本教程操作环境：linux7.3系统、Dell G3电脑。
一、0号进程
0号进程，通常也被称为idle进程，或者也称为swapper进程。
每个进程都有一个进程控制块PCB（Process Control Block），PCB的数据结构类型是struct task_struct。idle进程对应的PCB是 struct task_struct init_task。
(资料图)
idle进程是唯一一个没有通过fork或者kernel_thread产生的进程，因为 init_task 是静态变量（初始化了的全局变量），其他进程的PCB都是fork或者kernel_thread动态申请内存创建的。
每个进程都有对应的一个函数，idle进程的函数是 start_kernel()，因为进入该函数前，栈指针SP已经指向 init_task 的栈顶了，处于什么进程，看SP指向哪个进程的栈。
0号进程是linux启动的第一个进程，它的task_struct的comm字段为"swapper",所以也称为swpper进程。
#define INIT_TASK_COMM "swapper"
当系统中所有的进程起来后，0号进程也就蜕化为idle进程，当一个core上没有任务可运行时就会去运行idle进程。一旦运行idle进程则此core就可以进入低功耗模式了，在ARM上就是WFI。
我们本节重点关注是0号进程是如何启动的。在linux内核中为0号进程专门定义了一个静态的task_struct的结构，称为init_task。
/* * Set up the first task table, touch at your own risk!. Base=0, * limit=0x1fffff (=2MB) */struct task_struct init_task= {#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK .thread_info = INIT_THREAD_INFO(init_task), .stack_refcount = ATOMIC_INIT(1),#endif .state = 0, .stack = init_stack, .usage = ATOMIC_INIT(2), .flags = PF_KTHREAD, .prio = MAX_PRIO - 20, .static_prio = MAX_PRIO - 20, .normal_prio = MAX_PRIO - 20, .policy = SCHED_NORMAL, .cpus_allowed = CPU_MASK_ALL, .nr_cpus_allowed= NR_CPUS, .mm = NULL, .active_mm = &init_mm, .tasks = LIST_HEAD_INIT(init_task.tasks), .ptraced = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptraced), .ptrace_entry = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptrace_entry), .real_parent = &init_task, .parent = &init_task, .children = LIST_HEAD_INIT(init_task.children), .sibling = LIST_HEAD_INIT(init_task.sibling), .group_leader = &init_task, RCU_POINTER_INITIALIZER(real_cred, &init_cred), RCU_POINTER_INITIALIZER(cred, &init_cred), .comm = INIT_TASK_COMM, .thread = INIT_THREAD, .fs = &init_fs, .files = &init_files, .signal = &init_signals, .sighand = &init_sighand, .blocked = {{0}}, .alloc_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.alloc_lock), .journal_info = NULL, INIT_CPU_TIMERS(init_task) .pi_lock = __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.pi_lock), .timer_slack_ns = 50000, /* 50 usec default slack */ .thread_pid = &init_struct_pid, .thread_group = LIST_HEAD_INIT(init_task.thread_group), .thread_node = LIST_HEAD_INIT(init_signals.thread_head),};EXPORT_SYMBOL(init_task);这个结构体中的成员都是静态定义了，为了简单说明，对这个结构做了简单的删减。同时我们只关注这个结构中的以下几个字段，别的先不关注。
.thread_info = INIT_THREAD_INFO(init_task), 这个结构在thread_info和内核栈的关系中有详细的描述
.stack = init_stack, init_stack就是内核栈的静态的定义
.comm = INIT_TASK_COMM, 0号进程的名称。
在这么thread_info和stack都涉及到了Init_stack， 所以先看下init_stack在哪里设置的。
最终发现init_task是在链接脚本中定义的。
#define INIT_TASK_DATA(align) \ . = ALIGN(align); \ __start_init_task = .; \ init_thread_union = .; \ init_stack = .; \ KEEP(*(.data..init_task)) \ KEEP(*(.data..init_thread_info)) \ . = __start_init_task + THREAD_SIZE; \ __end_init_task = .;
在链接脚本中定义了一个INIT_TASK_DATA的宏。
