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Linux進程通過一個task_struct結構體描述，在linux/sched.h中定義，通過理解該結構，可更清楚的理解linux進程模型。 包含進程所有信息的task_struct數據結構是比較龐大的，但是該數據結構本身並不復雜，我們將它的所有域按其功能可做如下划分：
- 進程狀態（State）
- 進程調度信息（Scheduling Information）
- 各種標識符（Identifiers）
- 進程通信有關信息（IPC：Inter_Process Communication）
- 時間和定時器信息（Times and Timers）
- 進程鏈接信息（Links）
- 文件系統信息（File System）
- 虛擬內存信息（Virtual Memory）
- 頁面管理信息（page）
- 對稱多處理器（SMP）信息
- 和處理器相關的環境（上下文）信息（Processor Specific Context）
- 其它信息
1. 進程狀態（State）
進程執行時，它會根據具體情況改變狀態。進程狀態是調度和對換的依據。Linux中的進程主要有如下狀態，如表1所示。
表3.1 Linux進程的狀態
| 內核表示 |
含義 |
| TASK_RUNNING |
可運行 |
| TASK_INTERRUPTIBLE |
可中斷的等待狀態 |
| TASK_UNINTERRUPTIBLE |
不可中斷的等待狀態 |
| TASK_ZOMBIE |
僵死 |
| TASK_STOPPED |
暫停 |
| TASK_SWAPPING |
換入/換出 |
1).可運行狀態：處於這種狀態的進程，要么正在運行、要么正准備運行。正在運行的進程就是當前進程（由current所指向的進程），而准備運行的進程只要得到CPU就可以立即投入運行，CPU是這些進程唯一等待的系統資源。
2).等待狀態：處於該狀態的進程正在等待某個事件（event）或某個資源，它肯定位於系統中的某個等待隊列（wait_queue）中。
3).暫停狀態：此時的進程暫時停止運行來接受某種特殊處理。通常當進程接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或 SIGTTOU信號后就處於這種狀態。例如，正接受調試的進程就處於這種狀態。
4).僵死狀態：進程雖然已經終止，但由於某種原因，父進程還沒有執行wait()系統調用，終止進程的信息也還沒有回收。顧名思義，處於該狀態的進程就是死進程，這種進程實際上是系統中的垃圾，必須進行相應處理以釋放其占用的資源。
進程狀態轉換如下圖：
2.進程調度信息
調度程序利用這部分信息決定系統中哪個進程最應該運行，並結合進程的狀態信息保證系統運轉的公平和高效。這一部分信息通常包括進程的類別（普通進程還是實時進程）、進程的優先級等。表2描述了跟進程調度有關的字段，表3.3說明了幾種常用的進程調度算法及這些算法的使用范圍，如先來先服務主要用於實時進程的調度。
表2 進程調度信息
| 域名 |
含義 |
| need_resched |
調度標志 |
| Nice |
靜態優先級 |
| Counter |
動態優先級 |
| Policy |
調度策略 |
| rt_priority |
實時優先級 |
表3 進程調度的策略
| 名稱 |
解釋 |
適用范圍 |
| SCHED_OTHER |
其他調度 |
普通進程 |
| SCHED_FIFO |
先來先服務調度 |
實時進程 |
| SCHED_RR |
時間片輪轉調度 |
只有root用戶能通過sched_setscheduler（）系統調用來改變調度策略。
3.標識符（Identifiers）
每個進程有進程標識符、用戶標識符、組標識符，如表4所示。
不管對內核還是普通用戶來說，怎么用一種簡單的方式識別不同的進程呢？這就引入了進程標識符（PID：process identifier），每個進程都有一個唯一的標識符，內核通過這個標識符來識別不同的進程，同時，進程標識符PID也是內核提供給用戶程序的接口，用戶程序通過PID對進程發號施令。PID是32位的無符號整數，它被順序編號：新創建進程的PID通常是前一個進程的PID加1。然而，為了與16位硬件平台的傳統Linux系統保持兼容，在Linux上允許的最大PID號是32767，當內核在系統中創建第32768個進程時，就必須重新開始使用已閑置的PID號。
