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  • 2021-05-12 10:17:22

    在linux系统管理中,我们有时候需要kill掉某个用户的所有进程,初学者一般先查询出用户的所有pid,然后一条条kill掉,或者写好一个脚本,实际上方法都有现成的,这边有4种方法,我们以kill用户ttlsa为例.

    1. pkill方式

    复制代码代码如下:# pkill -u ttlsa

    2. killall方式

    复制代码代码如下:# killall -u ttlsa

    3. ps方式ps列出ttlsa的pid,然后依次kill掉,比较繁琐.

    复制代码代码如下:# ps -ef | grep ttlsa | awk '{ print $2 }' | sudo xargs kill -9

    4. pgrep方式pgrep -u参数查出用户的所有pid,然后依次kill

    复制代码代码如下:# pgrep -u ttlsa | sudo xargs kill -9

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    原文链接:https://www.cnblogs.com/viviwind/archive/2012/09/22/2698450.html

    内核态:

    当一个任务(进程)执行系统调用而陷入内核代码中执行时,我们就称进程处于内核运行态。此时处理器处于特权级最高的(0级)内核代码中执行。当进程处于内核态时,执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。

    用户态:

    每个进程都有自己的内核栈。当进程在执行用户自己的代码时,则称其处于用户运行态。即此时处理器在特权级最低的(3级)用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时,此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。 

    用户态和内核态的区别:

    用户态下和内核态下工作的程序有很多差别,但最重要的差别就在于特权级的不同,即权力的不同。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序。

    特权级:

    举个例子,fork()函数,对于任何操作系统来说,创建一个新的进程都是属于核心功能,因为它要做很多底层细致地工作,消耗系统的物理资源,比如分配物理内存,从父进程拷贝相关信息,拷贝设置页目录页表等等,这些显然不能随便让哪个程序就能去做,于是就自然引出特权级别的概念,显然,最关键性的权力必须由高特权级的程序来执行,这样才可以做到集中管理,减少有限资源的访问和使用冲突。

     

    用户态切换到内核态的3种方式

    1. 系统调用

    这是用户态进程主动要求切换到内核态的一种方式,用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作,比如前例中fork()实际上就是执行了一个创建新进程的系统调用。而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现,例如Linux的int 80h中断。

    2.异常

    当CPU在执行运行在用户态下的程序时,发生了某些事先不可知的异常,这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关程序中,也就转到了内核态,比如缺页异常。

    3.外围设备的中断

    当外围设备完成用户请求的操作后,会向CPU发出相应的中断信号,这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序,如果先前执行的指令是用户态下的程序,那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态的切换。比如硬盘读写操作完成,系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。

    这3种方式是系统在运行时由用户态转到内核态的最主要方式,其中系统调用可以认为是用户进程主动发起的,异常和外围设备中断则是被动的。

     

    具体的切换操作

    从触发方式上看,可以认为存在前述3种不同的类型,但是从最终实际完成由用户态到内核态的切换操作上来说,涉及的关键步骤是完全一致的,没有任何区别,都相当于执行了一个中断响应的过程,因为系统调用实际上最终是中断机制实现的,而异常和中断的处理机制基本上也是一致的,关于它们的具体区别这里不再赘述。关于中断处理机制的细节和步骤这里也不做过多分析,涉及到由用户态切换到内核态的步骤主要包括:

    1.从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息。

    2.使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起来,这个过程也完成了由用户栈到内核栈的切换过程,同时保存了z暂停执行的程序的下一条指令。

    3.将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs,eip信息装入相应的寄存器,开始执行中断处理程序,这时就转到了内核态的程序执行了。

    展开全文
  • 进程用户栈和内核栈

    千次阅读 2017-06-07 11:37:52
    进程是程序的一次执行过程。用剧本和演出来类比,程序相当于剧本,而进程则相当于剧本的一次演出,舞台、灯光则相当于进程的运行环境。 进程的堆栈 每个进程都有自己的堆栈,内核在创建一个新的进程时,在创建进程...

