进程--操作系统之魂

先由程序管理说起：
程序的执行分为两种：1、程序的顺序执行。2、程序的并发执行
程序的顺序执行有三个特点（1）顺序性：每一个操作必须在下一个操作之前结束
                                       （2）封闭性：程序运行时独占全机资源
                                       （3）可再现性：只要程序下次执行的时候还是初始的环境，所得到的结果就是一致
程序的并发执行有三个特点（1）间断性：程序在并发执行的时候，由于共享系统资源，以及为了完成同一项任务而相互合作，致使在这些并发执行的程序之间，形成了相互制约的关系（相互制约的并发程序具有“执行-暂停-执行”）
                                       （2）失去封闭性：多个程序共享系统中的各种资源，因而这些资源状态将由多个程序共同改变，在某个程序执行的时候，必然会引起其他程序的影响。
                                       （3）不可再现性：程序的执行结果不可再现。
为什么引入进程：由于程序通常不能参与并发执行，而为了能够让程序参与并发执行，且为了对并发程序加以描述和控制，引入了“进程”这个概念。
进程的组成：由程序段、相关数据段、PCB三部分组成（对应于LINUX下就是：正文段、用户数据段、系统数据段）。而这三部分，正式所谓的“进程实体”。所谓进程，实际指的就是进程实体，PCB在，进程在；PCB亡，进程死
进程的动态性：进程的实质就是进程实体的一次执行。（由创建而产生，由调度而执行，由撤销而消亡）。进程实体有一定的生命期，而程序只是一组有序指令的集合，存在与某种戒指之上，其本身并不具备动的含义，因而是静态的。
进程的并发性：多个进程实体存在于内核中，且在同一时间段共同运行。程序不能并发执行（因为程序无PCB）
进程的独立性：独立性指的是进程实体是一个能够独立运行、独立分配资源和独立接受调度的基本单位。
凡是未建立PCB的程序都不能作为一个独立的单位参与运行
进程的异步性：进程实体按照不同的异步方式运行。

那么，何为进程？
有人说：进程就是程序的一次执行。
有人说：进程是一个程序及其数据在处理及上顺序执行所发生的活动。
有人说：进程是一个程序在数据集合上运行的过程，它是系统进行资源分配和调度的独立单位。

进程的基本状态
一般有：就绪态，执行态，阻塞态
就绪态就是“万事具备，只差CPU”（由于系统调度，反而转到运行态）
执行态就是“程序正在执行”（由于时间片用完，转到就绪态，由于有I/O请求而转到阻塞态度）
阻塞态就是“进程由于发生某种时间而暂时无法执行”（由于所等待哦的时间发生，而转到就绪态）
挂起状态：（为什么引入管其状态？）
（1）终端用户的请求：当终端用户在自己程序执行期间，可能发现有问题而希望自己暂停下来（该进程不接受调度，以便用户研究其执行情况并对程序进行修改，称这种静止状态为挂起状态）
（2）父进程请求：父进程希望挂起自己的孩子进程，以便考察和修改孩子进程，或者协调各个进程间活动。
（3）负荷调节的需要：当实时系统中工作负荷太重，已经可能影响到对实时任务的控制。
（4）操作系统的需要：操作系统有时候希望挂起某些进程，以便检查运行时候资源使用情况。
程序进程状态的转换：（引入挂起->非挂起状态）
1、活动就绪：当今成处于未被挂起的就绪状态时候，称此为活动就绪。
2、活动阻塞：未被挂起的阻塞状态
Linux下的进程状态：运行态、等待态、暂停待、僵尸态
运行态：把就绪态和运行态统称为运行态。
等待态（1）深度睡眠：等待资源有效被唤醒，而不能被其他信号唤醒。
          （2）浅度睡眠：不止可以被有效资源唤醒，也可以被信号，时钟中断唤醒。
暂停态：SIGSTOP SIGTSTP SIGTTIN SIGTTOU
僵死态：进程执行结束，但尚未消亡。（结束并释放大量资源，但是未能释放PCB）