表4 各種標識符
| 域名 |
含義 |
| Pid |
進程標識符 |
| Uid、gid |
用戶標識符、組標識符 |
| Euid、egid |
有效用戶標識符、有效組標識符 |
| Suid、sgid |
備份用戶標識符、備份組標識符 |
| Fsuid、fsgid |
文件系統用戶標識符、文件系統組標識符 |
4.進程通信有關信息（IPC：Inter_Process Communication）
為了使進程能在同一項任務上協調工作，進程之間必須能進行通信即交流數據。
Linux支持多種不同形式的通信機制。它支持典型的Unix 通信機制（IPC Mechanisms）：信號（Signals）、管道（Pipes），也支持System V 通信機制：共享內存（Shared Memory）、信號量和消息隊列（Message Queues）,如表5
表5 進程通信有關信息
| 域名 |
含義 |
| Spinlock_t sigmask_lock |
信號掩碼的自旋鎖 |
| Long blocked |
信號掩碼 |
| Struct signal *sig |
信號處理函數 |
| Struct sem_undo *semundo |
為避免死鎖而在信號量上設置的取消操作 |
| Struct sem_queue *semsleeping |
與信號量操作相關的等待隊列 |
5.進程鏈接信息（Links）
程序創建的進程具有父/子關系。因為一個進程能創建幾個子進程，而子進程之間有兄弟關系，在task_struct結構中有幾個域來表示這種關系。
在Linux系統中，除了初始化進程init，其他進程都有一個父進程（parent process）或稱為雙親進程。可以通過fork（）或clone()系統調用來創建子進程，除了進程標識符（PID）等必要的信息外，子進程的task_struct結構中的絕大部分的信息都是從父進程中拷貝，或說“克隆”過來的。系統有必要記錄這種“親屬”關系，使進程之間的協作更加方便，例如父進程給子進程發送殺死（kill）信號、父子進程通信等，就可以用這種關系很方便地實現。
每個進程的task_struct結構有許多指針，通過這些指針，系統中所有進程的task_struct結構就構成了一棵進程樹，這棵進程樹的根就是初始化進程init的task_struct結構（init進程是Linux內核建立起來后人為創建的一個進程，是所有進程的祖先進程）。表6是進程所有的鏈接信息。
表6 進程鏈接信息
| 名稱 |
解釋 [指向哪個進程] |
| p_opptr |
祖先 |
| p_pptr |
父進程 |
| p_cptr |
子進程 |
| p_ysptr |
弟進程 |
| p_osptr |
兄進程 |
| Pidhash_next、 Pidhash_pprev |
進程在哈希表中的鏈接 |
| Next_task、 prev_task |
進程在雙向循環鏈表中的鏈接 |
| Run_list |
運行隊列的鏈表 |
6.時間和定時器信息（Times and Timers）
一個進程從創建到終止叫做該進程的生存期（lifetime）。進程在其生存期內使用CPU的時間，內核都要進行記錄，以便進行統計、計費等有關操作。進程耗費CPU的時間由兩部分組成：一是在用戶模式（或稱為用戶態）下耗費的時間、一是在系統模式（或稱為系統態）下耗費的時間。每個時鍾滴答，也就是每個時鍾中斷，內核都要更新當前進程耗費CPU的時間信息。
表7是和時間有關的域，上面所說的counter是指進程剩余的CPU時間片，也和時間有關，所以這里我們再次提及它。表8是進程的所有定時器。
表7與時間有關的域
| 域名 |
含義 |
| Start_time |
進程創建時間 |
| Per_cpu_utime |
進程在某個CPU上運行時在用戶態下耗費的時間 |
| Per_cpu_stime |
進程在某個CPU上運行時在系統態下耗費的時間 |
| Counter |
進程剩余的時間片 |
表8 進程的所有定時器
| 定時器類型 |
解釋 |
什么時候更新 |
用來表示此種定時器的域 |
| ITIMER_REAL |
實時定時器 |
實時更新，即不論該進程是否運行 |
it_real_value |
| it_real_incr |
|||
| real_timer |
|||
| ITIMER_VIRTUAL |
虛擬定時器 |
只在進程運行於用戶態時更新 |
it_virt_value |
| it_virt_incr |
