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🔥个人专栏：Linux—登神长阶

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1. 前言 🚀

🌈之前在这篇文章揭秘计算机内部奥秘：从CPU到操作系统，深入探索进程与线程的工作原理中就已经简述了 进程的部分相关内容，下面我们来进一步深入了解进程的内容。

🔥进程的基本概念

🍅 我们在编写完代码并运行起来时，在我们的磁盘中会形成一个可执行文件，当我们双击这个可执行文件时（程序时），这个程序会加载到内存中，而这个时候我们不能把它叫做程序了，应该叫做进程。

🍅 所以说，只要把程序（运行起来）加载到内存中，就称之为进程。

🍅 进程的概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等。

🍅 如果站在内核的角度来看：进程是分配系统资源的单位。

2. 描述进程-进程控制块（PCB）

2.1 基本概念

🌈前面说了一个抽象的概念需要一个具体的结构体来进行描述的。进程中的信息就被放在了一个叫做进程控制块(PCB)的结构体中。

在不同的操作系统下进程控制块的名称不同（比如：不同地方的人称呼某一个东西有不同的叫法）

在Linux操作系统中PCB的具体名称是：task_struct

🧩当一个程序被加载到内存中要开始执行的时候，操作系统同时会给该进程分配一个PCB，在Linux中就是task_struct这里面包含了所有关于进程的数据信息。所以CPU对task_struct进行管理就相当于对进程进行管理。

🍊 task_struct 是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到 RAM(内存) 里并且包含着进程的信息,在进程执行时，任意时间内，进程对应的 PCB 都要包含以下内容：

标识符：与进程相关的唯一标识符，用来区别其他进程状态：进程会有不同的状态，如运行，停止等等优先级：相对于其他进程的优先顺序程序计数器：程序中即将执行的下一条指令的地址内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针上下文数据：进程执行时CPU的寄存器中的数据IO状态信息： 包括显示的I/O请求，分配给进程的I/O设备和正在被进程使用的文件列表。记账信息：可能包括处理器时间总和，使用的时钟总数，时间限制，记账号等其他信息：... 暂且了解上面八个即可，其他就不做过多了解

 2.2 分类详解

🌸 进程标识符：描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程

也就是进程的PID，【PID】是操作系统中唯一标识的进程号

有两个获得【进程PID】的方式：

可以使用ps aux查看进程的信息。

可以使用系统接口得到进程PID和父进程的PPID 

<code>#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main() {

printf("pid=%d, ppid=%d\n", getpid(), getppid()); // 进程号和父进程号

return 0;

}

🍉PPID 的解释：

🌸 进程状态：

进程有很多的不同的状态，在kernel源代码中是这样定义的

<code>static const char * const task_state_array[] = {

"R (running)", /* 0 */

"S (sleeping)", /* 1 */

"D (disk sleep)", /* 2 */

"T (stopped)", /* 4 */

"t (tracing stop)", /* 8 */

"X (dead)", /* 16 */

"Z (zombie)", /* 32 */

};

（1）R- -可执行状态（运行状态）

只有在运行状态的进程才有可能在CPU上运行，注意是可能，并不意味着进程一定在运行中。同一时刻可能有多个进程处在可执行状态，这些进程的PCB（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中。然后进程调度器从各个可执行队列中分别选择一个进程在CPU上运行。另外如果计算机只有一个处理器，那么一次最对只有一个进程处于这种状态。

（2）S- -可中断睡眠状态（sleeping）

处在这个状态意味着进程在等待事件完成。这些进程的PCB（task_struct结构）被放入对应时间的等待队列中。然后等待的事件发生时，对应的进程将被唤醒。

（3）D- -不可中断睡眠（disk sleep）

在这个状态的进程通常会等待IO的结束。这个状态与sleeping状态相似，处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的，意思是不响应异步信号。另外你会发现处在D状态的进程kill -9竟然也杀不死。这就相当于我们怎么也叫不醒一个装睡的人。

（4）T- -暂停状态

给进程发送一个SIGSTOP信号，进程就会响应信号进入T状态，除非该进程正处在D状态。再通过发送SIGCONT信号让进程继续运行。kill -SIGSTOPkill -SIGCONT

