前面已经谈了内核加载与系统引导过程，下面我们来看看内核的 do_fork() 函数是如何创建一个新的进程的。在 Linux 内核中,供用户创建进程的系统调用fork()函数的响应函数是 sys_fork()、sys_clone()、sys_vfork()。这三个函数都是通过调用内核函数 do_fork() 来实现的。根据调用时所使用的 clone_flags 参数不同，do_fork() 函数完成的工作也各异。这部分内容简单，我不打算就此而展开分析。下面我们重点来讲解以下 do_fork() 函数的工作原理。我们知道 do_fork() 函数生成一个新的进程，大致分为三个步骤。1、建立进程控制结构并赋初值，使其成为进程映像。这个过程完成以下内容。在内存中分配一个 task_struct 数据结构，以代表即将产生的新进程。把父进程 PCB 的内容复制到新进程的 PCB 中。为新进程分配一个唯一的进程标识号 PID 和 user_struct 结构。然后检查用户具有执行一个新进程所必须具有的资源。重新设置 task_struct 结构中那些与父进程值不同的数据成员。设置进程管理信息，根据所提供的 clone_flags 参数值，决定是否对父进程 task_struct 中的指针 fs 、files 指针等所选择的部分进行拷贝，如果 clone_flags 参数指明的是共享而不是拷贝，则将其计数器 count 的值加 1 ，否则就拷贝新进程所需要的相关信息内容 PCB 。这个地方是区分 sys_fork() 还是 sys_clone() 。
2、必须为新进程的执行设置跟踪进程执行情况的相关内核数据结构。包括 任务数组、自由时间列表 tarray_freelist 以及 pidhash[] 数组。这部分完成如下内容：
把新进程加入到进程链表中。把新进程加入到 pidhash 散列表中，并增加任务计数值。通过拷贝父进程的上、下文来初始化硬件的上下文（TSS段、LDT以及 GDT）。
3、启动调度程序，使子进程获得运行的机会。这部分完成以下动作：
设置新的就绪队列状态 TASK_RUNING , 并将新进程挂到就绪队列中，并重新启动调度程序使其运行。向父进程返回子进程的 PID，设置子进程从 do_fork() 返回 0 值。
下面就具体的 do_fork() 函数程序代码进行分析（该代码位于 kernel/fork.c 文件中）int do_fork(unsigned long clone_flags,unsigned long stack_start, struct pt_regs *regs, unsigned long stack_size){ int retval; structtask_struct *p; structcompletion vfork; retval = -EPERM ; if ( clone_flags & CLONE_PID ) { if ( current->pid ) goto fork_out; } reval = -ENOMEM ; p = alloc_task_struct(); // 分配内存建立新进程的 task_struct 结构 if ( !p ) goto fork_out; *p = *current ;//将当前进程的 task_struct 结构的内容复制给新进程的 PCB结构 retval = -EAGAIN; //下面代码对父、子进程 task_struct 结构中不同值的数据成员进行赋值 if ( atomic_read ( &p->user->processes ) >= p->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur && !capable( CAP_SYS_ADMIN ) && !capable( CAP_SYS_RESOURCE )) goto bad_fork_free; atomic_inc ( &p->user->__count); //count 计数器加 1 atomic_inc ( &p->user->processes);//进程数加 1 if ( nr_threads >= max_threads ) goto bad_fork_cleanup_count ; get_exec_domain( p->exec_domain ); if ( p->binfmt && p->binfmt->module ) __MOD_INC_USE_COUNT( p->binfmt->module );//可执行文件 binfmt 结构共享计数 + 1 p->did_exec = 0 ; //进程未执行 p->swappable = 0 ; //进程不可换出 p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE ; //置进程状态 copy_flags( clone_flags,p ); //拷贝进程标志位 p->pid = get_pid( clone_flags ); //为新进程分配进程标志号 p->run_list.next = NULL ; p->run_list.prev = NULL ; p->run_list.cptr = NULL ; init_waitqueue_head( &p->wait_childexit ); //初始化 wait_childexit 队列 p->vfork_done= NULL ; if ( clone_flags & CLONE_VFORK ) { p->vfork_done = &vfork ; init_completion(&vfork) ; } spin_lock_init( &p->alloc_lock ); p->sigpending = 0 ; init_sigpending( &p->pending ); p->it_real_value = p->it_virt_value = p->it_prof_value = 0 ;//初始化时间数据成员 p->it_real_incr = p->it_virt_incr = p->it_prof_incr = 0 ; //初始化定时器结构 init_timer( &p->real_timer ); p->real_timer.data = (unsigned long)p; p->leader = 0 ; p->tty_old_pgrp = 0 ; p->times.tms_utime = p->times.tms_stime = 0 ; //初始化进程的各种运行时间 p->times.tms_cutime = p->times.tms_cstime = 0 ;#ifdef CONFIG_SMP //初始化对称处理器成员 { int i; p->cpus_runnable = ~0UL; p->processor = current->processor ; for( i = 0 ; i < smp_num_cpus ; i++ ) p->per_cpu_utime[ i ] = p->per_cpu_stime[ i ] = 0; spin_lock_init ( &p->sigmask_lock ); }#endif p->lock_depth = -1 ; // 注意：这里 -1 代表 no ,表示在上下文切换时，内核不上锁 p->start_time = jiffies ; // 设置进程的起始时间 INIT_LIST_HEAD ( &p->local_pages ); retval = -ENOMEM ; if ( copy_files ( clone_flags , p )) //拷贝父进程的 files 指针，共享父进程已打开的文件 goto bad_fork_cleanup ; if ( copy_fs ( clone_flags , p )) //拷贝父进程的 fs 指针，共享父进程文件系统 goto bad_fork_cleanup_files ; if ( copy_sighand ( clone_flags , p )) //子进程共享父进程的信号处理函数指针 goto bad_fork_cleanup_fs ; if ( copy_mm ( clone_flags , p )) goto bad_fork_cleanup_mm ; //拷贝父进程的 mm 信息，共享存储管理信息 retval = copy_thread( 0 , clone_flags , stack_start, stack_size , p regs ); //初始化 TSS、LDT以及GDT项 if ( retval ) goto bad_fork_cleanup_mm ; p->semundo = NULL ; //初始化信号量成员 p->prent_exec_id = p-self_exec_id ; p->swappable = 1 ; //进程占用的内存页面可换出 p->exit_signal = clone_flag & CSIGNAL ; p->pdeatch_signal = 0 ; //注意：这里是父进程消亡后发送的信号 p->counter = (current->counter + 1) >> 1 ;//进程动态优先级，这里设置成父进程的一半,应注意的是，这里是采用位操作来实现的。 current->counter >> =1; if ( !current->counter ) current->need_resched = 1 ; //置位重新调度标记，实际上从这个地方开始，分裂成了父子两个进程。 retval = p->pid ; p->tpid = retval ; INIT_LIST_HEAD( &p->thread_group ); write_lock_irq( &tasklist_lock ); p->p_opptr = current->p_opptr ; p->p_pptr = current->p_pptr ; if ( !( clone_flags & (CLONE_PARENT | CLONE_THREAD ))) { p->opptr = current ; if ( !(p->ptrace & PT_PTRACED) ) p->p_pptr = current ; } if ( clone_flags & CLONE_THREAD ){ p->tpid = current->tpid ; list_add ( &p->thread_group,¤t->thread_group ); } SET_LINKS(p); hash_pid(p); nr_threads++; write_unlock_irq( &tasklist_lock ); if ( p->ptrace & PT_PTRACED ) send_sig( SIGSTOP , p ,1 ); wake_up_process(p); //把新进程加入运行队列，并启动调度程序重新调度，使新进程获得运行机会 ++total_forks ; if ( clone_flags & CLONE_VFRK ) wait_for_completion(&vfork); //以下是出错处理部分 fork_out: return retval; bad_fork_cleanup_mm: exit_mm(p); bad_fork_cleanup_sighand: exit_sighand(p); bad_fork_cleanup_fs: exit_fs(p); bad_fork_cleanup_files: exit_files(p); bad_fork_cleanup: put_exec_domain( p->exec_domain ); if ( p->binfmt && p->binfmt->module ) __MOD_DEC_USE_COUNT( p->binfmt->module ); bad_fork_cleanup_count: atomic_dec( &p->user->processes ); free_uid ( p->user ); bad_fork_free: free_task_struct(p); goto fork_out;}PS:代码是分析完了，有两个方面的体会：一、这个函数重点是理解进程分裂的部分，其中两次返回 pid 的值是理解的重中之重。二、尽管我一直不主张在程序中大量使用 goto 语句，不得不承认，那些大牛的 goto 语句用在此处是恰到好处啊。^_^
那段岁月，无论从何种角度读你，你都完美无缺，