|||
| ITIMER_PROF |
概況定時器 |
進程運行於用戶態和系統態時更新 |
it_prof_value |
| it_prof_incr |
7.文件系統信息（File System）
進程可以打開或關閉文件，文件屬於系統資源，Linux內核要對進程使用文件的情況進行記錄。task_struct結構中有兩個數據結構用於描述進程與文件相關的信息。其中，fs_struct中描述了兩個VFS索引節點（VFS inode），這兩個索引節點叫做root和pwd，分別指向進程的可執行映象所對應的根目錄（home directory）和當前目錄或工作目錄。file_struct結構用來記錄了進程打開的文件的描述符（descriptor）。如表9所示。
表9 與文件系統相關的域
| 定義形式 |
解釋 |
| Sruct fs_struct *fs |
進程的可執行映象所在的文件系統 |
| Struct files_struct *files |
進程打開的文件 |
在文件系統中，每個VFS索引節點唯一描述一個文件或目錄，同時該節點也是向更低層的文件系統提供的統一的接口。
8.虛擬內存信息（Virtual Memory）
除了內核線程（kernel thread），每個進程都擁有自己的地址空間（也叫虛擬空間），用mm_struct來描述。另外Linux2.4還引入了另外一個域active_mm,這是為內核線程而引入。因為內核線程沒有自己的地址空間，為了讓內核線程與普通進程具有統一的上下文切換方式，當內核線程進行上下文切換時，讓切換進來的線程的active_mm指向剛被調度出去的進程的active_mm（如果進程的mm域不為空，則其active_mm域與mm域相同）。內存信息如表10所示
表10 虛擬內存描述信息
| 定義形式 |
解釋 |
| Struct mm_struct *mm |
描述進程的地址空間 |
| Struct mm_struct *active_mm |
內核線程所借用的地址空間 |
9.頁面管理信息
當物理內存不足時，Linux內存管理子系統需要把內存中的部分頁面交換到外存，其交換是以頁為單位的。有關頁面的描述信息如表11。
表11 頁面管理信息
| 定義形式 |
解釋 |
| Int swappable |
進程占用的內存頁面是否可換出 |
| Unsigned long min_flat, maj_flt,nswap |
進程累計的次（minor）缺頁次數、 主(major)次數及累計換出、換入頁面數 |
| Unsigned long cmin_flat, cmaj_flt,cnswap |
本進程作為祖先進程，其所有層次子進程的累計的次（minor）缺頁次數、主(major)次數及累計換出、換入頁面數 |
10.進程內核棧及current宏
在Linux-2.6內核中堆棧這么定義：
union thread_union { struct thread_info thread_info; unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)]; };
根據內核的配置，THREAD_SIZE既可以是4K字節(1個頁面)也可以是8K字節(2個頁面)。thread_info是52個字節長。下圖是當設為8KB時候的內核堆棧：Thread_info在這個內存區的開始處，內核堆棧從末端向下增長。進程描述符不是在這個內存區中，而分別通過task與thread_info指針使thread_info與進程描述符互聯。所以獲得當前進程描述符的current定義如下:
#define current get_current() static inline struct task_struct * get_current(void) { return current_thread_info()->task; } static inline struct thread_info *current_thread_info(void) { struct thread_info *ti; __asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (ti) : "" (~(THREAD_SIZE - 1))); return ti; }
根據THREAD_SIZE大小，分別屏蔽掉內核棧的12-bit LSB(4K)或13-bit LSB(8K)，從而獲得內核棧的起始位置，及當前進程描述符的指針。