    进程是程序的一次执行过程。用剧本和演出来类比,程序相当于剧本,而进程则相当于剧本的一次演出,舞台、灯光则相当于进程的运行环境。
    进程的堆栈
    每个进程都有自己的堆栈,内核在创建一个新的进程时,在创建进程控制块task_struct的同时,也为进程创建自己堆栈。一个进程 有2个堆栈,用户堆栈和系统堆栈;用户堆栈的空间指向用户地址空间,内核堆栈的空间指向内核地址空间。当进程在用户态运行时,CPU堆栈指针寄存器指向的 用户堆栈地址,使用用户堆栈,当进程运行在内核态时,CPU堆栈指针寄存器指向的是内核栈空间地址,使用的是内核栈;
    进程用户栈和内核栈之间的切换
    当进程由于中断或系统调用从用户态转换到内核态时,进程所使用的栈也要从用户栈切换到内核栈。系统调用实质就是通过指令产生中断,称为软中断。进程因为中断(软中断或硬件产生中断),使得CPU切换到特权工作模式,此时进程陷入内核态,进程进入内核态后,首先把用户态的堆栈地址保存在内核堆栈中,然后设置堆栈指针寄存器的地址为内核栈地址,这样就完成了用户栈向内核栈的切换。
    当进程从内核态切换到用户态时,最后把保存在内核栈中的用户栈地址恢复到CPU栈指针寄存器即可,这样就完成了内核栈向用户栈的切换。
    这里要理解一下内核堆栈。前面我们讲到,进程从用户态进入内核态时,需要在内核栈中保存用户栈的地址。那么进入内核态时,从哪里获得内核栈的栈指针呢?
    要解决这个问题,先要理解从用户态刚切换到内核态以后,进程的内核栈总是空的。这点很好理解,当进程在用户空间运行时,使用的是用户 栈;当进程在内核态运行时,内核栈中保存进程在内核态运行的相关信息,但是当进程完成了内核态的运行,重新回到用户态时,此时内核栈中保存的信息全部恢 复,也就是说,进程在内核态中的代码执行完成回到用户态时,内核栈是空的。
    理解了从用户态刚切换到内核态以后,进程的内核栈总是空的,那刚才这个问题就很好理解了,因为内核栈是空的,那当进程从用户态切换到内核态后,把内核栈的栈顶地址设置给CPU的栈指针寄存器就可以了。
    X86 Linux内核栈定义如下(可能现在的版本有所改变,但不妨碍我们对内核栈的理解):
    在/include/linux/sched.h中定义了如下一个联合结构:
    union task_union {
    struct task_struct task;
    unsigned long stack[2408];
    };
    从这个结构可以看出,内核栈占8kb的内存区。实际上,进程的task_struct结构所占的内存是由内核动态分配的,更确切地说,内核根本不给task_struct分配内存,而仅仅给内核栈分配8K的内存,并把其中的一部分给task_struct使用。
    这样内核栈的起始地址就是union task_union变量的地址+8K 字节的长度。例如:我们动态分配一个union task_union类型的变量如下:
    unsigned char *gtaskkernelstack
    gtaskkernelstack = kmalloc(sizeof(union task_union));

    那么该进程每次进入内核态时,内核栈的起始地址均为:(unsigned char *)gtaskkernelstack + 8096

    进程上下文
    进程切换现场称为进程上下文(context),包含了一个进程所具有的全部信息,一般包括:进程控制块(Process Control Block,PCB)、有关程序段和相应的数据集。

    进程控制块PCB(任务控制块)
    进程控制块是进程在内存中的静态存在方式,Linux内核中用task_struct表示一个进程(相当于进程的人事档案)。进程的静 态描述必须保证一个进程在获得CPU并重新进入运行态时,能够精确的接着上次运行的位置继续进行,相关的程序段,数据以及CPU现场信息必须保存。处理机 现场信息主要包括处理机内部寄存器和堆栈等基本数据。
    进程控制块一般可以分为进程描述信息、进程控制信息,进程相关的资源信息和CPU现场保护机构。

    进程的切换
    当一个进程的时间片到时,进程需要让出CPU给其他进程运行,内核需要进行进程切换。
    Linux 的进程切换是通过调用函数进程切换函数schedule来实现的。进程切换主要分为2个步骤:
    1. 调用switch_mm()函数进行进程页表的切换;
    2. 调用 switch_to() 函数进行 CPU寄存器切换;

