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标题: [kernel] 带着问题看源码 —— 进程 ID 是如何分配的 [打印本页]

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作者: 杀鸡焉用牛刀    时间: 2024-5-20 16:51
标题: [kernel] 带着问题看源码 —— 进程 ID 是如何分配的
前言

在《[apue] 进程控制那些事儿》一文中，曾提到进程 ID 并不是唯一的，在整个系统运行期间一个进程 ID 可能会出现好多次。

1. > ./pid
2. fork and exec child 18687
3. [18687] child running
4. wait child 18687 return 0
5. fork and exec child 18688
6. [18688] child running
7. wait child 18688 return 0
8. fork and exec child 18689
9. ...
10. wait child 18683 return 0
11. fork and exec child 18684
12. [18684] child running
13. wait child 18684 return 0
14. fork and exec child 18685
15. [18685] child running
16. wait child 18685 return 0
17. fork and exec child 18687
18. [18687] child running
19. wait child 18687 return 0
20. duplicated pid find: 18687, total 31930, elapse 8

复制代码

如果不停不停的 fork 子进程，在 Linux 上约莫 8 秒就会得到重复的 pid，在 macOS 上约莫是一分多钟。

1. ...
2. [32765] child running
3. wait child 32765 return 0
4. fork and exec child 32766
5. [32766] child running
6. wait child 32766 return 0
7. fork and exec child 32767
8. [32767] child running
9. wait child 32767 return 0
10. fork and exec child 300
11. [300] child running
12. wait child 300 return 0
13. fork and exec child 313
14. [313] child running
15. wait child 313 return 0
16. fork and exec child 314
17. [314] child running
18. wait child 314 return 0
19. ...

复制代码

并且在 Linux 上 pid 的分配范围是 [300, 32768)，约 3W 个；在 macOS 上是 [100，99999)，约 10W 个。
为何会产生这种差别？Linux 上是如何检索并分配空闲 pid 的？带着这个问题，找出系统对应的内核源码看个毕竟。
源码分析

和《[kernel] 带着问题看源码 —— setreuid 何时更新 saved-set-uid (SUID)》一样，这里使用 bootlin 查看内核 3.10.0 版本源码，关于 bootlin 的简单介绍也可以参考那篇文章。
进程 ID 是在 fork 时分配的，所以先搜索 sys_fork：

整个搜索过程大概是 sys_fork -> do_fork -> copy_process -> alloc_pid -> alloc_pidmap，下面分别说明。
copy_process

sys_fork & do_fork 都比较简单，其中 do_fork 紧张调用 copy_process 复制进程内容，这个函数很长，直接搜索关键字 pid ：
查看代码

1.  /*
2. * This creates a new process as a copy of the old one,
3. * but does not actually start it yet.
4. *
5. * It copies the registers, and all the appropriate
6. * parts of the process environment (as per the clone
7. * flags). The actual kick-off is left to the caller.
8. */
9. static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
10.                     unsigned long stack_start,
11.                     unsigned long stack_size,
12.                     int __user *child_tidptr,
13.                     struct pid *pid,
14.                     int trace)
15. {
16.     int retval;
17.     struct task_struct *p;
19.     ...
20.     /* copy all the process information */
21.     retval = copy_semundo(clone_flags, p);
22.     if (retval)
23.         goto bad_fork_cleanup_audit;
24.     retval = copy_files(clone_flags, p);
25.     if (retval)
26.         goto bad_fork_cleanup_semundo;
27.     retval = copy_fs(clone_flags, p);
28.     if (retval)
29.         goto bad_fork_cleanup_files;
30.     retval = copy_sighand(clone_flags, p);
31.     if (retval)
32.         goto bad_fork_cleanup_fs;
33.     retval = copy_signal(clone_flags, p);
34.     if (retval)
35.         goto bad_fork_cleanup_sighand;
36.     retval = copy_mm(clone_flags, p);
37.     if (retval)
38.         goto bad_fork_cleanup_signal;
39.     retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
40.     if (retval)
41.         goto bad_fork_cleanup_mm;
42.     retval = copy_io(clone_flags, p);
43.     if (retval)
44.         goto bad_fork_cleanup_namespaces;
45.     retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p);
46.     if (retval)
47.         goto bad_fork_cleanup_io;
49.     if (pid != &init_struct_pid) {
50.         retval = -ENOMEM;
51.         pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
52.         if (!pid)
53.             goto bad_fork_cleanup_io;
54.     }
56.     p->pid = pid_nr(pid);
57.     p->tgid = p->pid;
59.     ...
60.     if (likely(p->pid)) {
61.         ptrace_init_task(p, (clone_flags & CLONE_PTRACE) || trace);
63.         if (thread_group_leader(p)) {
64.             if (is_child_reaper(pid)) {
65.                 ns_of_pid(pid)->child_reaper = p;
66.                 p->signal->flags |= SIGNAL_UNKILLABLE;
67.             }
69.             p->signal->leader_pid = pid;
70.             p->signal->tty = tty_kref_get(current->signal->tty);
71.             attach_pid(p, PIDTYPE_PGID, task_pgrp(current));
72.             attach_pid(p, PIDTYPE_SID, task_session(current));
73.             list_add_tail(&p->sibling, &p->real_parent->children);
74.             list_add_tail_rcu(&p->tasks, &init_task.tasks);
75.             __this_cpu_inc(process_counts);
76.         }
77.         attach_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
78.         nr_threads++;
79.     }
81.     ...
82.     return p;
84. bad_fork_free_pid:
85.     if (pid != &init_struct_pid)
86.         free_pid(pid);
87. bad_fork_cleanup_io:
88.     if (p->io_context)
89.         exit_io_context(p);
90. bad_fork_cleanup_namespaces:
91.     exit_task_namespaces(p);
92. bad_fork_cleanup_mm:
93.     if (p->mm)
94.         mmput(p->mm);
95. bad_fork_cleanup_signal:
96.     if (!(clone_flags & CLONE_THREAD))
97.         free_signal_struct(p->signal);
98. bad_fork_cleanup_sighand:
99.     __cleanup_sighand(p->sighand);
100. bad_fork_cleanup_fs:
101.     exit_fs(p); /* blocking */
102. bad_fork_cleanup_files:
103.     exit_files(p); /* blocking */
104. bad_fork_cleanup_semundo:
105.     exit_sem(p);
106. bad_fork_cleanup_audit:
107.     audit_free(p);
108. bad_fork_cleanup_policy:
109.     perf_event_free_task(p);
110.     if (clone_flags & CLONE_THREAD)
111.         threadgroup_change_end(current);
112.     cgroup_exit(p, 0);
113.     delayacct_tsk_free(p);
114.     module_put(task_thread_info(p)->exec_domain->module);
115. bad_fork_cleanup_count:
116.     atomic_dec(&p->cred->user->processes);
117.     exit_creds(p);
118. bad_fork_free:
119.     free_task(p);
120. fork_out:
121.     return ERR_PTR(retval);
122. }