（5）Z- -僵尸状态

僵死状态是一个比较特殊的状态。进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态。在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。

（6）X- -死亡状态或退出状态（dead）

死亡状态是内核运行 kernel/exit.c ⾥的 do_exit() 函数返回的状态。这个状态只是⼀个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态

🌸 进程优先级：

🌿因为CPU资源有限，而进程却有很多个，所以需要优先级这个属性去决定了进程拿到资源的顺序。

🌸 程序计数器：程序中即将被执行的下一条指令的地址

🌿CPU有三个工作：取指令，分析指令和执行指令。CPU中的指令寄存器每一次都会保存下一条指令的地址，以此来进行指令判断。

🌸 内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针

🌸上下文数据

通常操作系统内核使用一种叫做**「上下文切换」**的方式来实现控制流。

实行这种机制是因为CPU只有一套寄存器，所有只能有将一个进程的存储数据放入寄存器中计算，从而形成了上下文数据。但是同时有多个进程的时候，操作系统为了使得CPU的利用率最高，所以会让进程之间来回的切换，一般进程切换有两种情况：

我们称两个执行流在执行的时间上与另一个执行流有重叠的部分，就称这个两个执行流在 「并发的运行」。一个进程在和其他的进程轮流轮流运行成为 「多任务」。一个进程执行它的控制流的那一段时间叫做 「时间片」。简单来说，每一个进程都会有最多执行的时间限制，如果执行时间超过了时间片，就会自动的退出执行

当操作系统内核，发现一个优先级更高的进程的时候，该优先级更高的进程就会「抢占」当前进程的位置，然后执行优先级更高的进程。等到该进程执行完后，在执行被 「抢占」 的进程。这种决策方式叫做 「调度」

以上两种情况，都会使得进程意外的退出CPU的执行，但是下次CPU还想接着上一次执行的地方继续执行那个意外退出的进程，所以就需要在进程退出之前，在<code>task_struct中保留下上一次执行的数据，方便下一次再被执行。

🌸IO状态信息： 包括显示的I/O请求,分配给进程的I／ O设备和被进程使用的文件列表

3. 查看进程 🔍

查看进程有三种方式：

3.1 通过系统目录

🍊 在 /proc 这个目录下保存着所有进程的信息。

⚡ 注意：/proc不是磁盘级别的文件

3.2 通过ps命令

<code>ps aux # 查看系统中所有的进程信息code>

ps axj # 可以查看进程的父进程号

# 一般的合并操作如下

ps ajx | head -1 && ps ajx | grep 可执行程序/pid

3.3 通过top命令

top命令是一个可以动态查看进程信息的命令（很像windows中的任务管理器）

<code>top # 动态的查看进程的信息，其中的信息默认3秒回更新，按 q 退出

4. 创建进程 --fork() 📃

🍎进程的创建一般有两种方式：

使用./运行某一个可执行程序，这种是最常见的方式使用系统调用接口创建进程，即使用fork()

当时用 fork() 函数之后，就在原来的进程中创建了一个子进程，在 fork() 之前的代码只被父进程执行，在 fork() 之后的代码有父子进程一起执行。

创建的子进程和父进程几乎一模一样，子进程和父进程的共享地址空间，子进程可以或者父进程中所有的文件，只有PID是父子进程最大的不同（注：PID是进程标识符，在上面描述进程里有说）

先来个最简单的案例1：

<code>#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main()

{

printf("main 函数的 pid: %d, ppid: %d\n",getpid(), getppid());

pid_t id = fork();

if(id < 0){

printf("Error\n");

}

else if(id == 0){

printf("我是子进程, pid: %d, ppid: %d\n",getpid(), getppid();

}

else{

printf("我是父进程, pid: %d, ppid: %d\n",getpid(), getppid());

}

}

结果及分析

对于 fork 函数的进一步理解：

案例2 如下：

<code>#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int gval = 0;

int main()

{

printf("I am a process, pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid());

pid_t id = fork();

if(id > 0){

while(1){ // 父进程只读 gval，不做修改code>

printf("我是父进程, pid: %d, ppid: %d, gval:%d\n", getpid(), getppid(), gval);

sleep(2);

