一、冯·诺依曼体系结构

进程是由操作系统分配和调度的，而在谈操作系统之前，我们需要了解计算机是如何组成的

现代计算机发展所遵循的基本结构形式是冯·诺依曼体系结构，采用二进制逻辑，由五部分（运算器、控制器、存储器、输入设备、输出设备）组成

其中，输入设备是向计算机输入数据和信息的设备，例如鼠标、键盘、摄像头、磁盘等

输出设备是计算机硬件系统的终端设备，用于接收计算机的输出内容，例如显示器、网卡、音响等

有的设备也可以既是输入设备又是输出设备，例如磁盘、网卡

运算器和控制器集成在CPU中，一个用于对数据进行算术运算或逻辑运算，一个用于对计算流程进行一定的控制

存储器指的是计算机中的内存，其在冯·诺依曼体系结构中处于核心地位，是外存与CPU进行沟通的桥梁，提供了硬件级别的缓存空间

这五大部分都是独立的个体，各个单元之间需要用系统总线和IO总线连接起来才能共同工作

为什么内存如此之重要？首先我们需要理解数据是如何在硬件之间流动的

数据流分为两种：输入流和输出流

输入流指数据从外存中输入到系统中进行计算，输出流则是数据从系统中输出到外部

而数据流的效率是遵循木桶效应的，我们通过下面的金字塔图可以了解到不同存储设备的区别，从快到慢分别是寄存器、三级缓存、内存、固态硬盘和机械硬盘

如果我们让数据流直接在外存与CPU之间流动，因为外存的速度很慢，所以即使CPU的速度再快，整体的速度也会受限于外存。

那为什么我们不用更快的设备替代外存呢？我们当然可以直接用一大堆寄存器来作为计算机的存储设备，但是这样子成本太高，所以我们需要寻找一个折中的方法

因此我们在外存和CPU之间增加了内存，它的价格相比寄存器便宜许多，速度相比硬盘又高了许多，能够提高数据流的效率。

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二、操作系统

2.1 概念

操作系统（Operating System）是计算机内置的一款进行软硬件资源管理的软件，通过进行进程管理、内存管理、文件管理、驱动管理等来为用户/应用程序提供一个良好的执行环境

2.2 结构

操作系统的组织结构大体分为三个部分：用户部分、系统软件部分和硬件部分。操作系统就处于系统软件部分的中间层，它对上为用户提供系统操作接口（system call），对下通过管理驱动程序来调度底层的硬件。

我们是不能直接对操作系统进行操作的，只能使用操作系统提供的系统调用接口，这也是操作系统的自我保护机制。就像银行只会为来取钱的客户开一个窗口，而不会直接把金库打开让客户取钱一样。

操作系统对外表现为一个整体，只会暴露出部分接口供开发者使用，而开发者们可以对这些系统调用接口进行封装，就成为了编程语言中的各种函数。例如printf这种库函数就是对系统调用接口进行封装而来的。

对内，操作系统需要对底层硬件进行统筹管理，具体是如何做到的呢？

我们可以把操作系统看成校长，底层硬件看成学生，校长不需要直接与学生进行接触，只需要得到所有学生的一切基本信息，通过管理学生的信息就可以做出决策，然后让辅导员（驱动程序）执行决策即可。

如何管理学生的信息呢？例如我们可以用链表来维护一个学生信息管理系统，将学生的基本信息存储到节点中的结构体，通过对链表的增删查改就可以完成对学生的管理工作，这一过程可以简化为：描述学生的基本信息并进行组织

所以管理的本质，实际上就是先描述，再组织的过程。操作系统可以通过驱动程序拿到底层硬件的各项数据，并将这些数据用一个结构体描述出来，然后对各个硬件的数据进行组织。

而在组织的过程中，我们需要将描述出的信息结构体用各种数据结构来组织，所以操作系统中注定存在大量的数据结构。

通过上面的学习我们可以得出，操作系统在管理进程的时候，也是遵循先描述再组织的！

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三、进程

3.1 概念

进程是程序的实体。程序要运行，首先得加载到内存中，而正在运行的程序就叫做一个进程。

当我们在Windows下打开任务管理器时，其中显示的就是一行行的进程

可以看到，操作系统中会同时运行很多个进程 。

前面说过，操作系统在进行管理进程的时候也是先描述再组织的，具体是如何实现的呢？

3.2 进程管理

我们在生活当中是如何认识一个事物或对象的？实际上都是通过该事物的属性认识的。当属性够多，我们就可以把这堆属性的集合当作目标对象。

所以当我们在创建进程并管理进程时，首先需要掌握进程的所有属性，因此出现了描述进程的结构体对象——PCB（Process Control Block），它就是进程属性的集合。有了PCB，我们就成功的描述了进程，接下来就是对进程的组织了。