复制代码

copy_process 的核心就是各种资源的拷贝，体现为 copy_xxx 函数的调用，如果有对应的 copy 函数失败了，会 goto 到整个函数末尾的 bad_fork_cleanup_xxx 标签进行清理，copy 调用与清理次序是相反的，保证路径上的所有资源能得到正确释放。
在 copy_xxx 调用的末尾，搜到了一段与 pid 分配相关的代码：

1.     if (pid != &init_struct_pid) {
2.         retval = -ENOMEM;
3.         pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
4.         if (!pid)
5.             goto bad_fork_cleanup_io;
6.     }
8.     p->pid = pid_nr(pid);
9.     p->tgid = p->pid;

复制代码

起首判断进程不是 init 进程才给分配 pid (参数 pid 在 do_fork 调用 copy_process 时设置为 NULL，所以这里 if 条件为 true 可以进入)，然后通过 alloc_pid 为进程分配新的 pid。
在继续分析 alloc_pid 之前，先把搜索到的另一段包罗 pid 代码欣赏下：

1.     if (likely(p->pid)) {
2.         ptrace_init_task(p, (clone_flags & CLONE_PTRACE) || trace);
4.         if (thread_group_leader(p)) {
5.             if (is_child_reaper(pid)) {
6.                 ns_of_pid(pid)->child_reaper = p;
7.                 p->signal->flags |= SIGNAL_UNKILLABLE;
8.             }
10.             p->signal->leader_pid = pid;
11.             p->signal->tty = tty_kref_get(current->signal->tty);
12.             attach_pid(p, PIDTYPE_PGID, task_pgrp(current));
13.             attach_pid(p, PIDTYPE_SID, task_session(current));
14.             list_add_tail(&p->sibling, &p->real_parent->children);
15.             list_add_tail_rcu(&p->tasks, &init_task.tasks);
16.             __this_cpu_inc(process_counts);
17.         }
18.         attach_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
19.         nr_threads++;
20.     }

复制代码

如果 pid 分配成功，将它们设置到进程结构中以便生效，紧张工作在 attach_pid，限于篇幅就不深入研究了。
alloc_pid

代码不长，就不删减了：
查看代码

1.  struct pid *alloc_pid(struct pid_namespace *ns)
2. {
3.     struct pid *pid;
4.     enum pid_type type;
5.     int i, nr;
6.     struct pid_namespace *tmp;
7.     struct upid *upid;
9.     pid = kmem_cache_alloc(ns->pid_cachep, GFP_KERNEL);
10.     if (!pid)
11.         goto out;
13.     tmp = ns;
14.     pid->level = ns->level;
15.     for (i = ns->level; i >= 0; i--) {
16.         nr = alloc_pidmap(tmp);
17.         if (nr < 0)
18.             goto out_free;
20.         pid->numbers[i].nr = nr;
21.         pid->numbers[i].ns = tmp;
22.         tmp = tmp->parent;
23.     }
25.     if (unlikely(is_child_reaper(pid))) {
26.         if (pid_ns_prepare_proc(ns))
27.             goto out_free;
28.     }
30.     get_pid_ns(ns);
31.     atomic_set(&pid->count, 1);
32.     for (type = 0; type < PIDTYPE_MAX; ++type)
33.         INIT_HLIST_HEAD(&pid->tasks[type]);
35.     upid = pid->numbers + ns->level;
36.     spin_lock_irq(&pidmap_lock);
37.     if (!(ns->nr_hashed & PIDNS_HASH_ADDING))
38.         goto out_unlock;
39.     for ( ; upid >= pid->numbers; --upid) {
40.         hlist_add_head_rcu(&upid->pid_chain,
41.                 &pid_hash[pid_hashfn(upid->nr, upid->ns)]);
42.         upid->ns->nr_hashed++;
43.     }
44.     spin_unlock_irq(&pidmap_lock);
46. out:
47.     return pid;
49. out_unlock:
50.     spin_unlock_irq(&pidmap_lock);
51. out_free:
52.     while (++i <= ns->level)
53.         free_pidmap(pid->numbers + i);
55.     kmem_cache_free(ns->pid_cachep, pid);
56.     pid = NULL;
57.     goto out;
58. }

复制代码

代码不长但是看得云里雾里，查找了一些相关资料，3.10 内核为了支持容器，通过各种 namespace 做资源隔离，与 pid 相关的就是 pid_namespace 啦。这东西还可以嵌套、还可以对上层可见，所以做的很复杂，可以开一个单独的文章去讲它了。这里为了不偏离主题，暂时搁置，直接看 alloc_pidmap 完事儿，感爱好的可以参考附录 6。
alloc_pidmap

到这里才涉及到本文核心，每一行都很紧张，就不做删减了：

1. static int alloc_pidmap(struct pid_namespace *pid_ns)
2. {
3.     int i, offset, max_scan, pid, last = pid_ns->last_pid;
4.     struct pidmap *map;
6.     pid = last + 1;
7.     if (pid >= pid_max)
8.         pid = RESERVED_PIDS;
9.     offset = pid & BITS_PER_PAGE_MASK;
10.     map = &pid_ns->pidmap[pid/BITS_PER_PAGE];
11.     /*
12.      * If last_pid points into the middle of the map->page we
13.      * want to scan this bitmap block twice, the second time
14.      * we start with offset == 0 (or RESERVED_PIDS).
15.      */
16.     max_scan = DIV_ROUND_UP(pid_max, BITS_PER_PAGE) - !offset;
17.     for (i = 0; i <= max_scan; ++i) {
18.         if (unlikely(!map->page)) {
19.             void *page = kzalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);
20.             /*
21.              * Free the page if someone raced with us
22.              * installing it:
23.              */
24.             spin_lock_irq(&pidmap_lock);
25.             if (!map->page) {
26.                 map->page = page;
27.                 page = NULL;
28.             }
29.             spin_unlock_irq(&pidmap_lock);
30.             kfree(page);
31.             if (unlikely(!map->page))
32.                 break;
33.         }
34.         if (likely(atomic_read(&map->nr_free))) {
35.             for ( ; ; ) {
36.                 if (!test_and_set_bit(offset, map->page)) {
37.                     atomic_dec(&map->nr_free);
38.                     set_last_pid(pid_ns, last, pid);
39.                     return pid;
40.                 }
41.                 offset = find_next_offset(map, offset);
42.                 if (offset >= BITS_PER_PAGE)
43.                     break;
44.                 pid = mk_pid(pid_ns, map, offset);
45.                 if (pid >= pid_max)
46.                     break;
47.             }
48.         }
49.         if (map < &pid_ns->pidmap[(pid_max-1)/BITS_PER_PAGE]) {
50.             ++map;
51.             offset = 0;
52.         } else {
53.             map = &pid_ns->pidmap[0];
54.             offset = RESERVED_PIDS;
55.             if (unlikely(last == offset))
56.                 break;
57.         }
58.         pid = mk_pid(pid_ns, map, offset);
59.     }
60.     return -1;
61. }