}

}

else if(id == 0){

while(1){ //子进程对 gval 读 + 修改

printf("我是子进程, pid: %d, ppid: %d, gval: %d\n", getpid(), getppid(), gval);

gval++;

sleep(2);

}

}

return 0;

}

案例3：

<code>#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main()

{

fork();

fork();

printf("hello\n");

return 0;

}

上面应该是输出了4个 hello，下面这张图就可以解释

💖结论：一个父进程可以创建多个子进程，因此我们可以知道 Linux 进程 整体就是一种 树形结构

这里面有很多有意思的点：

fork函数调用一次，返回两次

🎯 上面的代码是如何实现执行两个不同的分支语句的呢？其实是因为fork函数会返回两个返回值，一个是子进程会返回0，一个是父进程会返回子进程的PID。所以会同时进程两个分支语句中。

并发执行

🎯 父子进程是两个并发运行的独立程序。并发（同一个cpu执行），就是两个执行流在执行的时间上有重叠的部分。也就是说父子进程谁先被调度是不能确定的。

相同但是独立的地址空间

🎯 两个进程其实地址空间是一样的，但是它们都有自己私有的地址空间，所以父子进程的运行都是独立的，一个进程中的内存不会影响另一个进程中的内存。

共享文件

🎯 子进程继承了父进程所有打开的文件，

<code>#include <stdio.h>

int main()

{

while (1)

{

printf("hello world\n");

sleep(100); // 睡眠100秒

}

return 0;

}

所以父进程调用fork的时候，stdout文件呢是打开的，所以子进程中执行的内容也可以输出到屏幕上

5. 进程状态 📚

5.1 基本知识

小知识：

1. kill 指令

2. shell 脚本监控

<code># 每隔一秒就查看进程的信息code>

while :; do ps ajx | head -1 && ps ajx | grep a.out | grep -v grep; sleep 1; done

我们在上面描述进程中已经看过了部分知识，下面是对之前的一个补充

5.2 状态演示

 （1）R运行状态,，S运行状态

处于R状态的进程有的在cpu中执行，但是很多都是在运行队列中等待运行，也就是该进程允许被调度。S这种状态是一种浅度睡眠，此时的进程是在被阻塞的状态中，等待着条件的满足过后进程才可以运行。在这种状态下可以被信号激活，也可以被信号杀死。可以使用sleep() 系统调用接口使得一个进程睡眠

案例：

#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main()

{

int cnt = 0;

while(1)

{

scanf("%d", &cnt);

printf("hello world, cnt: %d \n", cnt++);

}

return 11;

}

为啥带了printf之后，查出的状态就是S状态？

因为一个时间片的进程是非常短的，根据冯诺依曼体系，printf 打印的时候不是向显示器直接打印，而是往内存去写的，相当于显示器也有自己的缓存，但是如果疯狂写入，缓存很容易写满，导致显示器并不能时时刻刻就绪的，虽然每一次都能看到打印的信息但其实 printf有 I/0，因此这一份代码看似死循环，其实在死循环的过程中99%情况大部分时间都在做 I/0 的。因为 I/0 速度比较慢因此当它在while中检测该条件，执行printf代码，才能真正叫作运行状态(R状态)也就是 放到运行队列里，被CPU 所调动时，其状态才叫作R状态，很多时候进程都处于等待状态(S状态)，因为外设不一定就绪.

（2）D磁盘休眠状态

这种状态是一种深度休眠的状态，在这种状态下即使是操作系统发送信号也不可以杀死进程，只能等待进程自动唤醒才可以。

模拟实现：

这种情况没法模拟，一般都是一个进程正在对IO这样的外设写入或者读取的时候，为了防止操作系统不小心杀掉这个进程，所以特地创建出一个状态保护这种进程。

案例：

（3）T停止状态

可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。

模拟实现：

可以使用信号

<code>kill -SIGSTOP PID // 停止进程， 可以用 kill -19 来替代

kill -SIGSONT PID // 继续进程， 可以用 kill -18 来替代

 案例：

#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main()

{

while(1)

{

printf("I am a process, pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid());

sleep(1);

}

return 0;

}

分析及理解：

补充一个知识：

前后台任务：

 我们可以发现在前台任务执行时，输入其他指令也不会产生别的影响，而在后台任务中，我们输入的每个指令都会有相对应的输出，因此我们可以知道：

前台任务用户直接与之交互的任务或程序。用户可以通过输入、点击等方式与这些任务进行实时的交互。通常会占用用户的注意力后台任务：不需要用户直接交互，且可以在用户进行其他操作时继续运行的任务。用户不需要关注它们的进程

（4）X死亡状态

X进程停止执行，进程不能投入运行。通常这种状态发生在接受到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGOUT等信号的时候。

可以使用kill -9 PID即可杀死一个进程，上面我们也用到了 kill -9 .