在Linux下的PCB叫做task_struct，它的内部包含了进程的所有信息，包括进程的编号、状态、优先级、程序计数器、上下文数据等等

所以一个完整的进程需要包含描述自身属性的内核PCB结构体+自己的代码和数据，我们可以通过双链表把所有进程的PCB全部链接起来，然后就可以将对进程的管理转化为对这个链表进行增删查改了。

3.3 查看进程

要在Linux下查看正在运行的进程信息，我们可以用top或者ps命令

其中，PID是自己的进程标识符，每个进程都有一个唯一的标识符用于区分。

PR是优先级，NI是nice值，S是状态，这些我们在后面都会提到。

我们可以试着写一个无限循环的程序，然后对其进行观察

可以看到，这个进程就是我们当前正在运行的程序，它的PID是23094，PPID是父进程的标识符

我们知道Linux下一切皆文件，进程的信息都存放在名为/proc的系统文件夹下、以自己PID为名的文件夹中，我们可以用ls命令查看其内容

3.4 获取进程标识符

接下来我们将会认识到两个系统调用接口getpid()和getppid()，它们的功能分别是获取自身的进程标识符和父进程的标识符

这两个接口在使用时需要带上头文件<unistd.h>和<sys/types.h>

#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <sys/types.h> int main(){ while(1) { printf("进程运行中\n"); printf("pid: %d\n", getpid()); printf("ppid: %d\n", getppid()); sleep(1); } return 0;}

运行该程序，并用ps命令观察，结果展现如下：

可以看到PID和PPID是一致的

3.5 fork方法创建子进程

现在我们已经对进程有了基本的了解，包括什么是进程、进程是如何被管理的、进程包含哪些信息、如何获取进程的标识符等，接下来我们学习如何创建子进程

Linux系统中有一个系统调用接口叫做fork，我们可以在man手册中来初步了解它

从中我们可以得到以下信息：

fork是一个用于创建子进程的接口，包含在头文件<unistd.h>中fork会返回一个类型为pid_t的值，我们猜测它会返回一个PID创建出的子进程不会继承父进程的一些属性，是独立于父进程的

实际上，在创建出子进程后，fork函数会返回两次，在子进程中fork的返回值为0，在父进程中fork的返回值为子进程的PID。如果fork创建进程失败，则会返回-1

如何验证？我们可以写一段代码看看：

#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <sys/types.h>int main(){ printf("程序开始运行, pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid()); pid_t id = fork(); if(id == 0) { //子进程 while(1) { printf("我是子进程, pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid()); sleep(1); } } else if(id > 0) { //父进程 while(1) { printf("我是父进程, pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid()); sleep(1); } } return 0;}

运行程序，现象如下：

可以看到此时有两个名为test的进程，通过对比PID和PPID可以看到子进程已经成功创建并开始运行了

现在我们验证了，fork函数的确会返回两次，所以才能够分别进入两个分支并同时进行无限循环

而且，子进程可以成功进入循环，说明它是与父进程共享代码和数据的！一般而言子进程创建出来后就会与父进程共享后面的代码和数据，包括return语句，所以会返回两次。返回不同的值，也是为了区分父子进程，让不同的执行流来执行不同的代码块。

但是进程是有独立性的。子进程和父进程共享代码可以理解，因为程序运行中代码是不能被修改的，但是数据是可以被修改的，如果父子进程共享数据的话，那么一个进程修改数据之后不会影响到另一个进程吗？

这里牵扯到另一个概念，即子进程的写时拷贝。父子进程最初共享同一份数据，如果此时子进程要修改父进程的数据，那么就会发生写时拷贝，即给子进程分配一块新的空间并拷贝原数据，然后进行修改。相比一开始就把全部数据拷贝一份，这种方法能够很好的减少空间浪费。