复制代码

Linux 实现 pid 快速检索的关键，就是通过位图这种数据结构，在系统页大小为 4K 的情况下，一个页就可以表示 4096 * 8 = 32768 个 ID，这个数据刚好是《[apue] 进程控制那些事儿》中实测的最大进程 ID 值，看起来 Linux 只用一个内存页就解决了 pid 的快速检索、分配、释放等问题，兼顾了性能与正确性，不得不说确实精妙。
pid 范围

继续进行之前，先确定几个常量的值：

1. /* PAGE_SHIFT determines the page size */
2. #define PAGE_SHIFT        12
3. #define PAGE_SIZE        (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
4. #define PAGE_MASK        (~(PAGE_SIZE-1))
5.    
6. /*
7. * This controls the default maximum pid allocated to a process
8. */
9. #define PID_MAX_DEFAULT (CONFIG_BASE_SMALL ? 0x1000 : 0x8000)
11. /*
12. * A maximum of 4 million PIDs should be enough for a while.
13. * [NOTE: PID/TIDs are limited to 2^29 ~= 500+ million, see futex.h.]
14. */
15. #define PID_MAX_LIMIT (CONFIG_BASE_SMALL ? PAGE_SIZE * 8 : \
16.         (sizeof(long) > 4 ? 4 * 1024 * 1024 : PID_MAX_DEFAULT))
17.    
18. /*
19. * Define a minimum number of pids per cpu.  Heuristically based
20. * on original pid max of 32k for 32 cpus.  Also, increase the
21. * minimum settable value for pid_max on the running system based
22. * on similar defaults.  See kernel/pid.c:pidmap_init() for details.
23. */
24. #define PIDS_PER_CPU_DEFAULT    1024
25. #define PIDS_PER_CPU_MIN    8
28. #define BITS_PER_PAGE                (PAGE_SIZE * 8)
29. #define BITS_PER_PAGE_MASK        (BITS_PER_PAGE-1)
30. #define PIDMAP_ENTRIES                ((PID_MAX_LIMIT+BITS_PER_PAGE-1)/BITS_PER_PAGE)
31.    
32. int pid_max = PID_MAX_DEFAULT;
34. #define RESERVED_PIDS                300
36. int pid_max_min = RESERVED_PIDS + 1;
37. int pid_max_max = PID_MAX_LIMIT;

复制代码

它们受页大小、系统位数、CONFIG_BASE_SMALL 宏的影响，宏仅用于内存受限系统，可以理解为总为 0。列表看下 4K、8K 页大小与 32 位、64 位系统场景下各个常量的取值：

	PAGE_SIZE	BITS_PER_PAGE	PID_MAX_DEFAULT	PID_MAX_LIMIT	PIDMAP_ENTRIES (现实占用)
32 位 4K 页面	4096	32768	32768	32768	1
64 位 4K 页面	4096	32768	32768	4194304	128
64 位 8K 页面	8192	65536	32768	4194304	64

结论：

• 32 位系统 pid 上限为 32768
  
• 64 位系统 pid 上限为 4194304 (400 W+)
  
• 32 位系统只须要 1 个页面就可以存储所有 pid
  
• 64 位系统须要 128 个页面存储所有 pid，不过具体使用几个页面视 PAGE_SIZE 大小而定
  

搜索 pid_max 全局变量的引用，发现另有下面的逻辑：

1. void __init pidmap_init(void)
2. {
3.     /* Veryify no one has done anything silly */
4.     BUILD_BUG_ON(PID_MAX_LIMIT >= PIDNS_HASH_ADDING);
6.     /* bump default and minimum pid_max based on number of cpus */
7.     pid_max = min(pid_max_max, max_t(int, pid_max,
8.                 PIDS_PER_CPU_DEFAULT * num_possible_cpus()));
9.     pid_max_min = max_t(int, pid_max_min,
10.                 PIDS_PER_CPU_MIN * num_possible_cpus());
11.     pr_info("pid_max: default: %u minimum: %u\n", pid_max, pid_max_min);
13.     init_pid_ns.pidmap[0].page = kzalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);
14.     /* Reserve PID 0. We never call free_pidmap(0) */
15.     set_bit(0, init_pid_ns.pidmap[0].page);
16.     atomic_dec(&init_pid_ns.pidmap[0].nr_free);
17.     init_pid_ns.nr_hashed = PIDNS_HASH_ADDING;
19.     init_pid_ns.pid_cachep = KMEM_CACHE(pid,
20.             SLAB_HWCACHE_ALIGN | SLAB_PANIC);
21. }

复制代码

重点看 pid_max & pid_max_min，它们会受系统 CPU 核数影响，对于我测试机：

1. > uname -p
2. x86_64
3. > getconf PAGE_SIZE
4. 4096
5. > cat /proc/cpuinfo | grep 'processor' | wc -l
6. 2
7. > cat /proc/cpuinfo | grep 'cpu cores' | wc -l
8. 2

复制代码

为 64 位系统，页大小 4K，共有 2 * 2 = 4 个核，PID_MAX_LIMIT = 4194304、PID_MAX_DEFAULT = 32768、pid_max_cores (按核数计算的 PID_MAX 上限) 为 1024 * 4 = 4096、pid_min_cores (按核数计算的 PID_MAX 下限) 为 8 *４= 32；初始化时 pid_max = 32768、pid_max_max = 4194304、pid_max_min = 301；经过 pidmap_init 后，pid_max 被设置为 min (pid_max_max, max (pid_max, pid_max_cores)) = 32768、pid_max_min 被设置为 max (pid_max_min, pid_min_cores) = 301。
这里有一行 pr_info 打印了最终的 pid_max & pid_max_min 的值，通过 dmesg 查看：

