操作系统之进程管理——进程概览

1. 进程的概念、特征和状态转换

推荐阅读：进程详解
[定义]进程：进程实体的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。[理解]进程类似一个实例化的程序，是“执行中的程序”，是一个过程。
进程实体：由程序段、相关数据段和PCB（进程控制块,由链表实现，进程的唯一标识，进程创建时，OS为其生成一个PCB，进程终止时回收PCB）三部分构成。
进程的特征：动态性、并发性、独立性、异步性、结构性：
- 动态性：进程实体不运行就不叫进程，一个没有被调用的进程实体也不叫进程。具有着创建、活动、暂停、终止等过程。具有一定的生命周期，所以是动态的。
- 并发性：引入进程就是为了使程序能够与其他进程的程序并发执行，用以提高资源利用率。
- 独立性：进程实体拥有着独立的资源（程序段和数据段），是能够独立地接受调度并独立运行的基本单位（因为PCB的存在）。
- 异步性：由于进程的相互制约，使进程具有执行的间断性，即进程按照各自独立地、不可预知的速度向前推进。但异步会导致执行结果的不可再现性（类似数据库的一致性），为此，OS必须配置相应的进程同步机制（为解决访问顺序和共享变量的冲突问题，推荐阅读：进程间同步机制）。
- 结构性：一个进程配置一个PCB进行描述，按进程实体定义的三部分组成。

进程的状态转换：三种基本状态（就绪状态、执行状态、阻塞/等待状态），某些系统的附加状态（挂起状态），另外两种常见状态（创建状态、终止状态）。
- 就绪状态：进程拥有除了CPU外的一切所需资源；
- 执行状态：运行在CPU上，一般单CPU系统某一时刻下最多运行一个进程；
- 阻塞/等待状态：进程在等待某一事件（不包括CPU）而暂停运行。
- 挂起状态：出于种种原因，我们让进程处于静止状态（即让进程不能立即执行），OS把这些进程换到磁盘中的挂起队列，推荐阅读：进程的挂起状态详细分析。
- 创建状态：正在被创建，尚未进入就绪状态。创建步骤：申请一个空白PCB，向PCB中写入控制信息，然后OS为进程分配资源，最后转入就绪状态。
- 终止状态：进程由于正常结束/其他原因中断运行，OS设置进程为结束状态，然后进一步处理资源释放和回收工作。
- [注]运行状态 -> 阻塞状态是进程的主动过程，但由阻塞状态 -> 就绪状态是一个被动的行为，需要其他相关进程的协助（见本博客第4节内容）。

事件	导致进程挂起的事件说明
交换	操作系统需要释放足够的内存空间，以调入并执行处于就绪状态的进程
其他OS原因	操作系统可能挂起后台进程或工具程序进程，或者被怀疑导致问题的进程
交互式用户请求	用户可能希望挂起一个程序的执行，目的是为了调试或与一个资源的使用进行连接
定时	一个进程可能会周期性地执行（例如记账或系统监视进程），而且可能在等待下一个时间间隔时被挂起
父进程请求	父进程可能会希望挂起后代进程的执行，以检查或修改挂起的进程，或者协调不同后代进程之间的行为

2. 进程的创建

在OS中，用户登录、作业调度、系统提供服务、用户程序的应用请求都会引起进程的创建。
以Linux为例，说明创建步骤：
1. ① 首先在内存中为新进程创建一个task_struct结构（Linux下对PCB定义的结构体）；
2. ② 然后将父进程的task_struct内容复制其中，再修改部分数据。
3. ③ 分配新的内核堆栈、新的PID，再将task_struct这个node添加到PCB链表中。
- 进程的以上创建步骤是单个原语，不允许分割，其他的撤销已有进程、实现进程状态的转换等都是原语。
- 因为绝大多数信息是从父进程拷贝/克隆来的，系统有必要记录这种亲属关系，使进程之间的协作更加方便（例如kill信号或通信信号）。初始化进程init中的task_struct结构是进程树的根（init进程是所有进程的祖先进程）。推荐阅读：Linux - PCB之task_struct结构体
- 子进程刚开始时，内核并没有为它分配物理内存，而是以只读的方式共享父进程内存，只有当子进程写时，才复制，即“copy on write”。

