一.进程的概念
第一，进程是一个实体。每一个进程都有它自己的地址空间，一般情况下，包括文本区域（text region）、数据区域（data region）和堆栈（stack region）。文本区域存储处理器执行的代码；数据区域存储变量和进程执行期间使用的动态分配的内存；堆栈区域存储着活动过程调用的指令和本地变量。
第二，进程是一个“执行中的程序”。程序是一个没有生命的实体，只有处理器赋予程序生命时（操作系统执行之），它才能成为一个活动的实体，我们称其为进程。
其中在Linux内核中赋予它更通用的名称----任务（task）
进程在整个内核中的功能位置：
我们还可以分两个层次对操作系统进程进行讨论。
在较高的层次上，“进程”是一个重要的组织概念，用其说明一个计算机系统作为一个整体的活动。将计算机系统视作若干进程的组合活动是适合的，每一个进程与一道特定的程序相结合。例如“shell”或者“vi”编辑程序。在这一层次上，进程本身被视作系统中的活动实体，而真正的活动部件本体，即处理机和外部设备则被消隐，不引起人们的注意。进程诞生、生长，然后死亡；它们存在的数量在不断变化；它们可以获得并释放资源；它们可以交互作用、合作、冲突、共享资源等等。
在较低的层次上，进程是不活动的实体，它们依靠活动的实体，例如处理机才起作用。借助于频繁地使用处理机从一个进程映像的执行切换到另一个，就可以产生一种印象：每一个进程映像都连续发生变化，这就导致较高层次上的解释。
Linux进程的四个要素：
1.有一段程序供其执行，这段程序不一定是某个进程所专有的，可以与其他进程共用。
2.有进程专用的内核空间堆栈。
3.在内核中有一个task_struct数据结构，即通常所说的“进程控制块”。有了这个数据结构，进程才能成为内核调度的一个基本单位接受内核的调度。同时，这个结构还记录着进程所占用的各项资源。
4.有独立的存储空间，这意味着拥有专有的用户空间；进一步，还意味着除前述的内核空间堆栈外还有其专用的用户空间堆栈。有一点必须指出，内核空间是不能独立的，任何进程都不可能直接（不通过系统调用）改变内核空间的内容（除其本身的内核空间堆栈以外）。
二.进程的组织：
进程控制块
进程创建时，操作系统就新建一个PCB结构，它之后就常驻内存，任一时刻可以存取, 在进程结束时删除。PCB是进程实体的一部分，是进程存在的唯一标志。当创建一个进程时，系统为该进程建立一个PCB；当进程执行时，系统通过其PCB 了 解进程的现行状态信息，以便对其进行控制和管理；当进程结束时，系统收回其PCB,该进 程随之消亡。操作系统通过PCB表来管理和控制进程。
| 进程描述信息 | 进程控制和管理信息 | 资源分配清单 | 处理机相关信息 |
|---|---|---|---|
| 进程标识符(PID) | 进程当前状态 | 代码段指针 | 通用寄存器值 |
| 用户标识符(UID) | 进程优先级 | 数据段指针 | 地址寄存器值 |
| 代码运行入口地址 | 堆栈段指针 | 控制寄存器值 | |
| 程序的外存地址 | 文件描述符 | 标志寄存器值 | |
| 进入内存时间 | 键盘 | 状态字 | |
| 处理机占用时间 | 鼠标 | ||
| 信号量使用 |
表2-1是一个PCB的实例，PCB主要包括进程描述信息、进程控制和管理信息、资源 分配清单和处理机相关信息等。各部分的主要说明如下：
1) 进程描述信息
进程标识符：标志各个进程，每个进程都有一个并且是唯一的标识号。
用户标识符：进程归属的用户，用户标识符主要为共享和保护服务。
2) 进程控制和管理信息
进程当前状态：描述进程的状态信息，作为处理机分配调度的依据。
进程优先级：描述进程抢占处理机的优先级，优先级高的进程可以优先获得处理机。
3) 资源分配清单，用于说明有关内存地址空间或虚拟地址空间的状况；所打开文件的 列表和所使用的输入/输出设备信息。
4) 处理机相关信息，主要指处理机中各寄存器值，当进程被切换时，处理机状态信息 都必须保存在相应的PCB中，以便在该进程重新执行时，能再从断点继续执行。
在一个系统中，通常存在着许多进程，有的处于就绪状态，有的处于阻塞状态，而且阻塞的原因各不相同。为了方便进程的调度和管理，需要将各进程的PCB用适当的方法组织起来。目前，常用的组织方式有链接方式和索引方式两种。链接方式将同一状态的PCB链接成一个队列，不同状态对应不同的队列，也可以把处于阻塞状态的进程的PCB，根据其阻塞原因的不同，排成多个阻塞队列。索引方式是将同一状态的进程组织在一个索引表中，索引表的表项指向相应的PCB，不同状态对应不同的索引表，如就绪索引表和阻塞索引表等。
大量的进程是如何组织的：
/* wq为某个等待队列的队列头 */ void sleep_on (wait_queue_head_t *wq) { /* 声明一个等待队列结点 */ wait_queue_t wait; /* 用当前进程初始化这个等待队列结点 */ init_waitqueue_entry (&wait, current); /* 设置当前进程状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE */ current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; /* 将这个代表着当前进程的等待队列结点加入到wq这个等待队列 */ add_wait_queue (wq, &wait); /* 请求调度器进行调度，执行完schedule后进程会被移除CPU运行队列，只有等待队列唤醒后才会重新回到CPU运行队列 */ schedule (); /* 这里进程已经被等待队列唤醒，重新移到CPU运行队列，也就是等待的条件已经为真，唤醒后第一件事就是将自己从等待队列wq中移除 */ remove_wait_queue (wq, &wait); }