所以这也解释了为什么变量id能够同时有两个不同的值。

但是如果你有兴趣的话可以在父子进程中分别打印一下变量id的地址，会发现两个进程中id的地址是相同的，但是竟然有不同的值。这里牵扯到进程地址空间的相关知识，暂时不在本文中细讲。

总结：在fork函数中创建子进程时先创建子进程的PCB，再填充PCB对应的内容，然后让父子进程共享同一份代码和数据，最后对父子进程返回不同的值。子进程在修改数据时会发生写时拷贝。

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四、进程状态

进程状态可以反应进程在执行过程中的变化，在操作系统中进程状态可以分为五个基本状态，即新建状态、运行状态、就绪状态、阻塞状态、终止状态

其中最主要的是运行态、就绪态和阻塞态。当一个进程在CPU中被执行时处于运行态，但是操作系统中有很多个进程需要运行，不能让一个进程占用CPU过长时间，于是需要按照时间片来排队执行。当一个进程的运行时间片到了，就需要退出运行态，重新等待CPU的调度，变成就绪态。如果一个进程在执行期间需要等待某个事件，例如进程要访问外设，但是外设没有输入时，进程就要进入外设的等待队列，此时就会进入阻塞态，等待事件的完成。当外设输入后，进程重新回到CPU的运行队列。

实际上还有挂起状态，当操作系统内部的内存资源严重不足时，操作系统就会将一些进程的代码和数据换出到磁盘中，此时进程就处于挂起状态。当需要运行时再将代码和数据从磁盘换入到内存中

4.1 Linux中的进程状态

操作系统大致遵循以上的模型，不过Linux中的进程状态与上面说的有微小的差别，我们可以看看Linux的内核源代码中对进程状态的描述

/** The task state array is a strange "bitmap" of* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and* you can test for combinations of others with* simple bit tests.*/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 */};

可以看到在Linux中，运行状态细分为了七种：

R（running）：运行状态，进程在被CPU调度或处于运行队列中S（sleeping）：睡眠状态，进程在等待时间完成，也叫做可中断睡眠状态D（disk sleep）：磁盘休眠状态，也叫不可中断睡眠状态，该状态下的进程会等待IO的结束T（stopped）：停止状态，可以通过发送信号让进程停止t（tracing stop）：追踪状态，程序在调试时遇到断点停下的状态X（dead）：死亡状态，进程死亡后被回收的状态Z（zombie）：僵尸状态，进程死亡后未被回收时保持的状态

接下来我们一个个观察这些状态

（1）R状态

我们运行一个无限循环的程序，循环内部不作任何语句，就可以观察到该状态了

#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> int main() { while(1) { ; } return 0;}

运行程序，结果如下：

可以看到此时进程的状态就是R+，这个+代表进程此时在前台运行，如果我们想让进程在后台运行的话，只需要在运行程序时在命令的后面加上 & 即可，此时就可以在运行程序的同时输入其他命令了

此时进程就正在后台运行中，如果我们要杀死该进程，只需要输入kill -9 +进程PID即可

有些人可能会好奇下面的grep --color=auto test这个进程是什么，实际上这个就是我们输入的命令，因为Linux中的命令也是程序，在输入命令后bash就会创建一个命令子进程

（2）S状态

要观察S状态，我们可以在程序中写一个scanf函数，但是运行程序后不进行输入。

可以看到此时进程状态就是S+，进程正在等待外设的输入。

（3）D状态

在操作系统的内存处于危急存亡的时刻，将进程挂起也不管用了，这时候操作系统就会开始杀进程

但是假如一个进程正在向磁盘中写入一些十分重要的数据，在等待磁盘写入完毕的期间会处于阻塞态，如果此时被操作系统杀掉了，就会导致数据丢失进而产生严重的后果。因此针对这种情况设计了深度睡眠状态即D状态，位于该状态的进程无法被操作系统杀掉。