其中__start_init_task就是0号进程的内核栈的基地址，当然了init_thread_union=init_task=__start_init_task的。
而0号进程的内核栈的结束地址等于__start_init_task + THREAD_SIZE， THREAD_SIZE的大小在ARM64一般是16K，或者32K。则__end_init_task就是0号进程的内核栈的结束地址。
idle进程由系统自动创建, 运行在内核态，idle进程其pid=0，其前身是系统创建的第一个进程，也是唯一一个没有通过fork或者kernel_thread产生的进程。完成加载系统后，演变为进程调度、交换。
二、Linux内核的启动
熟悉linux内核的朋友都知道，linux内核的启动 ，一般都是有bootloader来完成装载，bootloader中会做一些硬件的初始化，然后会跳转到linux内核的运行地址上去。
如果熟悉ARM架构的盆友也清楚，ARM64架构分为EL0, EL1, EL2, EL3。正常的启动一般是从高特权模式向低特权模式启动的。通常来说ARM64是先运行EL3，再EL2，然后从EL2就trap到EL1，也就是我们的Linux内核。
我们来看下Linux内核启动的代码。
代码路径：arch/arm64/kernel/head.S文件中
/* * Kernel startup entry point. * --------------------------- * * The requirements are: * MMU = off, D-cache = off, I-cache = on or off, * x0 = physical address to the FDT blob. * * This code is mostly position independent so you call this at * __pa(PAGE_OFFSET + TEXT_OFFSET). * * Note that the callee-saved registers are used for storing variables * that are useful before the MMU is enabled. The allocations are described * in the entry routines. */ /* * The following callee saved general purpose registers are used on the * primary lowlevel boot path: * * Register Scope Purpose * x21 stext() .. start_kernel() FDT pointer passed at boot in x0 * x23 stext() .. start_kernel() physical misalignment/KASLR offset * x28 __create_page_tables() callee preserved temp register * x19/x20 __primary_switch() callee preserved temp registers */ENTRY(stext) bl preserve_boot_args bl el2_setup // Drop to EL1, w0=cpu_boot_mode adrp x23, __PHYS_OFFSET and x23, x23, MIN_KIMG_ALIGN - 1 // KASLR offset, defaults to 0 bl set_cpu_boot_mode_flag bl __create_page_tables /* * The following calls CPU setup code, see arch/arm64/mm/proc.S for * details. * On return, the CPU will be ready for the MMU to be turned on and * the TCR will have been set. */ bl __cpu_setup // initialise processor b __primary_switchENDPROC(stext)
上面就是内核在调用start_kernel之前做的主要工作了。
preserve_boot_args用来保留bootloader传递的参数，比如ARM上通常的dtb的地址
el2_setup：从注释上来看是， 用来trap到EL1，说明我们在运行此指令前还在EL2
__create_page_tables： 用来创建页表，linux才有的是页面管理物理内存的，在使用虚拟地址之前需要设置好页面，然后会打开MMU。目前还是运行在物理地址上的
__primary_switch： 主要任务是完成MMU的打开工作
__primary_switch: adrp x1, init_pg_dir bl __enable_mmu ldr x8, =__primary_switched adrp x0, __PHYS_OFFSET br x8ENDPROC(__primary_switch)
主要是调用__enable_mmu来打开mmu，之后我们访问的就是虚拟地址了
调用__primary_switched来设置0号进程的运行内核栈，然后调用start_kernel函数
/* * The following fragment of code is executed with the MMU enabled. * * x0 = __PHYS_OFFSET */__primary_switched: adrp x4, init_thread_union add sp, x4, #THREAD_SIZE adr_l x5, init_task msr sp_el0, x5 // Save thread_info adr_l x8, vectors // load VBAR_EL1 with virtual msr vbar_el1, x8 // vector table address isb stp xzr, x30, [sp, #-16]! mov x29, sp str_l x21, __fdt_pointer, x5 // Save FDT pointer ldr_l x4, kimage_vaddr // Save the offset between sub x4, x4, x0 // the kernel virtual and str_l x4, kimage_voffset, x5 // physical mappings // Clear BSS adr_l x0, __bss_start mov x1, xzr adr_l x2, __bss_stop sub x2, x2, x0 bl __pi_memset dsb ishst // Make zero page visible to PTW add sp, sp, #16 mov x29, #0 mov x30, #0 b start_kernelENDPROC(__primary_switched)
