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1. 什么是进程？#

在了解进程概念之前，我们需要先知道程序的概念。

程序，是指编译好的二进制文件，这些文件在磁盘上，并不占用系统资源。

进程，指的是一个程序的执行实例，是操作系统分配系统资源的单位，这里的系统资源有CPU时间，内存等。当程序运行起来，产生一个进程。

也就是说，相比于程序，进程是一个动态的概念。

2. 用什么来描述进程？#

进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中，可以理解为进程属性的集合。教材中称为PCB（process control block），不同的操作系统下有不同的PCB，Linux 下的进程控制块是 task_struct。

task_struct是Linux内核的一种数据结构，当一个进程创建时，系统会先将程序加载到内存，同时会将task_struct装载到内存中，在task_struct中包含着进程的信息。

task_struct的内容主要分为以下几类：

• 标示符（PID) : 描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程，本质上是一个非负整数。

• 进程状态: 任务状态，退出代码，退出信号等。

• 上下文数据: 进程执行时处理器的寄存器中的数据。

• 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。

• 文件描述符表，包含很多指向 file 结构体的指针。

• 优先级: 相对于其他进程的优先级。

• 其他信息。

3. PID、PPID#

为了便于管理，操作系统中有父子进程的概念。子进程会继承父进程的属性和权限，而父进程也可以系统地管理子进程。

进程的标志符是PID，是进程的唯一标识，而父进程的标志符是PPID。

要查看进程的父子关系，可以用命令ps axj

我们在后台运行一个./test可执行文件，用如下命令查看该进程的父子信息

可以看到，该进程的进程PID为7711，其父进程PPID为29455

要获取进程id和父进程id，可以使用getpid()和getppid()函数：

获取当前进程 ID pid_t getpid(void);

获取当前进程的父进程 ID pid_t getppid(void);

如运行如下代码后，可以输出该进程的id和父进程id

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

输出结果：

4. fork函数#

运行man 2 fork后，可以看到pid_t fork(void);

fork函数是用于创建子进程的一个函数，当父进程调用fork函数后，会创建一个子进程，父子进程代码共享，数据各自开辟空间。

一般情况下，fork之后通常要进行分流，如代码1

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>

int g_val = 0;

int main()
{
    pid_t id = fork();
    if(id < 0){
        perror("fork fail");
        return 1;
    }
    else if(id == 0) {
        //child
        printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);
    }
    else {
        //parent
        printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);
    }
    return 0;
}

执行结果如下

可以看出，分流之后，父进程执行的是id>0的代码，而子进程执行的是id == 0 的代码，也就是说，fork是有两个返回值的，如果子进程创建成功，fork给父进程返回的是子进程的PID，给子进程返回0。

需要注意的是，子进程执行的是fork之后的代码。这是为什么？

在父进程创建好子进程后，父子进程代码共有，父进程会将自己的数据拷贝给子进程，其中就包括了父进程程序计数器的值。程序计数器内存放的是程序中即将被执行的下一条指令的地址，由于父进程已经执行了fork前面的代码，因此子进程会和父进程一样，都执行fork之后的代码。

5. 进程的状态#

当一个进程实体从磁盘加载到内存时，会创建对应的task_stuct，进程有不同的状态。在Linux中，所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在内核里，根据状态的不同，可以将

task_struct中有关于进程状态的描述：

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 */
};

R状态：可执行状态，只有该状态的进程才可以上处理机运行。同一时刻可以有多个进程同时处于R状态，除了上处理机的进程外，其余R状态的进程以链表的形式组成队列，等待上处理机。在操作系统教材中的运行态和就绪态，在Linux中统一为R状态。

S状态：可中断睡眠状态，进程因为等待某些资源，而没有上处理机运行，该状态即S状态。当得到等待的资源，或者接收到某些异步信号时，进程将会被唤醒。一般情况下用ps命令查看进程状态，大多数进程都是S状态。

D状态：深度睡眠状态，该状态下不接受一些异步信号。该状态存在的原因是操作系统的某一些操作要求是原子操作，中间不可以接受其他异步信号的干扰，只要对应资源不得到满足，就一直处于D状态。例如， kill -9 也杀不死D状态的进程。而实际中，我们用ps命令几乎是无法捕捉到D状态的进程，因为原子操作往往比较短暂。