实际当中我们很难观察到D状态的出现，所以这里不作演示

（4）T状态

前面提到我们可以通过发送信号让程序终止，具体信号可以用kill -l查看

可以看到18号信号SIGCONT是继续进程，19号信号SIGSTOP是暂停进程。

获取到进程的PID后，我们就可以输入kill -19 +进程PID来暂停一个进程了，例如：

可以看到，此时进程处于暂停状态，输入kill -18 +进程PID即可恢复运行，但是会变为在后台运行，所以我们需要用kill -9来杀死该进程

（5）t状态

我们写一个程序并用gdb调试一下，就可以观察到t状态了

可以看到，我们在程序中打了一个断点并开始运行程序，当运行到断点处时程序暂停，此时观察进程状态就会发现该进程正处于t状态

（6）X状态

进程死亡后的状态，这个状态持续的事件十分短暂，我们几乎无法观察到

（7）Z状态

实际上，进程死亡后并不是立即就变为X状态了，而是需要先经过Z状态即僵尸状态。

就像一个人突然在大街上挂了，并不是马上就埋了，而是先要让110、120和法医等进行现场的维护和死亡原因的判断等工作，家属料理后事，然后才入土。

进程也是这个理，当一个进程死亡后，需要维护自己的相关资源等待父进程回收并提交进程的死亡信息。如果父进程迟迟不读取子进程的状态，子进程就会一直保持Z状态不能被释放。

我们可以通过运行一段代码来观察Z状态：

#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <sys/types.h>int main(){ pid_t id = fork(); if(id == 0) { int cnt = 5; while(cnt) { printf("子进程运行中...\n"); sleep(1); cnt--; } printf("子进程结束！\n"); } else if(id > 0) { while(1) { printf("父进程运行中...\n"); sleep(1); } } return 0;}

这段代码中，子进程循环5次后就会结束，而父进程一直保持运行，所以在预想中子进程结束后会一直保持Z状态。我们运行代码，结果如下：

可以看到结果符合我们的预期，子进程结束后父进程还在运行，所以子进程一直保持Z状态

因为进程的维护需要占用内存资源，如果存在过多的僵尸进程而迟迟不回收，就会造成内存泄漏

4.2 孤儿进程

前面提到，子进程先结束而父进程迟迟不结束，子进程会保持僵尸状态

如果父进程提前结束，而子进程还在运行，那么子进程就变成了孤儿进程。当子进程结束之后该由谁来回收呢？

我们可以将上面的代码修改一下，让父进程先结束而子进程一直运行，然后进行观察：

可以看到，父进程退出后子进程的PPID变为了1，即我们的操作系统。

所以当父进程比子进程先结束时，子进程就会被操作系统领养，最后由操作系统负责回收

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五、进程优先级

在学习进程优先级之前，我们需要了解几个概念：

并行：多个进程在多个CPU下分别同时运行并发：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

很明显，我们大部分人的计算机中都是只有一个CPU的，进程在我们的计算机内采用并发运行

既然CPU只有一个，而进程有很多个，那么进程之间必然存在竞争关系，如果一个进程长时间得不到CPU资源，该进程的代码就无法得到推进，造成进程饥饿。

CPU需要保证进程之间良性竞争，所以就需要确定进程的优先级

输入ps -l命令，输出的内容如下：

其中的PRI就是进程优先级，代表程序被CPU执行的先后顺序，PRI值越小则进程优先级越高，默认进程的PRI值为80

而NI是nice值，用于调整进程的优先级，进程的实际PRI值等于默认PRI值+nice值

我们可以通过调整nice值来调整进程的优先级，其取值范围为-20~19，不能超过这个范围。所以进程优先级的范围就是60~99

但是CPU具体是如何针对优先级来调度进程的呢？

在CPU的运行队列中可以维护一个task_struct*指针数组（活跃队列），其中前100个下标属于操作系统，100-139的下标代表40个优先级

每个task_struct*指针都指向一个当前优先级的进程队列，所有的R状态进程就根据优先级的不同打散到代表不同优先级的运行队列中，所以CPU按照下标的顺序就可以按优先级顺序来运行进程，类似于哈希桶的结构。

判断活跃队列是否运行完毕，如果每次都遍历一遍的话效率就有点低了。这里我们使用位图（即图中的bitmap）来进行判断，5个int类型元素总共160个bit位，每个bit位映射1个优先级，通过某一bit位的值就可以判断该优先级的队列是否为空了。这就是Linux的O(1)调度器的核心算法

但是当进程的时间片到了后需要重新排队，并且同时也可能会有别的进程入队，如果活跃队列既要进行进程的调度，又要维护后加入的进程，就会浪费CPU资源。这时CPU会把这些进程插入到另一个task_struct*指针数组（过期队列）中，当活跃队列为空时，只需要交换一下指向两个队列的指针，就可以继续运行新一批的进程了。

完.