init_thread_union就是我们在链接脚本中定义的，也就是0号进程的内核栈的栈底
add sp, x4, #THREAD_SIZE： 设置堆栈指针SP的值，就是内核栈的栈底+THREAD_SIZE的大小。现在SP指到了内核栈的顶端
最终通过b start_kernel就跳转到我们熟悉的linux内核入口处了。 至此0号进程就已经运行起来了。
三、1号进程
3.1 1号进程的创建
当一条b start_kernel指令运行后，内核就开始的内核的全面初始化操作。
asmlinkage __visible void __init start_kernel(void){ char *command_line; char *after_dashes; set_task_stack_end_magic(&init_task); smp_setup_processor_id(); debug_objects_early_init(); cgroup_init_early(); local_irq_disable(); early_boot_irqs_disabled = true; /* * Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then * enable them. */ boot_cpu_init(); page_address_init(); pr_notice("%s", linux_banner); setup_arch(&command_line); /* * Set up the the initial canary and entropy after arch * and after adding latent and command line entropy. */ add_latent_entropy(); add_device_randomness(command_line, strlen(command_line)); boot_init_stack_canary(); mm_init_cpumask(&init_mm); setup_command_line(command_line); setup_nr_cpu_ids(); setup_per_cpu_areas(); smp_prepare_boot_cpu(); /* arch-specific boot-cpu hooks */ boot_cpu_hotplug_init(); build_all_zonelists(NULL); page_alloc_init(); 。。。。。。。 acpi_subsystem_init(); arch_post_acpi_subsys_init(); sfi_init_late(); /* Do the rest non-__init"ed, we"re now alive */ arch_call_rest_init();}void __init __weak arch_call_rest_init(void){ rest_init();}start_kernel函数就是内核各个重要子系统的初始化，比如mm, cpu, sched, irq等等。最后会调用一个rest_init剩余部分初始化，start_kernel在其最后一个函数rest_init的调用中，会通过kernel_thread来生成一个内核进程，后者则会在新进程环境下调 用kernel_init函数，kernel_init一个让人感兴趣的地方在于它会调用run_init_process来执行根文件系统下的 /sbin/init等程序。
noinline void __ref rest_init(void){ struct task_struct *tsk; int pid; rcu_scheduler_starting(); /* * We need to spawn init first so that it obtains pid 1, however * the init task will end up wanting to create kthreads, which, if * we schedule it before we create kthreadd, will OOPS. */ pid = kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS); /* * Pin init on the boot CPU. Task migration is not properly working * until sched_init_smp() has been run. It will set the allowed * CPUs for init to the non isolated CPUs. */ rcu_read_lock(); tsk = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns); set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpumask_of(smp_processor_id())); rcu_read_unlock(); numa_default_policy(); pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES); rcu_read_lock(); kthreadd_task = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns); rcu_read_unlock(); /* * Enable