1. > dmesg | grep pid_max
2. [    0.621979] pid_max: default: 32768 minimum: 301

复制代码

与预期相符。
CPU 核数凌驾多少时会影响 pid_max 上限？简单计算一下： 32768 / 1024 = 32。当总核数凌驾 32 时，pid_max 的上限才会凌驾 32768；CPU 核数凌驾多少时会影响 pid_max 下限？301 / 4 = 75，当总核数凌驾 75 时，pid_max 的下限才会凌驾 301。下表列出了 64 位系统 4K 页面不同核数对应的 pid max 的上下限值：

	pid_max_cores	pid_min_cores	pid_max	pid_max_min	PIDMAP_ENTRIES (现实占用)
32 核	32768	128	32768	301	1
64 核	65536	256	65536	301	2
128 核	131072	512	131072	512	4

可见固然 pid_max 能到 400W+，现实根据核数计算的话没有那么多，pidmap 数组仅占用个位数的槽位。
别的 pid_max 也可以通过 proc 文件系统调解：

1. > su
2. Password:
3. $ echo 131072 > /proc/sys/kernel/pid_max
4. $ cat /proc/sys/kernel/pid_max
5. 131072
6. $ suspend
8. [1]+  Stopped                 su
9. > ./pid
10. ...
11. [20004] child running
12. wait child 20004 return 0
13. duplicated pid find: 20004, total 129344, elapse 74

复制代码

经过测试，未调解前使用测试程序仅能遍历 31930 个 pid，调解到 131072 后可以遍历 129344 个 pid，看来是实时生效了。
搜索相关的代码，发如今 kernel/sysctl.c 中有如下逻辑：

1. static struct ctl_table kern_table[] = {
2.     ...
3.     {
4.         .procname= "pid_max",
5.         .data= &pid_max,
6.         .maxlen= sizeof (int),
7.         .mode= 0644,
8.         .proc_handler= proc_dointvec_minmax,
9.         .extra1= &pid_max_min,
10.         .extra2= &pid_max_max,
11.     },
12.     ...
13.     { }
14. };

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看起来 proc 文件系统是搭建在 ctl_table 数组之上，后者直接包罗了要被修改的全局变量地址，实现"实时"修改。而且，ctl_table 还通过 pid_max_min & pid_max_max 的值标识了修改的范围，如果输入超出了范围将返回错误：

1. $ echo 300 > /proc/sys/kernel/pid_max
2. bash: echo: write error: Invalid argument
3. $ echo 4194305 > /proc/sys/kernel/pid_max
4. bash: echo: write error: Invalid argument

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可以实时修改 pid_max  的别的一个缘故原由还与 PIDMAP_ENTRIES 有关，详情见下节。
最后增补一点，pidmap_init 是在 start_kernel 中调用的，后者又被 BIOS setup 程序所调用，团体调用链是这样：
boot/head.S -> start_kernel -> pidmap_init
start_kernel 中就是一堆 xxx_init 初始化调用：
查看代码

1.  asmlinkage void __init start_kernel(void)
2. {
3.     char * command_line;
4.     extern const struct kernel_param __start___param[], __stop___param[];
6.     /*
7.      * Need to run as early as possible, to initialize the
8.      * lockdep hash:
9.      */
10.     lockdep_init();
11.     smp_setup_processor_id();
12.     debug_objects_early_init();
14.     /*
15.      * Set up the the initial canary ASAP:
16.      */
17.     boot_init_stack_canary();
19.     cgroup_init_early();
21.     local_irq_disable();
22.     early_boot_irqs_disabled = true;
24.     /*
25.      * Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then
26.      * enable them
27.      */
28.     boot_cpu_init();
29.     page_address_init();
30.     pr_notice("%s", linux_banner);
31.     setup_arch(&command_line);
32.     mm_init_owner(&init_mm, &init_task);
33.     mm_init_cpumask(&init_mm);
34.     setup_command_line(command_line);
35.     setup_nr_cpu_ids();
36.     setup_per_cpu_areas();
37.     smp_prepare_boot_cpu();/* arch-specific boot-cpu hooks */
39.     build_all_zonelists(NULL, NULL);
40.     page_alloc_init();
42.     pr_notice("Kernel command line: %s\n", boot_command_line);
43.     parse_early_param();
44.     parse_args("Booting kernel", static_command_line, __start___param,
45.             __stop___param - __start___param,
46.             -1, -1, &unknown_bootoption);
48.     jump_label_init();
50.     /*
51.      * These use large bootmem allocations and must precede
52.      * kmem_cache_init()
53.      */
54.     setup_log_buf(0);
55.     pidhash_init();
56.     vfs_caches_init_early();
57.     sort_main_extable();
58.     trap_init();
59.     mm_init();
61.     /*
62.      * Set up the scheduler prior starting any interrupts (such as the
63.      * timer interrupt). Full topology setup happens at smp_init()
64.      * time - but meanwhile we still have a functioning scheduler.
65.      */
66.     sched_init();
67.     /*
68.      * Disable preemption - early bootup scheduling is extremely
69.      * fragile until we cpu_idle() for the first time.
70.      */
71.     preempt_disable();
72.     if (WARN(!irqs_disabled(), "Interrupts were enabled *very* early, fixing it\n"))
73.         local_irq_disable();
74.     idr_init_cache();
75.     perf_event_init();
76.     rcu_init();
77.     tick_nohz_init();
78.     radix_tree_init();
79.     /* init some links before init_ISA_irqs() */
80.     early_irq_init();
81.     init_IRQ();
82.     tick_init();
83.     init_timers();
84.     hrtimers_init();
85.     softirq_init();
86.     timekeeping_init();
87.     time_init();
88.     profile_init();
89.     call_function_init();
90.     WARN(!irqs_disabled(), "Interrupts were enabled early\n");
91.     early_boot_irqs_disabled = false;
92.     local_irq_enable();
94.     kmem_cache_init_late();
96.     /*
97.      * HACK ALERT! This is early. We're enabling the console before
98.      * we've done PCI setups etc, and console_init() must be aware of
99.      * this. But we do want output early, in case something goes wrong.
100.      */
101.     console_init();
102.     if (panic_later)
103.         panic(panic_later, panic_param);
105.     lockdep_info();
107.     /*
108.      * Need to run this when irqs are enabled, because it wants
109.      * to self-test [hard/soft]-irqs on/off lock inversion bugs
110.      * too:
111.      */
112.     locking_selftest();
114. #ifdef CONFIG_BLK_DEV_INITRD
115.     if (initrd_start && !initrd_below_start_ok &&
116.             page_to_pfn(virt_to_page((void *)initrd_start)) < min_low_pfn) {
117.         pr_crit("initrd overwritten (0x%08lx < 0x%08lx) - disabling it.\n",
118.                 page_to_pfn(virt_to_page((void *)initrd_start)),
119.                 min_low_pfn);
120.         initrd_start = 0;
121.     }
122. #endif
123.     page_cgroup_init();
124.     debug_objects_mem_init();
125.     kmemleak_init();
126.     setup_per_cpu_pageset();
127.     numa_policy_init();
128.     if (late_time_init)
129.         late_time_init();
130.     sched_clock_init();
131.     calibrate_delay();
132.     pidmap_init();
133.     anon_vma_init();
134. #ifdef CONFIG_X86
135.     if (efi_enabled(EFI_RUNTIME_SERVICES))
136.         efi_enter_virtual_mode();
137. #endif
138.     thread_info_cache_init();
139.     cred_init();
140.     fork_init(totalram_pages);
141.     proc_caches_init();
142.     buffer_init();
143.     key_init();
144.     security_init();
145.     dbg_late_init();
146.     vfs_caches_init(totalram_pages);
147.     signals_init();
148.     /* rootfs populating might need page-writeback */
149.     page_writeback_init();
150. #ifdef CONFIG_PROC_FS
151.     proc_root_init();
152. #endif
153.     cgroup_init();
154.     cpuset_init();
155.     taskstats_init_early();
156.     delayacct_init();
158.     check_bugs();
160.     acpi_early_init(); /* before LAPIC and SMP init */
161.     sfi_init_late();
163.     if (efi_enabled(EFI_RUNTIME_SERVICES)) {
164.         efi_late_init();
165.         efi_free_boot_services();
166.     }
168.     ftrace_init();
170.     /* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */
171.     rest_init();
172. }