    __switch_to定义在/arch/arm/kernel目录下的entry-armv.S 文件中,源码如下:

    
    -----------------------------------------------------------------------------
    ENTRY(__switch_to)
     UNWIND(.fnstart    )
     UNWIND(.cantunwind )
        add ip, r1, #TI_CPU_SAVE
        ldr r3, [r2, #TI_TP_VALUE]
        stmia   ip!, {r4 - sl, fp, sp, lr} @ Store most regs on stack
    #ifdef CONFIG_MMU
        ldr r6, [r2, #TI_CPU_DOMAIN]
    #endif
    #if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 6
    #ifdef CONFIG_CPU_32v6K
        clrex
    #else
        strex   r5, r4, [ip]            @ Clear exclusive monitor
    #endif
    #endif
    #if defined(CONFIG_HAS_TLS_REG)
        mcr p15, 0, r3, c13, c0, 3      @ set TLS register
    #elif !defined(CONFIG_TLS_REG_EMUL)
        mov r4, #0xffff0fff
        str r3, [r4, #-15]          @ TLS val at 0xffff0ff0
    #endif
    #ifdef CONFIG_MMU
        mcr p15, 0, r6, c3, c0, 0       @ Set domain register
    #endif
        mov r5, r0
        add r4, r2, #TI_CPU_SAVE
        ldr r0, =thread_notify_head
        mov r1, #THREAD_NOTIFY_SWITCH
        bl atomic_notifier_call_chain
        mov r0, r5
        ldmia   r4, {r4 - sl, fp, sp, pc}   @ Load all regs saved previously
     UNWIND(.fnend      )
    ENDPROC(__switch_to)
    ----------------------------------------------------------

    Switch_to的处理流程如下:

    1. 保存本进程的CPU寄存器(PC、R0 ~ R13)到本进程的栈中;
    2. 保存SP(本进程的栈基地址)到task->thread.save 中;
    3. 从新进程的task->thread.save恢复SP为新进程的栈基地址;
    4. 从新进程的栈中恢复新进程的CPU相关寄存器值,
    5. 新进程开始运行,完成任务切换。

    这里读者可能会问,在进行任务切换的时候,到底是在运行进程1还是运行进程2呢?进程切换的时候,已经进行页表切换,那页表切换之后,切换进程使用的是进程1还是进程2的页表呢?

    要回答这个问题,首先我们要明白由谁来完成进程切换?

    通过对操作系统的理解,毫无疑问,进程切换是由内核来完成的,也就是说,在进行进程切换时,CPU运行在内核模式,使用的是内核空间的内核代码,它既不属于进程1,也不属于进程2,当进程的时间片到时,内核提供服务来完成进程的切换。既不使用进程1的页表,也不使用进程2的页表,使用的内核映射页表。这样我们就很好理解上面的问题了。

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  • 进程用户态和内核态及其切换过程

    千次阅读 2020-05-24 22:50:10
    进程用户空间运行时,CPU堆栈指针寄存器里面的内容是用户堆栈地址,使用用户栈;当进程在内核空间时,CPU堆栈指针寄存器里面的内容是内核栈空间地址,使用内核栈。 2.进程用户栈和内核栈的切换   &...

    1.进程的堆栈

        内核在创建进程的时候,会为进程创建相应的堆栈。每个进程会有两个栈,一个用户栈,存在于用户空间,一个内核栈,存在于内核空间。当进程在用户空间运行时,CPU堆栈指针寄存器里面的内容是用户堆栈地址,使用用户栈;当进程在内核空间时,CPU堆栈指针寄存器里面的内容是内核栈空间地址,使用内核栈。