进程控制块
PCB是进程存在的唯一标准。系统为每个进程定义一个数据结构-task_struct(进程控制块PCB)
PCB的作用是使得一个多道环境下不能独立运行的程序，成为一个个能够独立运行的基本单位，一个个能与进程并发执行的进程。（操作系统根据PCB对并发执行的进程进行控制管理）
PCB常驻与内存，系统将所有PCB组织成若干链表。存放在操作系统专门开辟的PCB区内。

PCB包含信息：
1>进程标识符：用于唯一的标识一个进程。
2>处理机状态：当处理机被中断时，所有信息都保存与PCB
3>进程调度相关信息。
4>进程控制信息。Linux操作系统中，还可以ps命令查看当前系统中的进程  ps -e 截取部分信息，部分进程

PCB的存放：当创建一个进程，首先分配一个task_struct
每当进程从用户态进入内核态后，都是用栈（内核栈）。当进程一进入内核太，CPU主动设置该进程内核栈，这个栈位于内核数据段上。为了节省空间，LINUX内核栈+thread_info放在一起占用8字节的内存区。

union thread_union
{
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[Thread_size/sizeof(long)];
};//内核栈占用8kB的内存区，实际上，进程PCB所占用的内存是由内核动态分配的。更确切的说，内核根本不给PCB分配内存，而仅仅是给内核栈分配8KB，并把其中一部分让给PCB使用。

thread_info结构表示和硬件关系更紧密的一些数据。
thread_info与task_struct结构有一个域指向对方。
为什么定义thread_info?
(1)进程控制块PCB的所有成员都被引用最频繁的是thread_info
(2)PCB的内容越来越多，而留给内核栈的空间越来越小，因此把部分进程控制块内容移出，只保留thread_info
当前进程：内核很容易从ESP寄存器的值获得当前在CPU正在运行的thread_info,内核屏蔽ESP的低13位有效位就可一获得thread_info基地址
PCB的组织方式：
（1）链接方式：把具有同一状态的PCB，用其链接字链接成一个队列（形成就绪队列，若干阻塞队列，空白队列）
（2）索引方式：建立就绪索引表，阻塞索引表。
Linux系统中进程的组织方式
1、进程链表：对于给定类型的进程进行有效的搜索，内核建立几个进程链表。由指向进程PCB指针组成双向循环链表。：
链表头和尾巴窦唯init_task(0号内核线程PCB)。这个进程永远不会被撤销。init_task的PCB是预先由编译器分配的，它在运行过程中保持不变，而其他PCB是在运行过程中，由系统根据当前内存情况分配的，撤销时候归还给系统。
2、哈希表：内核必须根据进程的PID导出对应的PCB。（为了加速查找，引入了哈西表）

#define inline struct task_struct *find_task_by_pid(int pid)
{
     struct task_struct *p,**htable=&pidhash[pid_hashfn(pid)];
     for(p=*htable;p&&p->pid!=pid;p=p->pidhash_next);
     return p;//Linux利用链表地址处理冲突，task_struct结构中两个域：pidhash_next和pidhash_prev来实现这个链表，同一个链表PID由小到大。
}

3、就绪队列
当内核要寻找一个新进程在CPU上运行，必须值考虑处于就绪队列上的进程，可以把运行状态的进程组成一个双向循环链表。
4、等待队列
仅仅唤醒等待队列中一个进程才有意义，flags域用来区分睡眠时候的互斥进程和非互斥进程flags=1互斥，flags=0，非互斥。