（5）Z僵尸状态

僵死状态（Zombies）是一个比较特殊的状态。当进程退出并且父进程（使用wait()系统调用,后面讲）没有读取到子进程退出的返回代码时就会产生僵死(尸)进程僵死进程会以终止状态保持在进程表中，并且会一直在等待父进程读取退出状态代码。

所以，只要子进程退出，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程状态，子进程进入Z状态

案例：

<code>#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

int main()

{

printf("父进程运行：pid: %d ,ppid: %d\n", getpid(), getppid());

pid_t id = fork();

if(id == 0)

{

// 子进程

int cnt = 10;

while(1)

{

printf("我是子进程，pid: %d ,ppid: %d, cnt: %d\n", getpid(), getppid(), cnt);

sleep(1);

cnt--;

}

}

else

{

// 父进程

while(1)

{

printf("我是父进程，pid: %d ,ppid: %d\n", getpid(), getppid());

sleep(1);

}

}

return 0;

}

5.3 孤儿进程

🌈如果父进程比子进程先退出，那么此时子进程就叫做孤儿进程。而操作系统不会让这个子进程孤苦伶仃的运行在操作系统中，所以此时孤儿进程会被<code>init进程（也就是1号进程，即所有进程的祖先）领养，从此以后孤儿进程的状态和最后的PCB空间释放都是由init进程负责了。

5.4 僵尸进程

a. 为什么会出现僵尸进程？

前面说过进程的作用是为了给操作系统提供信息的，所以在进程调用结束之后，应该将该进程完成的任务情况汇报（exit code）给操作系统，但是进程在执行完之后已经结束了，所以此时进程的状态就是僵尸状态。

b. 僵尸进程的概念

僵尸进程：即进程已经结束了，但是父进程没有使用wait()系统调用，此时父进程不能读取到子进程退出返回的信息，此时就该进程就进入僵死状态。

c. 僵尸进程的危害

进程已经结束了，但是进程控制块PCB却还是没有被释放，这时就会浪费这一块资源空间。所以会导致操作系统的内存泄漏。

d. 如何消灭僵尸进程？

僵死状态需要父进程发出wait()系统调用终止进程，如果父进程不终止进程，那么此时要消灭僵尸进程只能通过找到僵尸进程的父进程，然后kill掉这个父进程，然后僵尸进程就会成为孤儿进程，此时由init进程领养这个进程然后杀死这个僵尸进程。

具体演示在上面已经写过，大家可以在上面自行查看。

5.5 进程状态转换

6. 进程优先级 📒

6.1 基本概念

cpu资源分配的先后顺序，就是指进程的优先级（priority）

优先权高的进程有优先执行权利。配置进程优先权对多任务环境的linux很有用，可以改善系统性能

还可以把进程运行到指定的CPU上，这样一来，把不重要的进程安排到某个CPU，可以大大改善系统整体性能

6.2 进程优先级的意义

之所以会存在进程优先级，是因为cpu本身的资源分配是有限的，一个cpu一次只能run一个进程，但是一个操作系统中可能会有成千上百的进程，所以需要存在进程优先级来确定每一个进程获得cpu资源分配的顺序。

6.3 查看进程优先级

在linux或者unix系统中，用ps –al或者ps -l命令则会类似输出以下几个内容：

注：ps -l 查看 进程优先级 信息，ps -al 查看整个系统的 优先级信息

其中我们来了解几组关于进程优先级的相关信息：

UID : 代表执行者的身份PID : 代表这个进程的代号PPID ：代表这个进程是由哪个进程发展衍生而来的，亦即父进程的代号PRI ：代表这个进程可被执行的优先级，其值越小越早被执行NI ：代表这个进程的nice值Linux的默认优先级是80