在Linux操作系统中，用户创建一个新进程的一个方法是调用系统调用fork。调用fork的进程是父进程（parent process），而新创建的进程是子进程（child process）。在系统中调用fork返回时，子进程是父进程的一个拷贝，两个进程除了返回PID（Process ID）不同外，具有完全一样的变量值，它们打开的文件都相同。而在系统初启时由内核内部地创建的#0进程（idle进程）是唯一不通过fork而创建的进程；#1进程是系统创建的init进而在系统初启时由内核内部地创建的#0进程（idle进程）是唯一不通过fork而创建的进程；#1进程是系统创建的init进程,是系统其他每个进程的父进程。在Linux中，fork和_clone函数的具体实现是通过do_fork函数来实现的。
do_fork的算法如下：
int do_fork(unsigned long clone_flags,unsigned long usp,struct pt_regs *regs) { 取一个空闲的task数组表项和唯一的PID号； 根据clone_flags参数的值将父进程的进程表现拷贝到子进程表项中或设置为共享； 把进程加入进程图表设置跟踪进程的数据结构 调用hash_pid把新进程置入pidhash表中； 调用wake_up_process设进程为TASK_RUNNING并置入运行队列； return(p->pid) }
在创建新进程后，我们需要它来处理其他实际的工作，通过调用exec来执行别的实际程序，就能够变成独立于其他进程的进程了，因此，创建一个真正的进程--与其祖先不同的程序镜像，要分为两步，一步是fork,另一步是exec.下面是C代码描述：
/*实验fork和exec*/ if((result=fork()==0) { /*child code*/ if(exec( "new_program")<0) perror("exec failed"); exit(1); } else if(result<0) { perror ("fork failde"); }
三.进程状态转换
在一个给定时刻内，进程处于下面六种状态之一，进程的当前状态被记录在struct task_struct结构中的state成员中
struct task_struct { volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ …… }；
在/include/linux/sched.h定义的进程状态：
#define TASK_RUNNING 0 /* 进程准备好运行 */ #define TASK_INTERRUPTIBLE 1 /* 等待特定事件，可以被信号中断 */ #define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 /* 等待特定硬件条件，不可以被信号中断*/ #define TASK_ZOMBIE 4 /* 进程已经退出 */ #define TASK_STOPPED 8 /* 进程已经停止运行 */ #define TASK_SWAPPING 16 /* 进程正在执行磁盘交换工作 */
何时刻一个处理机仅能执行一个进程，而可能不止一个进程处于TASK_RUNNING状态。TASK_RUNNING并不意味着该进程可以立即获得CPU（虽然有时候是这样），而是仅仅说明只要CPU一旦可用，进程就可以立即准备执行了。进程处于TASK_ZOMBIE状态，意味进程已经退出了（或已经被杀掉了），但是其相关的struct task_struct结构并没有被删除。这样即使子进程已经退出，也允许父进程对已经死去的子孙进程进行查询。父进程通过wait来获取TASK_ZOMBIE进程的信息，同时释放它占用的struct task_struct结构。
四.task_struct数据结构
struct task_struct
{
volatile long state; /*state成员的可能取值如下
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define TASK_STOPPED 4
#define TASK_TRACED 8
#define EXIT_DEAD 16 #define EXIT_ZOMBIE 32 #define EXIT_TRACE (EXIT_ZOMBIE | EXIT_DEAD)
#define TASK_DEAD 64 #define TASK_WAKEKILL 128 #define TASK_WAKING 256 #define TASK_PARKED 512 #define TASK_NOLOAD 1024 #define TASK_STATE_MAX 2048 #define TASK_KILLABLE (TASK_WAKEKILL | TASK_UNINTERRUPTIBLE) #define TASK_STOPPED (TASK_WAKEKILL | __TASK_STOPPED) #define TASK_TRACED (TASK_WAKEKILL | __TASK_TRACED)*/