3. 进程的终止

终止的事件有：正常结束（main中的return，调exit，调_exit或_EXIT）、异常结束（存储区越界、保护错、非法指令、特权指令错、I/O故障等，调abort等）、外界干预（人为干预、OS干预、父进程干预）
终止步骤：
1. 根据被终止进程的标识符，检索PCB，读出该进程的状态；
2. 若被终止进程处于执行状态，立即终止该进程的执行，将CPU分配给其他进程；
3. 若该进程还有子进程，应将所有子进程终止；
4. 将该进程所拥有的所有资源，归还给父进程或OS；
5. 将PCB从链表中删除；

4. 进程的阻塞和唤醒

重点：只有获得CPU的进程才能够转为阻塞状态，这种转换是主动的，方式为执行阻塞原语（Block）。
当资源或数据等条件得到满足后，由合作进程或其他相关进程执行唤醒原语（Wakeup），唤醒该被阻塞的进程，进入就绪队列。
引起阻塞和唤醒的事件：
- 向系统申请资源时失败。如申请打印机，但打印机被其他进程占用。
- 等待某种操作。如进程A启动了某I/O，只有等完成该I/O任务后进程A才能执行，则进程A启动I/O后自动阻塞。
- 新数据尚未到达。如相互合作的进程，没等到另一个进程的数据之前，先进入阻塞状态。
- 等待新任务的到达。进程完成了自己的任务后将自己阻塞起来，等待新任务到来才将其唤醒。
Block的执行步骤：
1. 找到该进程的PID对应的PCB；
2. 查看PCB中进程的状态，若是运行状态，则保护现场，将状态改为阻塞状态，停止运行；
3. 把该PCB插入到相应事件的阻塞队列中。
Wakeup的执行步骤：
1. 在该事件的等待队列中找到相应进程的PCB；
2. 将其从等待队列中移出，并置为就绪状态；
3. 将PCB插入就绪队列中，等待调度程序调度。

5. 进程的切换

推荐阅读：进程概念，进程切换，上下文切换，虚拟地址空间
进程的切换步骤：
1. OS保存处理的上下文到PCB，包括PC（program counter）、PSW（program status word）及其他寄存器，保存到tast_struct中的thread结构体中（把寄存器中的值赋给thread中的各变量）；
2. 更新PCB信息；
3. 把进程PCB移入相应的队列；
4. 选择另一个进程执行，并更新其PCB；
5. 更新内存管理的数据结构（如地址页表、进程表、进程打开的文件表等）；
6. 恢复CPU上下文。
切换发生的时机：
1. 阻塞式系统调用、虚拟地址异常。导致进入等待态。
2. 时间片中断、I/O中断后更改优先级进程。导致进入就绪态。
3. 终止用系统调用、不能继续执行的异常。导致进入终止态。
虽然进程切换一定发生在中断/异常/系统调用的处理过程中，但并不意味所有的中断/异常都会引起进程切换（有些时候OS处理完中断，会立即恢复原进程的处理）。
- 进程切换只会发生在内核态。
一个进程的上下文可以分为三个部分：用户级上下文、寄存器上下文以及系统级上下文
- 用户级上下文：正文、数据、用户堆栈以及共享存储区；
- 寄存器上下文：通用寄存器、程序寄存器(IP)、处理器状态寄存器(EFLAGS)、栈指针(ESP)；
- 系统级上下文: 进程控制块task_struct、内存管理信息(mm_struct、vm_area_struct、pgd、pte)、内核栈