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类似 Linux 0.11 中的 main。
pid 分配

先看看 pid 在 Linux 中是如何存放的：

1. struct pidmap {
2.     atomic_t nr_free;
3.     void *page;
4. };
6. struct pid_namespace {
7.     ...
8.     struct pidmap pidmap[PIDMAP_ENTRIES];
9.     int last_pid;
10.     ...
11. };

复制代码

做个简单说明：

• pidmap.page 指向分配的内存页
  
• pidmap.nr_free 表示空闲的 pid 数量，如果为零就表示分配满了，不必浪费时间检索
  
• pid_namespace.pidmap 数组用于存储多个 pidmap，数组大小是固定的，以 64 位 4K 页面计算是 128；现实并不分配这么多，与上一节中的 pid_max 有关，并且是在分配 pid 时才分配相关的页面，属于懒加载计谋，这也是上一节可以实时修改 pid_max 值的缘故原由之一
  
• pid_namespace.last_pid 用于记录上次分配位置，方便下次继续检索空闲 pid
  

下面进入代码。
初始化

1.     pid = last + 1;
2.     if (pid >= pid_max)
3.         pid = RESERVED_PIDS;
4.     offset = pid & BITS_PER_PAGE_MASK;
5.     map = &pid_ns->pidmap[pid/BITS_PER_PAGE];

复制代码

函数开头，已经完成了下面的工作：

• 将起始检索位置设置为 last 的下个位置、达到最大位置时回卷 (pid)
  
• 确定起始 pid 地点页面 (map)
  
• 确定起始 pid 地点页中的位偏移 (offset)
  

这里简单增补一点位图的相关操作：

• pid / BITS_PER_PAGE：获取 bit 地点位图的索引，对于测试机这里总为 0 (只分配一个内存页)；
  
• pid & BITS_PER_PAGE_MAX：获取 bit 在位图内部偏移，与操作相当于取余，而性能更好
  

经过处理，可使用 pid_ns->pidmap[map].page[offset] 定位这个 pid (注：page[offset] 是种形象的写法，表示页面中第 N 位，现实须要使用位操作宏)。
遍历页面

1.     max_scan = DIV_ROUND_UP(pid_max, BITS_PER_PAGE) - !offset;
2.     for (i = 0; i <= max_scan; ++i) {
3.         if (unlikely(!map->page)) {
4.             ...
5.         }
6.         if (likely(atomic_read(&map->nr_free))) {
7.             ...
8.         }
9.         if (map < &pid_ns->pidmap[(pid_max-1)/BITS_PER_PAGE]) {
10.             ++map;
11.             offset = 0;
12.         } else {
13.             map = &pid_ns->pidmap[0];
14.             offset = RESERVED_PIDS;
15.             if (unlikely(last == offset))
16.                 break;
17.         }
18.         pid = mk_pid(pid_ns, map, offset);
19.     }

复制代码

做个简单说明：

• 外层 for 循环用来遍历 pidmap 数组，对于测试机遍历次数 max_scan == 1，会遍历两遍
  
  
  
  • 第一遍是 (last_pid, max_pid)
    
  • 第二遍是 (RESERVED_PIDS, last_pid]
    
  • 保证纵然 last_pid 位于页面中间，也能完备的遍历整个 bitmap
    
  
  
• 第一个 if 用于首次访问时分配内存页
  
• 第二个 if 用于当前 pidmap 内搜索空闲 pid
  
• 第三个 if 用于判断是否遍历到 pidmap 数组末尾。留意 map 是个 pidmap 指针，所以须要对比地址；(pid_max-1)/BITS_PER_PAGE 就是最后一个有用 pidmap 的索引
  
  
  
  • 若未凌驾末尾，递增 map 指向下一个 pidmap，重置 offset 为 0
    
  • 若凌驾末尾，回卷 map 指向第一个 pidmap，offset 设置为 RESERVED_PIDS
    
    
    
    • 若回卷后到了之前遍历的位置 (last)，说明所有 pid 均已耗尽，退出外层 for 循环
      
    
    
  
  