might_sleep() and smp_processor_id() checks. * They cannot be enabled earlier because with CONFIG_PREEMPT=y * kernel_thread() would trigger might_sleep() splats. With * CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y the init task might have scheduled * already, but it"s stuck on the kthreadd_done completion. */ system_state = SYSTEM_SCHEDULING; complete(&kthreadd_done);}在这个rest_init函数中我们只关系两点：
pid = kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);
pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);
/* * Create a kernel thread. */pid_t kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags){ return _do_fork(flags|CLONE_VM|CLONE_UNTRACED, (unsigned long)fn, (unsigned long)arg, NULL, NULL, 0);}很明显这是创建了两个内核线程，而kernel_thread最终会调用do_fork根据参数的不同来创建一个进程或者内核线程。关系do_fork的实现我们在后面会做详细的介绍。当内核线程创建成功后就会调用设置的回调函数。
当kernel_thread(kernel_init)成功返回后，就会调用kernel_init内核线程，其实这时候1号进程已经产生了。1号进程的执行函数就是kernel_init, 这个函数被定义init/main.c中，接下来看下kernel_init主要做什么事情。
static int __ref kernel_init(void *unused){ int ret; kernel_init_freeable(); /* need to finish all async __init code before freeing the memory */ async_synchronize_full(); ftrace_free_init_mem(); free_initmem(); mark_readonly(); /* * Kernel mappings are now finalized - update the userspace page-table * to finalize PTI. */ pti_finalize(); system_state = SYSTEM_RUNNING; numa_default_policy(); rcu_end_inkernel_boot(); if (ramdisk_execute_command) { ret = run_init_process(ramdisk_execute_command); if (!ret) return 0; pr_err("Failed to execute %s (error %d)\n", ramdisk_execute_command, ret); } /* * We try each of these until one succeeds. * * The Bourne shell can be used instead of init if we are * trying to recover a really broken machine. */ if (execute_command) { ret = run_init_process(execute_command); if (!ret) return 0; panic("Requested init %s failed (error %d).", execute_command, ret); } if (!try_to_run_init_process("/sbin/init") || !try_to_run_init_process("/etc/init") || !try_to_run_init_process("/bin/init") || !try_to_run_init_process("/bin/sh")) return 0; panic("No working init found. Try passing init= option to kernel. " "See Linux Documentation/admin-guide/init.rst for guidance.");}kernel_init_freeable函数中就会做各种外设驱动的初始化。
最主要的工作就是通过execve执行/init可以执行文件。它按照配置文件/etc/initab的要求，完成系统启动工作，创建编号为1号、2号...的若干终端注册进程getty。每个getty进程设置其进程组标识号，并监视配置到系统终端的接口线路。当检测到来自终端的连接信号时，getty进程将通过函数execve（）执行注册程序login，此时用户就可输入注册名和密码进入登录过程，如果成功，由login程序再通过函数execv（）执行shell，该shell进程接收getty进程的pid，取代原来的getty进程。再由shell直接或间接地产生其他进程。
我们通常将init称为1号进程，其实在刚才kernel_init的时候1号线程已经创建成功，也可以理解kernel_init是1号进程的内核态，而我们所熟知的init进程是用户态的，调用execve函数之前属于内核态，调用之后就属于用户态了，执行的代码段与0号进程不在一样。
1号内核线程负责执行内核的部分初始化工作及进行系统配置，并创建若干个用于高速缓存和虚拟主存管理的内核线程。
至此1号进程就完美的创建成功了，而且也成功执行了init可执行文件。
3.2 init进程