6.4 PRI 和 NI 的异同

PRI和NI是一组对应的概念。NI的取值会影响到PRI的最终值。

PRI代表进程被CPU执行的先后顺序，并且 PRI越小进程的优先级越高。NI代表nice值，表示进程的优先级的修改数值。所以两者之间有一个计算的公式：(new)PRI = (old)PRI + NI。

注意：

1. PRI 在系统中默认为 80

2. NI 的取值范围为 [-20，19]，一共40个级别 

相异之处：

需要强调一点的是，进程的nice值不是进程的优先级，他们不是一个概念，但是进程nice值会影响到进程的优先级变化。可以理解nice值是进程优先级的修正数据。

6.5 修改进程优先级

（1）通过top命令更改nice值

top命令 上面有说明，这里我们就直接使用了。

进入top后按“r”–>输入进程PID–>输入nice值

（2）通过renice命令更改nice值）

语法格式：renice nice值 进程PID

6.6 NI 为什么会在可控范围内

该问题即 为啥Linux的优先级调整会被限制？

🥑由于我们现在用的系统都是分时操作系统，进程调度需要保证尽量公平，而只有在可控范围内才不会影响到我们的公平调度。如果不受限制，自己可以将自己的进程的优先级设置非常高，而系统的，或者别人的非常低，优先级较高的进程获得资源，后续还有很多今后曾源源不断产生，会导致常规进程享受不到资源。造成进程饥饿问题。

6.7 其它概念

前面一直在介绍单个进程的概念，下面我们稍微了解一下多个进程之间的关系概念。

竞争性： 系统进程数目众多，而CPU资源只有少量，甚至1个，所以进程之间是具有竞争属性的。为了高效完成任务，更合理竞争相关资源，便具有了优先级。独立性：多个进程运行，需要独享各种资源，多个进程运行期间互不干扰。并发：多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间内，让多个进程都得以推进，称之为并发，所以两个并发的进程之间在执行之间上有重叠的部分。并行：多个进程在多个<code>CPU下同时运行，称之为并行。

补充：

等待的本质

阻塞：每一个 CPU 都会给 操作系统 提供一个叫作 运行队列的东西。只要进程在运行队列中，该进程就叫作 运行状态，表示我已经准备好了，可以被 CPU 随时调度。

了解完阻塞之后，我们就可以知道卡顿的本质：是CPU 不调动 它了，有以下两种原因：

① 就是该进程在等待外设，比如键盘数据输入② 系统内的进程过多

7. 进程切换及调度 🤯

在讲解具体知识前，我们先来了解相关知识：

时间片

Linux / windows 民用级别的操作系统，分时操作系统 --> 调度任务追求公平

🎯 进程在运行的时候，放在CPU上，并不是需要将该进程的代码全部执行完才会被拿下CPU，现代操作系统，都是基于时间片进行轮转执行，一个进程在CPU上有一个执行最大时间，即时间片，在CPU上执行了该时间，就会被拿下

7.1 基本理解 

 进程切换（process switch）是操作系统的核心任务之一，用于在不同进程之间进行 CPU 时间的共享和分配。当一个进程在运行时，它占用了 CPU，并占用了其他诸如内存等资源。当操作系统需要执行另一个进程时，就需要进行进程切换。进程切换涉及到保存当前进程的上下文信息，包括 CPU 寄存器、程序计数器、栈指针等，以及恢复调度执行下一个进程所需的上下文信息。

在 Linux 操作系统中，进程切换的实现源码可以分为两个部分：进程调度 和 上下文切换。

进程调度负责决定当前应该将哪个进程分配给 CPU 执行；上下文切换则是在进程切换时，保存当前进程的上下文信息，并恢复调度执行下一个进程所需的上下文信息。

进程调度的代码主要位于kernel/sched/ 目录下，包括了进程调度算法以及实现。而进程切换则需要涉及到进程的 PCB（进程控制块）和线程的 TCB（线程控制块），以及 CPU 的寄存器状态和内核栈等上下文数据。在 x86 架构的处理器上，进程切换的具体实现涉及到  task_switch 函数、 switch_to 宏以及 switch_to_asm 汇编函数等。在 AArch64 等不同架构的处理器上，对应的汇编代码可能有所不同，但目的是一致的。

