstop should have been called instead.  */
    BUG_ON(task_is_stopped_or_traced(tsk));

    BUG_ON(!task_ptrace(tsk) &&
           (tsk->group_leader != tsk || !thread_group_empty(tsk)));

    info.si_signo = sig;
    info.si_errno = 0;
    /*
     * we are under tasklist_lock here so our parent is tied to
     * us and cannot exit and release its namespace.
     *
     * the only it can is to switch its nsproxy with sys_unshare,
     * bu uncharing pid namespaces is not allowed, so we'll always
     * see relevant namespace
     *
     * write_lock() currently calls preempt_disable() which is the
     * same as rcu_read_lock(), but according to Oleg, this is not
     * correct to rely on this
     */
    rcu_read_lock();
    info.si_pid = task_pid_nr_ns(tsk, tsk->parent->nsproxy->pid_ns);
    info.si_uid = __task_cred(tsk)->uid;
    rcu_read_unlock();

    info.si_utime = cputime_to_clock_t(cputime_add(tsk->utime,
                tsk->signal->utime));
    info.si_stime = cputime_to_clock_t(cputime_add(tsk->stime,
                tsk->signal->stime));

    info.si_status = tsk->exit_code & 0x7f;
    if (tsk->exit_code & 0x80)
        info.si_code = CLD_DUMPED;
    else if (tsk->exit_code & 0x7f)
        info.si_code = CLD_KILLED;
    else {
        info.si_code = CLD_EXITED;
        info.si_status = tsk->exit_code >> 8;
    }

    psig = tsk->parent->sighand;
    spin_lock_irqsave(&psig->siglock, flags);
    if (!task_ptrace(tsk) && sig == SIGCHLD &&
        (psig->action[SIGCHLD-1].sa.sa_handler == SIG_IGN ||
         (psig->action[SIGCHLD-1].sa.sa_flags & SA_NOCLDWAIT))) {
        /*
         * We are exiting and our parent doesn't care.  POSIX.1
         * defines special semantics for setting SIGCHLD to SIG_IGN
         * or setting the SA_NOCLDWAIT flag: we should be reaped
         * automatically and not left for our parent's wait4 call.
         * Rather than having the parent do it as a magic kind of
         * signal handler, we just set this to tell do_exit that we
         * can be cleaned up without becoming a zombie.  Note that
         * we still call __wake_up_parent in this case, because a
         * blocked sys_wait4 might now return -ECHILD.
         *
         * Whether we send SIGCHLD or not for SA_NOCLDWAIT
         * is implementation-defined: we do (if you don't want
         * it, just use SIG_IGN instead).
         */
        ret = tsk->exit_signal = -1;
        if (psig->action[SIGCHLD-1].sa.sa_handler == SIG_IGN)
            sig = -1;
    }
    if (valid_signal(sig) && sig > 0)
        __group_send_sig_info(sig, &info, tsk->parent);
    __wake_up_parent(tsk, tsk->parent);
    spin_unlock_irqrestore(&psig->siglock, flags);

    return ret;
}

    我们可以看到，如果父进程显示指定对子进程的SIGCHLD信号处理为SIG_IGN，或者标志为SA_NOCLDWAIT，则返回的是ret=-1，即DEATH_REAP（这个宏在./linux/include/tracehook.h中定义为－1），这时在exit_notify中子进程马上变为EXIT_DEAD，表示我已退出并且死亡，最后被后面的release_task回收，将不会再有进程等待我。否则返回值与传入的信号值相同，子进程变成EXIT_ZOMBIE，表示已退出但还没死。不管有没有处理SIGCHLD，do_notify_parent最后都会用__wake_up_parent来唤醒正在等待的父进程。
    可见子进程在结束前不一定都需要经过一个EXIT_ZOMBIE过程。如果父进程调用了waitpid等待子进程，则会显示处理它发来的SIGCHILD信号，子进程结束时会自我清理（在do_exit中自己用release_task清理）；如果父进程没有调用waitpid等待子进程，则不会处理SIGCHLD信号，子进程不会马上被清理，而是变成EXIT_ZOMBIE状态，成为著名的僵尸进程。还有一种特殊情形，如果子进程退出时父进程恰好正在睡眠（sleep），导致没来得急处理SIGCHLD，子进程也会成为僵尸，只要父进程在醒来后能调用waitpid，也能清理僵尸子进程，因为wait系统调用内部有清理僵尸子进程的代码。因此，如果父进程一直没有调用waitpid，那么僵尸子进程就只能等到父进程退出时被init接管了。init进程会负责清理这些僵尸进程（init肯定会调用wait）。
    我们可以写个简单的程序来验证，父进程创建10个子进程，子进程sleep一段时间后退出。第一种情况，父进程只对1~9号子进程调用waitpid()，1~9号子进程都正常结束，而在父进程结束前，pids[0]为EXIT_ZOMBIE。第二种情况，父进程创建10个子进程后，sleep()一段时间，在这段时间内_exit()的子进程都成为EXIT_ZOMBIE。父进程sleep()结束后，依次调用waitpid()，子进程马上变为EXIT_DEAD被清理。
    为了更好地理解怎么清理僵尸进程，我们简要地分析一下wait系统调用。wait族的系统调用如waitpid,wait4等，最后都会进入./linux/kernel/exit.c:do_wait()内核例程，而后函数链为do_wait()--->do_wait_thread()--->wait_consider_task()，在这里，如果子进程在exit_notify中设置的tsk->exit_state为EXIT_DEAD，就返回0，即wait系统调用返回，说明子进程不是僵尸进程，会自己用release_task进行回收。如果它的exit_state是EXIT_ZOMBIE，进入wait_task_zombie()。在这里使用xchg尝试把它的exit_state设置为EXIT_DEAD，可见父进程的wait4调用会把子进程由EXIT_ZOMBIE设置为EXIT_DEAD。最后wait_task_zombie()在末尾调用release_task()清理这个僵尸进程。
    （5）设置销毁标志并调度新的进程。在do_exit的最后，用exit_io_context清除IO上下文、preempt_disable禁用抢占，设置进程状态为TASK_DEAD，然后调用./linux/kernel/sched.c:schedule()来选择一个将要执行的新进程。注意进程在退出并回收之后，其位于调度器的进程列表中的进程描述符（PCB）并没有立即释放，必须在设置task_struct的state为TASK_DEAD之后，由schedule()中的finish_task_switch()--->put_task_struct()把它的PCB重新放回到free list(可用列表)中，这时PCB才算释放，然后切换到新的进程。