进程调度的基本原理
1、时间片轮转：每个进程一次按照时间片轮流执行（先来先服务，在一个给定的时间里均能获得一个时间片）
2、优先权调度
1>非抢占式：即系统一旦将CPU分配给运行队列中优先权最高的进程后，便一直执行完成。
2>抢占式：系统中运行的进程永远是可运行进程中优先级最高的那个
3、多级反馈队列：即优先权搞的先运行给定时间片，相同优先权的进程轮流运行
4>实时调度（实时系统：对外部时间有求必应，尽快相应）抢占式调度。
何为时间片？进程被抢占钱所能够持续运行的时间。（默认为20ms,过长，则交互能力差。过短，则切换频率，浪费大）
5>楼梯算法

就绪队列分为两组：活跃，时间片完
优先级的动态调整：每次时钟节拍终端，进程时间片-1，当时间片为0，调度程序判断类型，若为交互式，则重置其时间片并重新插入active数组，如果不是交互式的，则从active->expired
抛弃了动态优先级的概念，而采用一种完全公平的思想。
同样为一个优先级维护一个进程队列，并将其组织在active数组中，当选取下一个被调度进程时候，SD算法也同样从active直接读取。
        当进程时间片用完，并不放入expired数组，而是更低一级优先队列中。
eg:进程A优先级为“1”，到达最后一个台阶时候，再次用完时间片时候将回到优先级为“2”的任务队列，该时间片变为原来的2倍。

调度函数schedule//用它来决定是否要进行进程的切换。
Linux的调度时机：
（1）进程中止，睡眠
（2）当前时间片用完，每个队列组中元素以优先级再分类，相同优先级的一个队列。
（3）设备驱动程序运行
（4）从内核到用户

进程的创建：只要用户输入一条命令，shell进程就创建一个新进程，新进程执行shell的一个拷贝。
fork()创建子进程->再fork()再创建//可能形成完整的树，每个进程只有一个父进程，但可以有多个子进程。
引起进程创建的事情：再多道程序环境下，只有作为进程时候，才能在系统中运行。
LINUX启动，创建init特殊进程，以后诞生的都是它的后代。
init为每个终端TTY创建一个新的管理进程，这些进程在终端上等待用户登录，当登录，再为每个永启动一个shell进程，由shell进程接受用户信息。
fork()的使用
写实复制来实现，也就是调用fork()时候，内核并没有父进程的全部资源复制一份，而是将这些内容设置为只读状态，当父进程/紫禁城要对其进行修改的时候，内核才在修改之前将修改部分进行拷贝。
fork()的开销
fork()的开销就是复制父进程页表，以及子进程创建PCB
fork()返回
（1）对于父进程，返回新创建紫禁城的PID
（2）对于子进程，返回0
（3）对于错误，返回小于0的数。
创建进程：通过克隆而简历的系统调用可用来建立新进程
系统调用结束后，内核在内存中为进程分配PCB，同时新近成要使用堆栈分配无力页。
Linux为新近成分配新进程PCB（新PCB保存在链表中，而父进程PCB被复制到新PCB中）

在克隆进程时候，LINUX允许父进程和子进程共享相同资源。当某个资源被共享时候，资源引用数目+1，从而当这些进程都终止的时候，内核才会释放这些资源。

do_fork()如下：
（1）调用alloc_task_struct()函数获取8KB的union task_union内存区，用来存放内核栈。
（2）当前指针指向父进程PCB，并把父进程PCB内容拷贝到子进程PCB，此时，父子进程PCB一样。
（3）检查新创建的这个紫禁城后，当前用户所拥有的进程数目是否超过。
（4）现在，do_fork()已经获得它从父进程能利用的一切资源，接下来建立子进程的薪资远，并让内核知道新进程建立
（5）子进程被设置为“免打扰睡眠”
（6）调用get_pid()为新进程获得有效PID
（7）更新不能从父进程获得的所有PCB的其他域
（8）根据传递给clone()的参数标记，拷贝/共享打开文件等。
（9）把新PCB插入pidhash哈希表，把子进程PCB状态设置为“浅睡眠”，并且调用wak_up，把子进程插入运行队列
（10）让父子进程平分剩余时间片，返回子进程PID，由用户态下的父进程读取//解释了为什么父进程返回子进程PID