    2.进程用户栈和内核栈的切换

        当进程因为中断或者系统调用而陷入内核态之行时,进程所使用的堆栈也要从用户栈转到内核栈。
        进程进入内核态后,先把用户态堆栈的地址保存在内核栈之中,然后设置堆栈指针寄存器的内容为内核栈的地址,这样就完成了用户栈向内核栈的转换;当进程从内核态恢复到用户态时,在内核态执行的最后将保存在内核栈里面的用户栈的地址恢复到堆栈指针寄存器即可。这样就实现了内核栈和用户栈的互转。
        那么,我们知道从内核转到用户态时用户栈的地址是在陷入内核的时候保存在内核栈里面的,但是在陷入内核的时候,我们是如何知道内核栈的地址的呢?
        关键在进程从用户态转到内核态的时候,进程的内核栈总是空的。这是因为,当进程在用户态运行时,使用的是用户栈,当进程陷入到内核态时,内核栈保存进程在内核态运行的相关信心,但是一旦进程返回到用户态后,内核栈中保存的信息无效,会全部恢复,因此每次进程从用户态陷入内核的时候得到的内核栈都是空的。所以在进程陷入内核的时候,直接把内核栈的栈底地址给堆栈指针寄存器就可以了。

    3.用户态和内核态的区别

        对于任何操作系统来说,创建一个新的进程都是属于核心功能,因为它要做很多底层细致地工作,消耗系统的物理资源,比如分配物理内存,从父进程拷贝相关信息,拷贝设置页目录页表等等,这些显然不能随便让哪个程序就能去做,于是就自然引出特权级别的概念,显然,最关键性的权力必须由高特权级的程序来执行,这样才可以做到集中管理,减少有限资源的访问和使用冲突。
        特权级显然是非常有效的管理和控制程序执行的手段,因此在硬件上对特权级做了很多支持,就Intel x86架构的CPU来说一共有0~3四个特权级,0级最高,3级最低,硬件上在执行每条指令时都会对指令所具有的特权级做相应的检查。硬件已经提供了一套特权级使用的相关机制,软件自然要好好利用,这属于操作系统要做的事情,对于Unix/Linux来说,只使用了0级特权级和3级特权级。也就是说在Unix/Linux系统中,一条工作在0级特权级的指令具有了CPU能提供的最高权力,而一条工作在3级特权级的指令具有CPU提供的最低或者说最基本权力。
    当程序运行在3级特权级上时,就可以称之为运行在用户态,因为这是最低特权级,是普通的用户进程运行的特权级,大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态;反之,当程序运行在0级特权级上时,就可以称之为运行在内核态。
        虽然用户态下和内核态下工作的程序有很多差别,但最重要的差别就在于特权级的不同,即权力的不同。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序,比如用户态程序不能直接调用sys_fork(),因为sys_fork()工作在内核态,属于内核态程序。
        系统中执行的程序大部分时间运行在用户态,在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态。

    4.用户态切换内核态的时机

    1. 系统调用

        这是用户态进程主动要求切换到内核态的一种方式,用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作,比如前例中fork()实际上就是执行了一个创建新进程的系统调用。而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现,例如Linux的int 80h中断。
    2. 异常

        当CPU在执行运行在用户态下的程序时,发生了某些事先不可知的异常,这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关程序中,也就转到了内核态,比如缺页异常。

    1. 外围设备的中断

        当外围设备完成用户请求的操作后,会向CPU发出相应的中断信号,这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序,如果先前执行的指令是用户态下的程序,那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态的切换。比如硬盘读写操作完成,系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。

        这3种方式是系统在运行时由用户态转到内核态的最主要方式,其中系统调用可以认为是用户进程主动发起的,异常和外围设备中断则是被动的。

    5.具体切换操作

        关于中断处理机制的细节和步骤这里也不做过多分析,涉及到由用户态切换到内核态的步骤主要包括:

    1.从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息。
    2.使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起来,这个过程也完成了由用户栈到内核栈的切换过程,同时保存了被暂停执行的程序的下一条指令。
    3.将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs,eip信息装入相应的寄存器,开始执行中断处理程序,这时就转到了内核态的程序执行了。
    4.内核态程序执行完毕时如果要从内核态返回用户态,可以通过执行指令iret来完成,指令iret会将先前压栈的进入内核态前的cs,eip,eflags,ss,esp信息从栈里弹出,加载到各个对应的寄存器中,重新开始执行用户态的程序.

        简单来说,和文章1部分提到的一样,将用户态程序的信息压入到内核栈里,将内核程序装入相应寄存器中并开始执行内核程序,执行完毕后将内核栈的信息重新装入对应的寄存器中,并继续执行用户程序。(这里需要区分内核栈信息和程序执行时存储在寄存器内的信息)

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