• 根据新的位置天生 pid 继续上面的尝试
  

对于回卷后 offset = RESERVED_PIDS 有个疑问——是否设置为 pid_max_min 更为合理？否则打破了之前设置 pid_max_min 的积极，特别是当 CPU 核数大于 75 时，pid_max_min 是有可能凌驾 300 的。
列表考察下“不同的页面数” & “pid 是否位于页面第一个位置” (offset == 0) 对于多次遍历的影响：

PIDMAP_ENTRIES (现实占用)	pidmax	offset	max_scan	遍历次数	example
1	32768	0	0	1	0	-	-	-
		>0	1	2	0-rear，0-front	-	-	-
2	65536	0	1	2	0,1	1,0	-	-
		>0	2	3	0-rear,1,0-front	1-rear,0,1-front	-	-
4	131072	0	3	4	0,1,2,3	1,2,3,0	2,3,0,1	3,0,1,2
		>0	4	5	0-rear,1,2,3,0-front	1-rear,2.3,0,1-front	2-rear,3,0,1,2-front	3-rear,0,1,2,3-front

表中根据页面数和 offset 推算出了 max_scan 的值，从而得到遍历次数，example 列每一子列都是一个独立的用例，其中：N-rear 表示第 N 页的后半部分，N-front 表示前半部分，不带后缀的就是整页遍历。逗号分隔的数字表示一个可能的页面遍历次序。
从表中可以观察到，当 offset == 0 时，整个页面是从头到尾遍历的，不须要多一次遍历；而当 offset > 0 时，页面是从中间开始遍历的，须要多一次遍历。这就是代码 - !offset 蕴藏的奥妙：当 offset == 0 时会减去一次多余的遍历！
下面考察下第一次进入的场景 (以测试机为例)：

1. /*
2. * PID-map pages start out as NULL, they get allocated upon
3. * first use and are never deallocated. This way a low pid_max
4. * value does not cause lots of bitmaps to be allocated, but
5. * the scheme scales to up to 4 million PIDs, runtime.
6. */
7. struct pid_namespace init_pid_ns = {
8.     .kref = {
9.         .refcount       = ATOMIC_INIT(2),
10.     },
11.     .pidmap = {
12.         [ 0 ... PIDMAP_ENTRIES-1] = { ATOMIC_INIT(BITS_PER_PAGE), NULL }
13.     },
14.     .last_pid = 0,
15.     .level = 0,
16.     .child_reaper = &init_task,
17.     .user_ns = &init_user_ns,
18.     .proc_inum = PROC_PID_INIT_INO,
19. };
20. EXPORT_SYMBOL_GPL(init_pid_ns);

复制代码

last_pid 初始化为 0，所以初始 pid = 1，offset != 0，遍历次数为 2。不过因为是首次分配，找到第一个空闲的 pid 就会返回，不会真正遍历 2 次。这里我有个迷惑：空闲的 pid 会返回 < RESERVED_PIDS 的值吗？这与观察到的征象不符，看起来有什么地方设置了 last_pid，使其从 RESERVED_PIDS 开始，不过搜索整个库也没有找到与 RESERVED_PIDS、pid_max_min、last_pid 相关的代码，暂时存疑。
再考察运行中的情况，offset > 0，遍历次数仍然为 2，会先遍历后半部分，如没有找到空闲 pid，设置 offset = RESERVED_PIDS、同页面再进行第 2 次遍历，此时遍历前半部分，符合预期。
多页面的情况与此类似，就不再推理了。
页面分配

1.         if (unlikely(!map->page)) {
2.             void *page = kzalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);
3.             /*
4.              * Free the page if someone raced with us
5.              * installing it:
6.              */
7.             spin_lock_irq(&pidmap_lock);
8.             if (!map->page) {
9.                 map->page = page;
10.                 page = NULL;
11.             }
12.             spin_unlock_irq(&pidmap_lock);
13.             kfree(page);
14.             if (unlikely(!map->page))
15.                 break;
16.         }

复制代码

之前讲过，页面接纳懒加载计谋，所以每次进来得先判断下内存页是否分配，如果未分配，调用 kzalloc 进行分配，留意在设置 map->page 时使用了自旋锁保证多线程安全性。若分配页面成功但设置失败，释放内存页面，直接使用别人分配好的页面；若页面分配失败，则直接停止外层 for 循环、失败退出。
页内遍历

1.         if (likely(atomic_read(&map->nr_free))) {
2.             for ( ; ; ) {
3.                 if (!test_and_set_bit(offset, map->page)) {
4.                     atomic_dec(&map->nr_free);
5.                     set_last_pid(pid_ns, last, pid);
6.                     return pid;
7.                 }
8.                 offset = find_next_offset(map, offset);
9.                 if (offset >= BITS_PER_PAGE)
10.                     break;
11.                 pid = mk_pid(pid_ns, map, offset);
12.                 if (pid >= pid_max)
13.                     break;
14.             }
15.         }

复制代码

检查 map->nr_free 字段，若大于 0 表示另有空闲 pid，进入页面查找，否则跳过。第一次分配页面时会将内容全部设置为 0，但 nr_free 是在别的的地方初始化的：

1.     .pidmap = {
2.         [ 0 ... PIDMAP_ENTRIES-1] = { ATOMIC_INIT(BITS_PER_PAGE), NULL }
3.     },

复制代码

它将被设置为 BITS_PER_PAGE，对于 4K 页面就是 32768。接下来通过两个宏进行空闲位查找：test_and_set_bit & find_next_offset，前者是一个位操作宏，后者也差不多：

1. #define find_next_offset(map, off)                                        \
2.                 find_next_zero_bit((map)->page, BITS_PER_PAGE, off)

复制代码

委托给 find_next_zero_bit，这个位操作函数。定义位于汇编语言中，太过底层没有贴上来，不过看名称应该能猜个七七八八。因为是整数位操作，可以使用一些类似 atomic 的本领保证多线程安全，所以这里没有施加额外的锁，例如对于 test_and_set_bit 来说，返回 0 就是设置成功，那就能保证同一时间没有别的线程在设置同一个比特位，是线程安全的；反之，返回 1 表示已有别的线程占了这个坑，咱们就只能继续“负重前行”了~
对于占坑成功的线程，atomic_dec 淘汰空闲 nr_free 数，留意在占坑和淘汰计数之间还是有别的线程插进来的可能，这会导致插入线程以为有坑位现实上没有，从而白遍历一遍。不过这样做不会产生错误结果，且这个间隔也比较短，插进来的机率并不高，可以容忍。
在返回新 pid 之前记得更新 pid_namespace.last_pid：