7.2 进程切换

 CPU里面有大量的寄存器，比如：eax，ebx,ecx,edc，eds/ecs,eip… 等等，当一个进程在CPU 上被运行的时候，这些寄存器会围绕这个进程进行展开运算，保存相关的在执行该进程代码中的信息，临时数据，比如变量，函数等等。

其中 epi 也就是我们所说的 pc指针，记录进程执行到哪里了（比如PC记录的是一个进程代码的50行，则说明当前执行的是第49行）。这能保证进程在切换回来后还是继续往后执行。当一个进程在CPU上的时间到了，要被拿下CPU时，需要将CPU上关于该进程的所有数据（大多是寄存器上的数据）（被称为进程的硬件上下文）全部保存带走，这些数据有些保存到进程的PCB中，有些保存在其他地方，较为复杂。这个过程叫 保护上下文。这个进程被拿下后，CPU里面的寄存器的数据还是上一个进程的旧数据，当这些寄存器需要存储新的进程的相关数据时，直接覆盖式的写入即可。如果是首次调度该进程，就直接从代码开头运行即可，如果不是首次调度，进程被放到CPU上运行时，则需要先把上次的硬件上下文数据进行恢复(恢复上下文)，然后根据 eip寄存器 中保存的上次代码执行的位置继续执行。CPU内的寄存器只有一套，虽然寄存器数据放在了共享的CPU是设备里面，但是所有的数据，其实都是被进程私有的

总结：进程在被执行的过程中，一定会存在大量的临时数据，会暂存在 CPU 内的寄存器中。

我们把进程在运行中产生的各种寄存器数据，我们叫进程的硬件上下文数据。

当进程被剥离：需要保存上下文数据当进程恢复时：需要将曾经保存的上下文数据恢复到寄存器中。

调度器根据保存的进程上下文，就可以实现进程切换

7.3 进程调度 

进程调度的核心代码实现参考kernel/sched 目录文件，主要包含以下几个部分：

调度算法：Linux 中实现了多种不同的进程调度算法，如 CFS（Completely Fair Scheduler）、O(1) 调度算法、实时调度算法等，并且各个算法之间可以配置和切换，由用户指定默认调度器。（注：Linux实现进程调度的算法，需要考虑优先级，考虑饥饿，考虑效率）调度队列：调度算法的实现需要用到调度队列，它通过双向链表的数据结构来管理所有进程。Linux 中有就绪队列、休眠队列、实时队列等不同类型的队列，它们存储着不同状态的进程。进程状态：Linux 中的进程状态有很多种，如 TASK_RUNNING（运行中）、TASK_INTERRUPTIBLE（可中断的）、TASK_UNINTERRUPTIBLE（不可中断的）、TASK_STOPPED（已停止的）等。进程在不同状态下会被放置到不同类型的调度队列中，以便进行合适的调度。

🔥 活跃队列

🍎时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列

nr_active：总共有多少个运行状态的进程queue[140]：  一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！

先看蓝色框内的内容，有个叫 queue[140] 的数组，这里的 queue 数组表示活动状态进程的进程队列其中在queue数组中，索引【0~99】号下标我们是不用的，这是因为0-99号下标对应的是 实时进程的优先级，实时进程是内核里更加重要的进程，放在前100位由操作系统控制，避免系统抢占的情况。所以我们只剩下 [100-139] 这个范围可操控，其实这也就和我们优先级的可控范围大小相同，正好对应队列的四十个空位，而OS通过某种映射关系，将可控优先级映射到数组 【100-139】的下标从该结构中，选择一个最合适的进程，过程是怎样的呢？

1. 从0下表开始遍历queue[140]

2. 找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列

3. 拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成！

4. 遍历queue[140]时间复杂度是常数！但还是太低效了，因此我们就用到了下面的位图判断。

bitmap[5]：一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率！

🔥 位图判断

🍊  bitmap数组，类型为int，这个数组用来干嘛呢？只能存储5个整形变量。数组的名字叫做bitmap已经很明显了，就是位图，5个整形元素有 32 * 5 = 160 个比特位，比特位的位置，表示哪一个队列。比特位的内容，表示该队列为不为空。