T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。

X状态：死亡状态，该状态是返回状态，在任务列表中看不到。

Z状态：僵尸状态，该状态是一个特殊的状态。当进程退出时，如果父进程没有读取到子进程退出的返回代码，就会产生僵尸进程。僵尸进程会一直以Z状态留在进程表中，等待父进程读取其退出状态。即便是退出状态的进程，本身也需要用PCB进行维护，也就是说，如果父进程不读取子进程的退出信息，子进程的PCB会一直在内存中，从而造成了内存泄漏。

除了僵尸进程，系统中还可能存在另外一种进程——孤儿进程。当父进程先退出时，子进程就成了孤儿进程，此时孤儿进程会被1号init进程领养，其PPID变为1。

6. 进程地址空间#

我们将第4节讲解fork函数时的代码稍作修改

#include <stdio.h>                             
#include <sys/types.h>    
#include <unistd.h>    
    
int g_val = 0;    
    
int main()    
{    
    pid_t id = fork();    
    if(id < 0){    
        perror("fork fail");    
        return 1;    
    }    
    else if(id == 0) {    
        //child   
        g_val = 10000;
        printf("g_val = %d,child_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);    
    }    
    else {
        //parent
        sleep(3);//这段代码让父进程休眠3s，保证子进程的代码先执行，让子进程修改g_val
        printf("g_val = %d,parent_pid = %d , &g_val = %p\n",g_val,getpid(),&g_val);    
    }    
    return 0;    
}

执行结果如下

我们惊奇地发现，父进程和子进程的&g_val是一样的，但是g_val居然不一样！

我们知道，相同的物理内存单元中不可能存储不同的两个数，也就是说，这里的地址并不是实际的物理地址，而是虚拟地址。那么，操作系统是如何管理进程的地址空间呢？

6.1 mm_struct#

对于操作系统而言，管理的方式是先用数据结构进行描述，再将数据结构进行组织。我们知道当一个进程创建时，会创建对应的PCB，在Linux中，task_struct中有一个结构体——struct mm_struct，这个结构体就是用来描述该进程虚拟地址的结构体。

mm_struct源码如下

struct mm_struct {

    //指向线性区对象的链表头
    struct vm_area_struct * mmap;       /* list of VMAs */
    //指向线性区对象的红黑树
    struct rb_root mm_rb;
    //指向最近找到的虚拟区间
    struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */

    //用来在进程地址空间中搜索有效的进程地址空间的函数
    unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);

       unsigned long (*get_unmapped_exec_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);

    //释放线性区时调用的方法，          
    void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr);

    //标识第一个分配文件内存映射的线性地址
    unsigned long mmap_base;        /* base of mmap area */


    unsigned long task_size;        /* size of task vm space */
    /*
     * RHEL6 special for bug 790921: this same variable can mean
     * two different things. If sysctl_unmap_area_factor is zero,
     * this means the largest hole below free_area_cache. If the
     * sysctl is set to a positive value, this variable is used
     * to count how much memory has been munmapped from this process
     * since the last time free_area_cache was reset back to mmap_base.
     * This is ugly, but necessary to preserve kABI.
     */
    unsigned long cached_hole_size;

    //内核进程搜索进程地址空间中线性地址的空间空间
    unsigned long free_area_cache;      /* first hole of size cached_hole_size or larger */

    //指向页表的目录
    pgd_t * pgd;

    //共享进程时的个数
    atomic_t mm_users;          /* How many users with user space? */

    //内存描述符的主使用计数器，采用引用计数的原理，当为0时代表无用户再次使用
    atomic_t mm_count;          /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */

    //线性区的个数
    int map_count;              /* number of VMAs */

    struct rw_semaphore mmap_sem;

    //保护任务页表和引用计数的锁
    spinlock_t page_table_lock;     /* Protects page tables and some counters */

    //mm_struct结构，第一个成员就是初始化的mm_struct结构，
    struct list_head mmlist;        /* List of maybe swapped mm's.  These are globally strung
                         * together off init_mm.mmlist, and are protected
                         * by mmlist_lock
                         */