1. /*
2. * We might be racing with someone else trying to set pid_ns->last_pid
3. * at the pid allocation time (there's also a sysctl for this, but racing
4. * with this one is OK, see comment in kernel/pid_namespace.c about it).
5. * We want the winner to have the "later" value, because if the
6. * "earlier" value prevails, then a pid may get reused immediately.
7. *
8. * Since pids rollover, it is not sufficient to just pick the bigger
9. * value.  We have to consider where we started counting from.
10. *
11. * 'base' is the value of pid_ns->last_pid that we observed when
12. * we started looking for a pid.
13. *
14. * 'pid' is the pid that we eventually found.
15. */
16. static void set_last_pid(struct pid_namespace *pid_ns, int base, int pid)
17. {
18.     int prev;
19.     int last_write = base;
20.     do {
21.         prev = last_write;
22.         last_write = cmpxchg(&pid_ns->last_pid, prev, pid);
23.     } while ((prev != last_write) && (pid_before(base, last_write, pid)));
24. }
26. /*
27. * If we started walking pids at 'base', is 'a' seen before 'b'?
28. */
29. static int pid_before(int base, int a, int b)
30. {
31.     /*
32.      * This is the same as saying
33.      *
34.      * (a - base + MAXUINT) % MAXUINT < (b - base + MAXUINT) % MAXUINT
35.      * and that mapping orders 'a' and 'b' with respect to 'base'.
36.      */
37.     return (unsigned)(a - base) < (unsigned)(b - base);
38. }

复制代码

更新也得考虑线程竞争的问题：这里在判断 compare_exchange 的返回值之外，还判断了新的 last_pid (last_write) 和给定的 pid 参数哪个间隔原 last_pid (base) 更远，只设置更远的谁人，从而保证在竞争后，last_pid 能反应更真实的情况。
内层 for 是无穷循环且 offset 单调增长，须要一个结束条件，这就是 offset > BITS_PER_PAGE；别的一个条件是pid >= pid_max，这个紧张用于 max_pid 不是整数页面的情况，例如 43 个 CPU 查对应的 pid_max = 44032，占用 2 个内存页且第二页并不完备 (44032 - 32768 = 11264，< 32768)，此时就须要通过 pid 来终止内层遍历了。为此须要根据最新 offset 更新当前遍历的 pid：

1. static inline int mk_pid(struct pid_namespace *pid_ns,
2.         struct pidmap *map, int off)
3. {
4.     return (map - pid_ns->pidmap)*BITS_PER_PAGE + off;
5. }

复制代码

细心的读者可能发现了，对于 pid 位于页面中间的场景，回卷后第二次遍历该页面时，仍然是从头遍历到尾，没有在中间提前结束 (last_pid)，多遍历了 N-rear 这部分。
对于这一点，我是这样理解的：这一点点浪费其实微不足道，多写几个 if 判断节省的 CPU 时间可能还补偿不了指令流水被打断造成的性能丧失。
pid 释放

进程结束时释放 pid，由于之前说过的缘故原由，Linux 支持容器须要对 pid 进行 namespace 隔离，导致这一块前期的逻辑有点偏离主题 (且没太看懂)，就看看具体的 pid 释放过程得了：

1. static void free_pidmap(struct upid *upid)
2. {
3.     int nr = upid->nr;
4.     struct pidmap *map = upid->ns->pidmap + nr / BITS_PER_PAGE;
5.     int offset = nr & BITS_PER_PAGE_MASK;
7.     clear_bit(offset, map->page);
8.     atomic_inc(&map->nr_free);
9. }

复制代码

还是经典的 nr / BITS_PER_PAGE 确认页面索引、nr & BITS_PER_PAGE_MASK 确认 pid 地点比特位偏移；一个 clear_bit 优雅的将比特位清零；一个 atomic_inc 优雅的增加页面剩余空闲 pid 数。简洁明确，毋庸多言。
内核小知识

第一次看内核源码，发现有许多风趣的东西，下面一一说明。
likely & unlikely

许多 if 条件中都有这个，不清楚是干什么的，翻来定义看一看：

1. # ifndef likely
2. #  define likely(x)        (__builtin_expect(!!(x), 1))
3. # endif
4. # ifndef unlikely
5. #  define unlikely(x)        (__builtin_expect(!!(x), 0))
6. # endif

复制代码

条件 x 使用 !! 处理后将由整数变为 0 或 1，然后传递给 __builtin_expect，likely 第二个参数为 1，unlikely 为 0。经过一翻 google，这个是编译器 (gcc) 提供的分支预测优化函数：

1. long __builtin_expect(long exp, long c);

复制代码

第一个参数是条件；第二个是期望值，必须是编译期常量；函数返回值为 exp 参数。GCC v2.96 引入，用来资助编译器天生汇编代码，如果期望值为 1，编译器将条件失败放在 jmp 语句；如果期望值为 0，编译器将条件成功放在 jmp 语句。实现更小概率的指令跳转，这样做的目的是提拔 CPU 指令流水成功率，从而提拔性能。

1.         if (unlikely(!map->page)) {
2.             void *page = kzalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);
3.             /*
4.              * Free the page if someone raced with us
5.              * installing it:
6.              */
7.             spin_lock_irq(&pidmap_lock);
8.             if (!map->page) {
9.                 map->page = page;
10.                 page = NULL;
11.             }
12.             spin_unlock_irq(&pidmap_lock);
13.             kfree(page);
14.             if (unlikely(!map->page))
15.                 break;
16.         }        if (likely(atomic_read(&map->nr_free))) {
17.             for ( ; ; ) {
18.                 if (!test_and_set_bit(offset, map->page)) {
19.                     atomic_dec(&map->nr_free);
20.                     set_last_pid(pid_ns, last, pid);
21.                     return pid;
22.                 }
23.                 offset = find_next_offset(map, offset);
24.                 if (offset >= BITS_PER_PAGE)
25.                     break;
26.                 pid = mk_pid(pid_ns, map, offset);
27.                 if (pid >= pid_max)
28.                     break;
29.             }
30.         }

复制代码

以页面分配和页内遍历为例，这里有 1 个 likely 和 2 个 unlikely，分别说明：

• 第一个 unlikely 用来判断页面是否为空，除第一次进入外，别的情况下此页面都是已分配状态，所以 !map->page 倾向于 0，这里使用 unlikely；
  