随后，1号进程调用do_execve运行可执行程序init，并演变成用户态1号进程，即init进程。
init进程是linux内核启动的第一个用户级进程。init有许多很重要的任务，比如像启动getty（用于用户登录）、实现运行级别、以及处理孤立进程。
它按照配置文件/etc/initab的要求，完成系统启动工作，创建编号为1号、2号…的若干终端注册进程getty。
每个getty进程设置其进程组标识号，并监视配置到系统终端的接口线路。当检测到来自终端的连接信号时，getty进程将通过函数do_execve（）执行注册程序login，此时用户就可输入注册名和密码进入登录过程，如果成功，由login程序再通过函数execv（）执行shell，该shell进程接收getty进程的pid，取代原来的getty进程。再由shell直接或间接地产生其他进程。
上述过程可描述为：0号进程->1号内核进程->1号用户进程（init进程）->getty进程->shell进程
注意，上述过程描述中提到：1号内核进程调用执行init函数并演变成1号用户态进程（init进程），这里前者是init是函数，后者是进程。两者容易混淆，区别如下：
kernel_init函数在内核态运行，是内核代码
init进程是内核启动并运行的第一个用户进程，运行在用户态下。
一号内核进程调用execve()从文件/etc/inittab中加载可执行程序init并执行，这个过程并没有使用调用do_fork()，因此两个进程都是1号进程。
当内核启动了自己之后（已被装入内存、已经开始运行、已经初始化了所有的设备驱动程序和数据结构等等），通过启动用户级程序init来完成引导进程的内核部分。因此，init总是第一个进程（它的进程号总是1）。
当init开始运行，它通过执行一些管理任务来结束引导进程，例如检查文件系统、清理/tmp、启动各种服务以及为每个终端和虚拟控制台启动getty，在这些地方用户将登录系统。
在系统完全起来之后，init为每个用户已退出的终端重启getty（这样下一个用户就可以登录）。init同样也收集孤立的进程：当一个进程启动了一个子进程并且在子进程之前终止了，这个子进程立刻成为init的子进程。对于各种技术方面的原因来说这是很重要的，知道这些也是有好处的，因为这便于理解进程列表和进程树图。init的变种很少。绝大多数Linux发行版本使用sysinit（由Miguel van Smoorenburg著），它是基于System V的init设计。UNIX的BSD版本有一个不同的init。最主要的不同在于运行级别：System V有而BSD没有（至少是传统上说）。这种区别并不是主要的。在此我们仅讨论sysvinit。 配置init以启动getty：/etc/inittab文件。
3.3 init程序
1号进程通过execve执行init程序来进入用户空间，成为init进程，那么这个init在哪里呢
内核在几个位置上来查寻init，这几个位置以前常用来放置init，但是init的最适当的位置（在Linux系统上）是/sbin/init。如果内核没有找到init，它就会试着运行/bin/sh，如果还是失败了，那么系统的启动就宣告失败了。
因此init程序是一个可以又用户编写的进程, 如果希望看init程序源码的朋友，可以参见。
| init包 | 说明 |
| sysvinit | 早期一些版本使用的初始化进程工具, 目前在逐渐淡出linux历史舞台, sysvinit 就是 system V 风格的 init 系统，顾名思义，它源于 System V 系列 UNIX。它提供了比 BSD 风格 init 系统更高的灵活性。是已经风行了几十年的 UNIX init 系统，一直被各类 Linux 发行版所采用。 |
| upstart | debian, Ubuntu等系统使用的initdaemon |
| systemd | Systemd 是 Linux 系统中最新的初始化系统（init），它主要的设计目标是克服 sysvinit 固有的缺点，提高系统的启动速度 |
Ubuntu等使用deb包的系统可以通过dpkg -S查看程序所在的包
CentOS等使用rpm包的系统可以通过rpm -qf查看系统程序所在的包
四、2号进程
2号进程，也是由0号进程创建的。而且2号进程是所有内核线程父进程。
2号进程就是刚才rest_init中创建的另外一个内核线程。kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);
当kernel_thread(kthreadd)返回时，2号进程已经创建成功了。而且会回调kthreadd函数。
int kthreadd(void *unused){ struct task_struct *tsk = current; /* Setup a clean context for our children to inherit. */ set_task_comm(tsk, "kthreadd"); ignore_signals(tsk); set_cpus_allowed_ptr(tsk, cpu_all_mask); set_mems_allowed(node_states[N_MEMORY]); current->flags |= PF_NOFREEZE; cgroup_init_kthreadd(); for (;;) { set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); if (list_empty(&kthread_create_list)) schedule(); __set_current_state(TASK_RUNNING); spin_lock(&kthread_create_lock); while (!list_empty(&kthread_create_list)) { struct kthread_create_info *create; create = list_entry(kthread_create_list.next, struct kthread_create_info, list); list_del_init(&create->list); spin_unlock(&kthread_create_lock); create_kthread(create); spin_lock(&kthread_create_lock); } spin_unlock(&kthread_create_lock); } return 0;}这段代码大概的意思也很简单明显；
