1.流程的代码结构
1.1 过程控制块PCB和
进程是资源封装的单位，资源是指占用的内存、文件系统、信号和处理方法。 线程是调度执行的单位。 区分一个进程与另一个进程的标记是资源。 Linux操作系统可以实现进程之间的资源隔离。 流程的描述就是资源的描述。 PCB（BLOCK）用于描述不同操作系统中的进程，Linux中使用PCB来描述。 如图1-1所示，图中列出了主要对应资源的类型和功能。
mm内存资源：进程的内存
fs文件系统资源1：根路径和当前路径指针
files 文件系统资源2：进程打开的文件，文件描述符数组
信号资源：不同进程可以对同一个信号挂不同的处理方式
pid属性资源：描述进程的属性
1.2 属性特征
Linux 的 pid 和 tgid
一个进程fork出子进程后，从Linux内核的角度来看，对应的pid一定是不同的。 但是为了符合POSIX标准的要求，POSIX要求同一个父进程fork的子进程必须有相同的调用返回的pid号。 我们可以使用top命令查看进程，可以看到fork的子进程和父进程是一样的。 pid号是一样的。 linux实现的原理是添加一个tgid来达到父子进程调用时返回值相同的效果。
linux进程的三种数据结构
在linux代码中，会涉及到各种成对的引用关系。 例如在调度算法中，会采用链表的方式进行链接。 父进程和子进程之间的关系用树来描述。 哈希表的结构。对应的数据结构如图1-2所示
2. 流程的状态特征
2.1 进程状态切换
进程运行时的3种基本状态
操作系统相应的进程，包括实时系统，一般具有三种状态。 当进程有CPU时对应运行状态，无CPU时对应就绪状态和休眠状态。 就绪状态意味着所有资源都准备好了，只要有CPU就可以运行。 sleep是指有些资源还没有准备好，比如读取串口数据时，数据还没有发送出去。 这时候即使有CPU也无法运行。 它需要等到资源准备好才成为就绪状态，然后获得CPU才可以成为运行状态。 转换关系如图2-1所示。
2.2 linux进程扩展的六种状态
1、僵尸状态：子进程退出后，所有资源消失，只有父进程可以在wait函数中获取子进程的死亡原因。 wait之前子进程的状态就是僵尸状态。
2.深度睡眠：等待资源到达才唤醒
3.浅睡眠：等待资源到达或收到信号后唤醒
4.挂起：停止状态是由外部命令、作业控制等强制进程进入的状态。
5、就绪：CPU没有被占用，进程正在等待调度算法调度，进入运行状态
6.运行中：占用CPU，正在运行的线程。
挂起状态是进程在运行过程中被外部bash命令强制进入的状态。 这样就可以指定进程的CPU使用率。 后面我们平时实现的方法，这里只是为了理解。
进入停止状态的方法：
ctrl + z，前/背景
-l 20 -p 10111：限制pid为10111的程序的CPU使用率不超过20%
linux进程状态的联系与区别：
就绪VS运行linux的调度算法只管理就绪和运行状态的进程，只对应就绪和占用状态的进程。 这两种状态称为。
深度睡眠 VS 浅度睡眠 深度睡眠只有资源到位时才唤醒，收到信号时不唤醒，而浅度睡眠则资源到位或收到信号时唤醒
Sleep VS 睡眠是代码中不主动进入资源的状态，而挂起是进程从程序外部强制进入的状态。
2.3 进程内存泄漏
内存泄漏是指进程的内存使用量随着时间的增长而线性增加的情况。 表示进程一直在运行，运行过程中申请了内存，但使用后并没有释放。 运行过程中，每次都会申请内存，而不是释放的情况，导致系统内存越来越少。 这里我们要明白，内存泄漏的原因不可能是进程死了，内存没有释放。 因为进程死后就变成了僵尸，Linux会自动释放该进程申请的所有资源，只留下父进程等待检查状态。 已经不可能再占用内存了。
3.进程的诞生、运行和死亡
3.1 进程诞生时的资源处理
子进程fork后，直接从父进程的进程结构中复制子进程的资源，获取相同的信息，如图3-1所示。 进程P2刚创建后，其资源是完全一样的。 Linux内核的调度算法是根据该结构进行调度的。
所有资源结构都将被复制。 之后，随着流程的变化，按照谁修改、谁拆分的原则来处理资源变化。
3.2 逼真复制技术
p1创建p2时，会将p2描述的资源结构复制到p2中。
区分进程的标志是p2的资源不是p1的资源。 两个资源是相同的，因此不称为两个进程。
执行复制，但任何修改都会导致分裂，如：、open、write、
最难复制的部分是mm部分，因为需要写时复制。
Linux通过MMU将虚拟地址转换为物理地址。 当进程执行fork()时，会将页表中的权限设置为RD-ONLY。 当P1和P2写入页面时，CPU将收到页面错误。 请求新的内存。 然后Linux将页表中的virt1指向新的物理地址。
下面我们具体分析一下程序背后使用COW的原理和流程。
fork前第一阶段：全局变量data对应数据段内存vir和phy都在数据段中，权限可读可写。
fork后：vir和phy的权限全部变成只读，内存读正常，但写内存会进入缺页中断。
fork后写内存：写内存后，如果发生缺页，Linux会重新申请一块4k内存，并将新的物理内存指向改变内存地址的进程vir。 同时将旧的4k内存复制到新内存中，并将权限改为R+W，这样父子进程的同一个vir虚拟地址就对应了两个独立的可读写的物理地址。 简而言之，谁先写，谁就获得新的物理内存，而原来的内存将被保留给剩余的进程。
3.3 无法使用COW：VFORK
COW技术的实现必须借助MMU（内存管理单元）。 COW是通过改变虚拟内存和物理内存的映射关系来实现的。 没有MMU的系统无法实现虚拟内存和物理内存之间的映射。 也不可能调用fork函数。 没有MMU的系统相应地调用vfork函数。 与fork的资源变化对比如图3-3所示：
vfork的特点：vfork会阻塞父进程，只有子进程完全退出后才执行父进程。
1）退出
2）执行
CoW，严重依赖CPU的MMU。 Mmu-less Linux 没有写时复制，没有 fork，但使用 vfork。
3.4 强制共享资源——线程
当P1和P2都使用同一个资源时，资源结构不被复制，P2的资源指针直接指向P1，这体现了线程的特性：可以调度，共享相同的资源。 Linux也是通过这种方式实现线程的。 调用时会转入CLONE的API，这样P2的资源指针就会指向P1。 注：最终调用的API是CLONE，
3.5 第一个进程，进程0和进程1
进程0开机后创建进程1，进程0开机后退化为空闲进程，空闲进程优先级最低。 该进程运行的原理是，当所有其他进程都没有运行时，它就开始运行。 当空闲进程运行时，CPU被设置为低功耗模式。 （注：与电源按钮不同的是，空闲状态下只有CPU处于低功耗状态，其他设备如显示器电源也会进入低功耗状态）。 这个设计的精妙之处在于，如果不使用进程0，那么该进程进入低功耗模式的标准就变成了所有进程退出后，需要检查是否是最后一个进程，如果是最后一项，进入低功耗模式。 这样的设计将检查状态耦合到每个进程。 添加进程0设计的好处是简化设计，只需要判断是否为空闲进程即可。 实现解耦。