系统调用进行的是模式切换(mode switch)。模式切换与进程切换比较起来，容易很多，而且节省时间，因为模式切换最主要的任务只是进程寄存器上下文的切换。
当进程调用系统调用或者发生中断时，CPU从用户态切换成内核态，此时，无论是系统调用程序还是中断服务程序，都处于当前进程的上下文中，并没有发生进程上下文切换。
当系统调用或中断处理程序返回时，CPU要从内核态切换回用户态，此时会执行操作系统的调用程序。如果发现就绪队列中有比当前进程更高的优先级的进程，则会发生进程切换：当前进程信息被保存，切换到就绪队列中的那个高优先级进程；否则，直接返回当前进程的用户模式，不会发生上下文切换

当进行系统调用的时候，当前进程的时间片就停止了，由内核去完成系统调用，当我们系统调用返回的时候，时间片就可以重新开始计时，无论怎么样，系统调用以后，一定是有时间让内核把信息，返回给用户，系统调用的结果会保存在eax寄存器中。
如果系统刚调用完毕，准备返回用户空间，就在此时，发生了进程切换，那么别的进程就会改掉eax的值，那么当我下次进行恢复的时候，还得重新调用系统调用，这样子的话，对于系统的资源就太浪费了；所以说进行系统调用的返回值一定是返回给用户的，当用户把eax寄存器的值保存起来以后，标志着系统调用完毕，接下来切不切换进程就没有啥影响了。

6. 进程间的通信

PV操作（P、V原语，属于信号量机制）是通过硬件实现的低级通信方式；缺点：效率低、通信对用户不透明。高级通信方式有三种：共享存储、消息传递和管道通信（优点：隐藏了实现细节）：
共享存储：使用同步互斥工具，对一块可直接访问的共享空间进行读写控制，要通过特殊的系统调用来实现（因为一般进程空间是独立地，不会访问其他进程的空间）。
消息传递：以格式化的消息为单位（计网中称为报文）进行传递。系统提供了“发送消息（Send）”和“接受消息（Receive）”两个原语，应用广泛，能很好地支持多处理机系统、分布式系统和计算机网络。
- 直接通信方式：发送进程将消息挂在接收进程的消息缓冲队列上，接收进程从消息缓冲队列中取得消息；
- 间接通信方式，又称为信箱通信方式：发送进程将消息发送到某一个中间实体中，接收进程从中间实体（被称为信箱）取得消息（消息在信箱中可以安全的保存，只允许核准的目标用户随时读取）。采用间接通信方式可实现实时通信，又可实现非实时通信。分为三种信箱：
  - 私有信箱。由用户创建信箱，并作为该进程的一部分，其他用户只能向该信箱发消息，而无法取消息。可采用单向通信链路的信箱来实现，当该信箱的进程结束时，进程PCB消失，信箱随之消失。
  - 公用信箱。由OS创建，提供给OS核准的用户使用，采用双向通信链路的信箱来实现。通常公用信箱在系统运行期间始终存在。
  - 共享信箱。创建时或创建后指明为共享的，同时需指出共享进程（用户）的名字。
管道通信：用于连接一个读进程和一个写进程以实现通信的一个共享文件，即pipe文件。推荐阅读：【Linux0.11 内核源码剖析】进程间通信——管道（pipe）。管道机制必须提供三方面能力：
1. ① 互斥。当一个进程正在对pipe进行读/写操作时，另一个进程必须等待。
2. ② 同步。当写（输入）进程把一定数量数据写入pipe后，便去睡眠等待，直到读（输出）进程取走数据后，再把它唤醒。当读进程读到一空pipe时，也应睡眠等待，直至写进程将数据写入管道后，才将它唤醒。
3. ③ 确定对方的存在。只有确定对方已存在时，才能进行通信。
- 管道有一个固定的缓冲区，所以需要限制管道的大小；
- 管道读数据是一次性操作，一旦数据被读取，它就要从管道中被抛弃，释放空间以便写更多的数据；
- 管道只能采用半双工通信，某一时刻只能单向传输。若要实现父子通信，必须定义两个管道。