struct list_head run_list;
struct task_struct * next_task,*prev_task;
pid_t pid;
struct task_struct*p_opptr,*P_pptr;/*1.p_opptr指向进程的原始祖先
2.p_pptr指向进程的当前祖先
3.p_cptr指向进程的最年轻子孙
4.p_ysptr指向进程的下一个最年轻兄弟
5.p_osptr指向进程的下一个最古老兄弟*/
*p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;
struct task_struct*pidhash_next;
struct task_struct**pidhash_pprev;
}
进程标识符：
pid_t pid; //进程的标识符 pid_t tgid; //线程组标识符
进程标记符：
unsigned int flags; /* per process flags, defined below */
五.Linux的调度
调度器介绍
随着时代的发展，linux也从其初始版本稳步发展到今天，从2.4的非抢占内核发展到今天的可抢占内核，调度器无论从代码结构还是设计思想上也都发生了翻天覆地的变化，其普通进程的调度算法也从O(1)到现在的CFS，一个好的调度算法应当考虑以下几个方面：
- 公平：保证每个进程得到合理的CPU时间。
- 高效：使CPU保持忙碌状态，即总是有进程在CPU上运行。
- 响应时间：使交互用户的响应时间尽可能短。
- 周转时间：使批处理用户等待输出的时间尽可能短。
- 吞吐量：使单位时间内处理的进程数量尽可能多。
- 负载均衡：在多核多处理器系统中提供更高的性能
而整个调度系统至少包含两种调度算法，是分别针对
实时
进程和
普通进程，所以在整个linux内核中，实时进程和普通进程是并存的，但它们使用的调度算法并不相同，普通进程使用的是CFS调度算法(红黑树调度)。之后会介绍调度器是怎么调度这两种进程。
在linux中，进程主要分为两种，一种为实时进程，一种为普通进程
- 实时进程：对系统的响应时间要求很高，它们需要短的响应时间，并且这个时间的变化非常小，典型的实时进程有音乐播放器，视频播放器等。
- 普通进程：包括交互进程和非交互进程，交互进程如文本编辑器，它会不断的休眠，又不断地通过鼠标键盘进行唤醒，而非交互进程就如后台维护进程，他们对IO，响应时间没有很高的要求，比如编译器。
它们在linux内核运行时是共存的，实时进程的优先级为0~99，实时进程优先级不会在运行期间改变(静态优先级)，而普通进程的优先级为100~139，普通进程的优先级会在内核运行期间进行相应的改变(动态优先级)。
调度策略
在linux系统中，调度策略分为
- SCHED_NORMAL：普通进程使用的调度策略，现在此调度策略使用的是CFS调度器。
- SCHED_FIFO：实时进程使用的调度策略，此调度策略的进程一旦使用CPU则一直运行，直到有比其更高优先级的实时进程进入队列，或者其自动放弃CPU，适用于时间性要求比较高，但每次运行时间比较短的进程。
- SCHED_RR：实时进程使用的时间片轮转法策略，实时进程的时间片用完后，调度器将其放到队列末尾，这样每个实时进程都可以执行一段时间。适用于每次运行时间比较长的实时进程
调度
首先，我们需要清楚，什么样的进程会进入调度器进行选择，就是处于TASK_RUNNING状态的进程，而其他状态下的进程都不会进入调度器进行调度。系统发生调度的时机如下
- 调用cond_resched()时
- 显式调用schedule()时
- 从系统调用或者异常中断返回用户空间时
- 从中断上下文返回用户空间
管理组调度，内核引进了struct task_group结构，如下：
/* 进程组，用于实现组调度 */ struct task_group { /* 用于进程找到其所属进程组结构 */ struct cgroup_subsys_state css; #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED /* CFS调度器的进程组变量，在 alloc_fair_sched_group() 中进程初始化及分配内存 */ /* 该进程组在每个CPU上都有对应的一个调度实体，因为有可能此进程组同时在两个CPU上运行(它的A进程在CPU0上运行，B进程在CPU1上运行) */ struct sched_entity **se; /* 进程组在每个CPU上都有一个CFS运行队列(为什么需要，稍后解释) */ struct cfs_rq **cfs_rq; /* 用于保存优先级默认为NICE 0的优先级 */ unsigned long shares; #ifdef CONFIG_SMP atomic_long_t load_avg; atomic_t runnable_avg; #endif #endif #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED /* 实时进程调度器的进程组变量，同 CFS */ struct sched_rt_entity **rt_se; struct rt_rq **rt_rq; struct rt_bandwidth rt_bandwidth; #endif struct rcu_head rcu; /* 用于建立进程链表(属于此调度组的进程链表) */ struct list_head list; /* 指向其上层的进程组，每一层的进程组都是它上一层进程组的运行队列的一个调度实体，在同一层中，进程组和进程被同等对待 */ struct task_group *parent; /* 进程组的兄弟结点链表 */ struct list_head siblings; /* 进程组的儿子结点链表 */ struct list_head children; #ifdef CONFIG_SCHED_AUTOGROUP struct autogroup *autogroup; #endif struct cfs_bandwidth cfs_bandwidth; };