    /* Special counters, in some configurations protected by the
     * page_table_lock, in other configurations by being atomic.
     */

    mm_counter_t _file_rss;
    mm_counter_t _anon_rss;
    mm_counter_t _swap_usage;

    //进程拥有的最大页表数目
    unsigned long hiwater_rss;  /* High-watermark of RSS usage */、
    //进程线性区的最大页表数目
    unsigned long hiwater_vm;   /* High-water virtual memory usage */

    //进程地址空间的大小，锁住无法换页的个数，共享文件内存映射的页数，可执行内存映射中的页数
    unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;
    //用户态堆栈的页数，
    unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;
    //维护代码段和数据段
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
    //维护堆和栈
    unsigned long start_brk, brk, start_stack;
    //维护命令行参数，命令行参数的起始地址和最后地址，以及环境变量的起始地址和最后地址
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;

    unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

    struct linux_binfmt *binfmt;

    cpumask_t cpu_vm_mask;

    /* Architecture-specific MM context */
    mm_context_t context;

    /* Swap token stuff */
    /*
     * Last value of global fault stamp as seen by this process.
     * In other words, this value gives an indication of how long
     * it has been since this task got the token.
     * Look at mm/thrash.c
     */
    unsigned int faultstamp;
    unsigned int token_priority;
    unsigned int last_interval;

    //线性区的默认访问标志
    unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */

    struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
    spinlock_t      ioctx_lock;
    struct hlist_head   ioctx_list;
#endif
#ifdef CONFIG_MM_OWNER
    /*
     * "owner" points to a task that is regarded as the canonical
     * user/owner of this mm. All of the following must be true in
     * order for it to be changed:
     *
     * current == mm->owner
     * current->mm != mm
     * new_owner->mm == mm
     * new_owner->alloc_lock is held
     */
    struct task_struct *owner;
#endif

#ifdef CONFIG_PROC_FS
    /* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
    struct file *exe_file;
    unsigned long num_exe_file_vmas;
#endif
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
    struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
#ifdef CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE
    pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */
#endif
    /* reserved for Red Hat */
#ifdef __GENKSYMS__
    unsigned long rh_reserved[2];
#else
    /* How many tasks sharing this mm are OOM_DISABLE */
    union {
        unsigned long rh_reserved_aux;
        atomic_t oom_disable_count;
    };

    /* base of lib map area (ASCII armour) */
    unsigned long shlib_base;
#endif
};

因此，进程地址空间实际上就是结构体mm_struct所描述的虚拟空间，每个进程都有自己的虚拟地址空间。每个进程的虚拟地址如下图所示。

在Linux中，采用分页存储的方式对内存进行管理。既然我们平时所看到的地址不是实际的物理地址，那就需要操作系统将虚拟地址映射为物理地址。操作系统是借助页表来实现虚拟地址和物理地址的映射的，页表的本质也是一个数据结构，最主要的两项就是进程的虚拟地址和实际物理地址的映射关系。

6.2 写时拷贝#

在我们的代码中，当fork创建子进程时，会将父进程的mm_struct也拷贝给子进程，一开始，内存中只有一份g_val，当子进程修改g_val时，由于父子进程的数据是各自私有的，进程之间的执行应该具有独立性，因此子进程修改g_val不应该影响到父进程。此时就会发生写时拷贝，即子进程在内存中开辟一块新的空间，将修改后的值填入该空间，并且修改子进程页表中虚拟地址映射的实际物理地址。

因此，我们看到了上述相同虚拟地址中存储的数值不同的场景。

6.3 为什么要有进程地址空间？#

这是因为引入了进程地址空间后，可以保证每个进程所用的空间独立而连续3。一个进程的越界操作并不会影响另一个进程，这样就实现了内存的保护。同时，每个进程地址空间是远大于实际内存空间的，这样也可以通过虚拟的方式实现内存的扩充。当一个进程退出后，我们只需要清除掉该进程的mm_struct和页表就可，有利于内存的分配回收。

出处：https://www.cnblogs.com/Grong/p/15516013.html