比如：0000 … 0000 ，如果最左侧0对应queue[100]的位置，那么如果该比特位为0表示在该下标映射的优先级下该队列为空，否则不为空。

那么为什么要用位图？

遍历整个队列的时间开销要远大于查找位图。所以，bitmap是用来检测队列中是否有进程，检测对应的比特位是否为1！

在蓝色框内还有一个元素：nr_active ，在 Linux 中，nr_active 是运行队列中用于表示活跃进程数量的计数器。nr_active  的值可以告诉内核有多少进程正在等待执行，从而帮助内核进行进程调度和资源分配。

🔥 过期队列

🍅在红色框中的三项属性与蓝色框中的三项属性完全相同，也就是另外一个队列，被称为——过期队列。

活跃队列表示当前CPU正在执行的运行队列，而 正在执行的运行队列（也就是活跃队列）是不可以增加新的进程的。

所以操作系统设置了一个 和活跃队列相同属性的过期队列，当活跃队列正在执行时如果有进程需要添加进运行队列，那么就会添加至过期队列当中，也就是说 活跃队列的进程一直在减少，而过期队列中的进程一直在增多！

当活跃队列的进程执行完毕后，就会和过期队列进行交换，它们交换的方式是通过两个结构体指针：

就是  active 和 expired 结构体指针，它们分别指向 活跃队列和过期队列，而活跃队列与过期队列由于属性完全相同，于是被放在了一个叫做prio_arry_t[2] 的数组里，prio_arry_t[0] 指向活跃队列，prio_arry_t[1]指向过期队列当活跃队列被CPU执行完毕后，我们 只需要交换两个指针的内容即可，这样仅仅只有指向的内容变了，然后活跃队列变为过期队列，过期队列变活跃队列，并且时间复杂度为 O(1)：新增进程在过期队列里插入，此时正在执行的是活跃队列，所以这个时候在过期队列里就有时间处理竞争饥饿的问题了。

总结：

进程切换最重要的部分就是进程上下文的保护和恢复。进程调度的优先级问题由 活跃进程数组的下标与进程优先级形成一种映射关系 解决。进程调度的时间复杂度问题由 位图和两个结构体指针 解决，时间复杂度控制在了O(1)。进程调度的进程饥饿问题由 活跃队列 和 过期队列 解决。

补充：

 active 指针和 expired 指针

active指针永远指向活动队列expired指针永远指向过期队列活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在的。但是这是没关系的，在合适的时候，只要能够交换active指针和expired指针的内容，就相当于有具有了一批新的活动进程！

7.4 上下文切换

上下文切换的核心代码实现参考arch/x86/kernel/process.c或者 arch/arm64/kernel/process.c等架构相关的文件，主要包含以下几个部分：

进程控制块（Process Control Block, PCB）：PCB 是 Linux 内核用来存储和管理进程信息的重要数据结构。在进程切换时，需要将当前进程的 PCB 中保存的上下文信息保存到内存中。内核栈：内核栈用来保存进程的运行状态，进程切换时需要把当前进程的内核栈保存到当前进程的 PCB 中，并从新进程的 PCB 中恢复对应的内核栈信息。寄存器状态：CPU 中包含了多个寄存器，进程切换时需要将当前进程的寄存器状态保存到当前进程的 PCB 中，并从新进程的 PCB 中恢复寄存器状态。进程上下文切换：在 Linux 中，进程上下文切换是通过 switch_to 宏实现的。该宏会将当前进程的上下文信息保存到 PCB 中，并从新进程的 PCB 中读取上下文信息，完成进程切换的操作。

需要注意的是，不同架构的处理器可能会有不同的实现，但其核心原理相同。

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📖 小结

以上就把进程概念、描述、查看、状态、优先级以及调度切换讲完了，后面我会更新 关于 命令行参数以及环境变量 的博客，让我们一起努力学习，一起加油吧！！！

💖💞💖【*★,°*:.☆(￣▽￣)/$:*.°★* 】那么本篇到此就结束啦，如果我的这篇博客可以给你提供有益的参考和启示，可以三连支持一下 ！！