设置当前进程的名字为"kthreadd"，也就是task_struct的comm字段然后就是while循环，设置当前的进程的状态是TASK_INTERRUPTIBLE是可以中断的判断kthread_create_list链表是不是空，如果是空则就调度出去，让出cpu如果不是空，则从链表中取出一个，然后调用kthread_create去创建一个内核线程。所以说所有的内核线程的父进程都是2号进程，也就是kthreadd。五、总结
linux启动的第一个进程是0号进程，是静态创建的，称为idle进程或者swapper进程。
在0号进程启动后会接连创建两个进程，分别是1号进程和2和进程。
1号进程最终会使用execve函数去调用可init可执行文件，init进程最终会去创建所有的应用进程，所以被称为inti进程。
2号进程会在内核中负责创建所有的内核线程，被称为kthreadd进程。
所以说0号进程是1号和2号进程的父进程；1号进程是所有用户态进程的父进程；2号进程是所有内核线程的父进程。
我们通过ps命令就可以详细的观察到这一现象。
root@ubuntu:zhuxl$ ps -eFUID PID PPID C SZ RSS PSR STIME TTY TIME CMDroot 1 0 0 56317 5936 2 Feb16 ? 00:00:04 /sbin/initroot 2 0 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:00 [kthreadd]
上面很清晰的显示：PID=1的进程是init，PID=2的进程是kthreadd。而他们俩的父进程PPID=0，也就是0号进程。
UID PID PPID C SZ RSS PSR STIME TTY TIME CMDroot 4 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [kworker/0:0H]root 6 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [mm_percpu_wq]root 7 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:10 [ksoftirqd/0]root 8 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:02:11 [rcu_sched]root 9 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [rcu_bh]root 10 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [migration/0]root 11 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [watchdog/0]root 12 2 0 0 0 0 Feb16 ? 00:00:00 [cpuhp/0]root 13 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:00 [cpuhp/1]root 14 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:00 [watchdog/1]root 15 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:00 [migration/1]root 16 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:11 [ksoftirqd/1]root 18 2 0 0 0 1 Feb16 ? 00:00:00 [kworker/1:0H]root 19 2 0 0 0 2 Feb16 ? 00:00:00 [cpuhp/2]root 20 2 0 0 0 2 Feb16 ? 00:00:00 [watchdog/2]root 21 2 0 0 0 2 Feb16 ? 00:00:00 [migration/2]root 22 2 0 0 0 2 Feb16 ? 00:00:11 [ksoftirqd/2]root 24 2 0 0 0 2 Feb16 ? 00:00:00 [kworker/2:0H]
再来看下，所有内核线性的PPI=2， 也就是所有内核线性的父进程都是kthreadd进程。
UID PID PPID C SZ RSS PSR STIME TTY TIME CMDroot 362 1 0 21574 6136 2 Feb16 ? 00:00:03 /lib/systemd/systemd-journaldroot 375 1 0 11906 2760 3 Feb16 ? 00:00:01 /lib/systemd/systemd-udevdsystemd+ 417 1 0 17807 2116 3 Feb16 ? 00:00:02 /lib/systemd/systemd-resolvedsystemd+ 420 1 0 35997 788 3 Feb16 ? 00:00:00 /lib/systemd/systemd-timesyncdroot 487 1 0 43072 6060 0 Feb16 ? 00:00:00 /usr/bin/python3 /usr/bin/networkd-dispatcher --run-startup-triggersroot 489 1 0 8268 2036 2 Feb16 ? 00:00:00 /usr/sbin/cron -froot 490 1 0 1138 548 0 Feb16 ? 00:00:01 /usr/sbin/acpidroot 491 1 0 106816 3284 1 Feb16 ? 00:00:00 /usr/sbin/ModemManagerroot 506 1 0 27628 2132 2 Feb16 ? 00:00:01 /usr/sbin/irqbalance --foreground
所有用户态的进程的父进程PPID=1，也就是1号进程都是他们的父进程。
相关推荐：《Linux视频教程》
以上就是linux中0号进程是什么的详细内容，更多请关注php中文网其它相关文章！