• 第二个 unlikely 用来判断页面是否分配失败，正常情况下 !map->page 倾向于 0，这里使用 unlikely；
  
• 第三个 likely 用来判断页面是否已分配完毕，正常情况下 atomic_read(&map->nr_free) 结果倾向于 > 0，这里使用 likely。
  

总结一下，likely & unlikely 并不改变条件结果本身，在判断是否进入条件时完全可以忽略它们！如果大部分场景进入条件，使用 likely；如果大多数场景不进入条件，使用 unlikely。
为何编译器不能自己做这个工作？深入想想，代码只有在执行时才能知道哪些条件经常返回 true，而这已经脱离编译型语言天生机器代码太远了，所以须要程序员提前告知编译器怎么天生代码。对于解释执行的语言，这方面可能稍好一些。
最后，如果程序员也不清楚哪种场景占优，最好就留空什么也不添加，万万不要画蛇添足。
pr_info 输出

这个是在 pidmap_init 中遇到的，看看定义：

1. #ifndef pr_fmt
2. #define pr_fmt(fmt) fmt
3. #endif
5. #define pr_emerg(fmt, ...) \
6.         printk(KERN_EMERG pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
7. #define pr_alert(fmt, ...) \
8.         printk(KERN_ALERT pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
9. #define pr_crit(fmt, ...) \
10.         printk(KERN_CRIT pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
11. #define pr_err(fmt, ...) \
12.         printk(KERN_ERR pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
13. #define pr_warning(fmt, ...) \
14.         printk(KERN_WARNING pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
15. #define pr_warn pr_warning
16. #define pr_notice(fmt, ...) \
17.         printk(KERN_NOTICE pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
18. #define pr_info(fmt, ...) \
19.         printk(KERN_INFO pr_fmt(fmt), ##__VA_ARGS__)
20. #define pr_cont(fmt, ...) \
21.         printk(KERN_CONT fmt, ##__VA_ARGS__)

复制代码

原来就是 printk 的包装，pr_info 使用的级别是 KERN_INFO。下面是网上搜到的 printk 分派图：

打到 console 的是系统初始化时在屏幕输出的，一闪而过不太轻易看，所以这里是使用基于 /dev/kmsg 的方式，具体点就是直接使用 dmesg：

1. $ dmesg | grep -C 10 pid_max
2. [    0.000000] Hierarchical RCU implementation.
3. [    0.000000]  RCU restricting CPUs from NR_CPUS=5120 to nr_cpu_ids=2.
4. [    0.000000] NR_IRQS:327936 nr_irqs:440 0
5. [    0.000000] Console: colour VGA+ 80x25
6. [    0.000000] console [tty0] enabled
7. [    0.000000] console [ttyS0] enabled
8. [    0.000000] allocated 436207616 bytes of page_cgroup
9. [    0.000000] please try 'cgroup_disable=memory' option if you don't want memory cgroups
10. [    0.000000] tsc: Detected 2394.374 MHz processor
11. [    0.620597] Calibrating delay loop (skipped) preset value.. 4788.74 BogoMIPS (lpj=2394374)
12. [    0.621979] pid_max: default: 32768 minimum: 301
13. [    0.622732] Security Framework initialized
14. [    0.623423] SELinux:  Initializing.
15. [    0.624063] SELinux:  Starting in permissive mode
16. [    0.624064] Yama: becoming mindful.
17. [    0.625585] Dentry cache hash table entries: 2097152 (order: 12, 16777216 bytes)
18. [    0.629691] Inode-cache hash table entries: 1048576 (order: 11, 8388608 bytes)
19. [    0.632167] Mount-cache hash table entries: 32768 (order: 6, 262144 bytes)
20. [    0.633123] Mountpoint-cache hash table entries: 32768 (order: 6, 262144 bytes)
21. [    0.634607] Initializing cgroup subsys memory
22. [    0.635326] Initializing cgroup subsys devices

复制代码

也可以直接 cat /dev/kmsg：

1. $ cat /dev/kmsg | grep -C 10 pid_max
2. 6,144,0,-;Hierarchical RCU implementation.
3. 6,145,0,-;\x09RCU restricting CPUs from NR_CPUS=5120 to nr_cpu_ids=2.
4. 6,146,0,-;NR_IRQS:327936 nr_irqs:440 0
5. 6,147,0,-;Console: colour VGA+ 80x25
6. 6,148,0,-;console [tty0] enabled
7. 6,149,0,-;console [ttyS0] enabled
8. 6,150,0,-;allocated 436207616 bytes of page_cgroup
9. 6,151,0,-;please try 'cgroup_disable=memory' option if you don't want memory cgroups
10. 6,152,0,-;tsc: Detected 2394.374 MHz processor
11. 6,153,620597,-;Calibrating delay loop (skipped) preset value.. 4788.74 BogoMIPS (lpj=2394374)
12. 6,154,621979,-;pid_max: default: 32768 minimum: 301
13. 6,155,622732,-;Security Framework initialized
14. 6,156,623423,-;SELinux:  Initializing.
15. 7,157,624063,-;SELinux:  Starting in permissive mode
16. 6,158,624064,-;Yama: becoming mindful.
17. 6,159,625585,-;Dentry cache hash table entries: 2097152 (order: 12, 16777216 bytes)
18. 6,160,629691,-;Inode-cache hash table entries: 1048576 (order: 11, 8388608 bytes)
19. 6,161,632167,-;Mount-cache hash table entries: 32768 (order: 6, 262144 bytes)
20. 6,162,633123,-;Mountpoint-cache hash table entries: 32768 (order: 6, 262144 bytes)
21. 6,163,634607,-;Initializing cgroup subsys memory
22. 6,164,635326,-;Initializing cgroup subsys devices

复制代码

这种会 hang 在末端，须要 Ctrl+C 才能退出。甚至也可以自己写程序捞取：

1. /* The glibc interface */
2. #include <sys/klog.h>
4. int klogctl(int type, char *bufp, int len);

复制代码

不过与前两个不同，它是基于 /proc/kmsg 的，cat 查看这个文件内容通常为空，与 /dev/kmesg 另有一些区别。限于篇幅就不一一介绍了，感爱好的读者自己 man 查看下吧。
参考

[1]. Linux内核入门-- likely和unlikely
[2]. Linux内核输出的日志去哪里了
[3]. Pid Namespace 详解
[4]. namaspace之pid namespace

[5]. struct pid & pid_namespace
[6]. 一文看懂Linux进程ID的内核管理
[9]. linux系统pid的最大值研究
[10]. What is CONFIG_BASE_SMALL=0

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