调度实体(struct sched_entity)
1 /* 一个调度实体(红黑树的一个结点)，其包含一组或一个指定的进程，包含一个自己的运行队列，一个父亲指针，一个指向需要调度的运行队列指针 */ 2 struct sched_entity { 3 /* 权重，在数组prio_to_weight[]包含优先级转权重的数值 */ 4 struct load_weight load; /* for load-balancing */ 5 /* 实体在红黑树对应的结点信息 */ 6 struct rb_node run_node; 7 /* 实体所在的进程组 */ 8 struct list_head group_node; 9 /* 实体是否处于红黑树运行队列中 */ 10 unsigned int on_rq; 11 12 /* 开始运行时间 */ 13 u64 exec_start; 14 /* 总运行时间 */ 15 u64 sum_exec_runtime; 16 /* 虚拟运行时间，在时间中断或者任务状态发生改变时会更新 17 * 其会不停增长，增长速度与load权重成反比，load越高，增长速度越慢，就越可能处于红黑树最左边被调度 18 * 每次时钟中断都会修改其值 19 * 具体见calc_delta_fair()函数 20 */ 21 u64 vruntime; 22 /* 进程在切换进CPU时的sum_exec_runtime值 */ 23 u64 prev_sum_exec_runtime; 24 25 /* 此调度实体中进程移到其他CPU组的数量 */ 26 u64 nr_migrations; 27 28 #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS 29 /* 用于统计一些数据 */ 30 struct sched_statistics statistics; 31 #endif 32 33 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED 34 /* 代表此进程组的深度，每个进程组都比其parent调度组深度大1 */ 35 int depth; 36 /* 父亲调度实体指针，如果是进程则指向其运行队列的调度实体，如果是进程组则指向其上一个进程组的调度实体 37 * 在 set_task_rq 函数中设置 38 */ 39 struct sched_entity *parent; 40 /* 实体所处红黑树运行队列 */ 41 struct cfs_rq *cfs_rq; 42 /* 实体的红黑树运行队列，如果为NULL表明其是一个进程，若非NULL表明其是调度组 */ 43 struct cfs_rq *my_q; 44 #endif 45 46 #ifdef CONFIG_SMP 47 /* Per-entity load-tracking */ 48 struct sched_avg avg; 49 #endif 50 };
操作系统（Operating System，简称OS）是管理和控制计算机硬件与软件资源的计算机程序，是直接运行在“裸机”上的最基本的系统软件，任何其他软件都必须在操作系统的支持下才能运行。
操作系统是
用户和
计算机的
接口，同时也是计算机
硬件和其他
软件的接口。
操作系统的功能包括管理
计算机系统的
硬件、软件及数据资源，
控制程序运行，改善
人机界面，为其它
应用软件提供支持，让
计算机系统所有资源最大限度地发挥作用，提供各种形式的
用户界面，使用户有一个好的工作环境，为其它软件的开发提供必要的服务和相应的接口等。实际上，用户是不用接触操作系统的，操作系统管理着
计算机硬件资源，同时按照
应用程序的资源请求，分配资源，如：划分
CPU时间，
内存空间的开辟，调用
打印机等。
在进程模型中，
计算机上所有可运行的
软件，通常也包括
操作系统，被组织成若干顺序进程（sequential process），简称
进程（process）。操作系统中最核心的概念是进程， 进程也是
并发程序设计中的一个最重要、 最基本的概念。进程是一个动态的过程， 即进程有生命周期， 它拥有资源， 是程序的执行过程， 其状态是变化的。
Windows、
unix和
Linux是目前最流行的几个操作系统。
七.参考资料
https://wenku.baidu.com/view/64179a4bcf84b9d528ea7a0a.html
https://www.doc88.com/p-7019532024389.html
https://blog.csdn.net/bit_clearoff/article/details/54292300
