【计算机系统基石与Linux进程管理深度解析】（二）：https://developer.aliyun.com/article/1425712

3.5.通过系统调用创建进程-fork初识

• 运行 man fork

然后我们来初步使用一下fork函数。

运行一下，看一下会输出什么？

我们发现before输出了一遍，而after输出了两遍，我们可以得到一旦fork函数执行后，存在两个执行分支的，所以after会执行两次，我们发现第一次after输出的pid和ppid和before相同，说明它俩是同一个进程，第二次after输出的ppid和第一次输出的pid是一样的，说明第二次after是第一次after的子进程，它们之间存在父子关系。

上面的31564是命令行的进程，也就是我们的bash。

fork执行后有两个进程，父和子都会运行。那我们怎么知道哪一个是父进程，哪一个是子进程呢？

• 认识fork，fork有两个返回值

按照这个返回值的意义，那是不是有两个返回值，我们来验证一下

这里就要问一下，这里访问的是同一个变量，为什么能返回两个值呢？这个我们暂时当成这个函数的特性。我们待会讲。这里要提一个问题，我们为什么要创建子进程？

通过创建子进程，可以在一个程序中并行执行多个任务。每个子进程都有自己的独立内存空间和执行上下文，因此它们可以同时执行不同的代码块，与自己的父进程互补干扰，这样我们的子进程和父进程就能执行不同的任务。

• 父子进程代码共享，数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝）

那怎么分别执行呢？通过返回值使用if进行分流即可，让父子执行不同的代码块

于是这样就执行了我们子进程和父进程的代码。

我们知道代码无法执行两个死循环，但是今天我们可以通过父子进程去实现，fork 之后通常要用 if 进行分流。

我们可以看到父子进程中两个死循环同时执行了，可以证明fork后此时有两个执行流。那我们怎么理解上面的父子进程代码共享呢？

进程 = 内核数据结构 + 可执行程序和数据。当父进程创建一个进程的时候，系统中就多了一个进程，系统调用使用 fork 创建子进程时，子进程将会复制父进程的可执行程序的代码。这种复制是通过写时复制（Copy-on-Write，COW）实现的，同时PCB相关的属性子进程也会拷贝父进程的task_struct属性。

上面的这个代码都是又父进程提供的，只不过通过fork函数的返回值来让父子执行不同的代码块。子进程被创建，是以父进程为模板的！！！现在再来讲一下fork函数。

关于第三点，我们可以验证一下，父子进程共享代码，因此父进程挂掉了，子进程还可以运行，说明父子进程之间运行具有独立性，且在运行期间不能相互影响。当我们对应的父进程或者子进程尝试对某一个变量做写入的时候，因为子进程拷贝了父进程的代码，且如果这个数据是父子进程共享的，那么就会在操作系统发生写时拷贝，此时父子进程使用两个不同的地址空间。此时就可以用同一个变量名，表示不同的内存，而fork的返回值，实际上就是写入，本质也就是写入到id变量中，这也就是上面提到的数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝）。

注：写时拷贝通常应用于数据的共享，而不是可执行程序的共享。

我们现在来写一个代码从创建到退出的过程。

我们上面的代码时创建10个进程，让每个进程执行一下worker函数，当每个进程执行完worker函数后，自行退出程序。

4.进程状态

4.1.轻量级的聊一下排队 --- 队列

我们首先来了解一下进程排队，进程 = 内核数据结构 + 可执行程序代码和数据，但是进程不是一直运行的，我们可以验证一下。

   上面的进程就没有一直运行，可能在等待某种软硬件资源，我们上面的程序就在等待键盘资源的输入，如果键盘资源没有准备好，这个进程就不会被调度，不会往后运行，所以上面的进程才会卡住。所以我们的程序加载到内存后，并不会一直运行。

       即使进程虽然放在了CPU上，但也不是一直运行的。这里举一个例子我们就可以知道，我们现在的电脑是一个CPU的话，当我们写一个死循环的代码时，当CPU调度这个死循环进程的时候，此时CPU应该就被占满了，其他进程应该就不会被CPU执行，可事实上，我们发现CPU调度这个死循环进程的时候，电脑可能稍微会卡顿一下，但是其他应用软件依然能被执行。我们的进程一旦被CPU调用的时候，并不一定要等这个进程执行完才能调度下一个进程。

       操作系统使用一种叫做时间片轮转的调度算法。每个进程被分配一个小的时间片，称为时间片量，来在CPU上运行。当时间片用尽时，操作系统会挂起当前运行的进程，将CPU分配给下一个等待执行的进程。这种切换会在短时间内发生很多次，使得每个进程都有机会执行。

我们再来回归本题：进程为什么要排队？

       进程排队一定是在等待某种资源（CPU或者软硬件资源），进程 = 内核数据结构 + 可执行程序代码和数据，进程排队实际上是内核数据结构，也即是task_struct在排队，因为它是描述进程结构体的一个对象。比如在未来我们找工作的时候，我们将我们的简历投递给公司，本身是将我们的属性数据给到hr，当我们的hr看第一份简历的时候，其余九个人的简历就在排队，等待hr这个资源，说是简历在排队，实际上就是我们的属性数据在排队。只要是排队，一定是进程的task_struct进行排队。

一个进程的PCB已经链入到链表里，排队的时候又要链入到队列里，这是不是就有点绕？

       一个task_struct可以被链入多种数据结构。其实上面这个很好解释，我们在数据结构里面就学习了链表的相关操作，而在队列的学习过程，我们的队列就是使用链表去实现"先进先出"的这个特性，所将一个进程的PCB首先链接到PCB链表，然后再将其链接到队列，可能看起来有些绕，但这是为了灵活性和效率考虑的一种设计。PCB链表用于维护系统中所有进程的信息，而队列则用于管理进程的调度和执行顺序。将PCB链接到链表是为了方便系统整体的管理，而将其链接到队列则是为了按照一定的策略进行调度。

在Linux内核中，每一个进程task_struct不是被链入到单链表中，而是我们的双链表中。

 这里双链表和数据结构的双链表有一些区别，我们来画一下。

通过上面的双链表结构我们可以访问到struct listnode n，但是我们要使用的是task_struct t，我们需要获得整个PCB的属性信息呀，那这样怎么处理呀！我们下面举一个例子

所以求想知道整个PCB的属性信息，我们只需要找到task_struct t的地址即可。首先我们可以知道struct listnode n是task_struct t里面的一个变量，我们可以知道struct listnode n的地址，再求出struct listnode n的偏移量，就可以求出task_struct t的地址。

即可推出公式：&t = (int)&n - (int)&((task_struct*)0)->n;

一个task_struct可以被链入多种数据结构。我们现在再看这句话就好懂很多了。

一个进程的PCB已经链入到链表里，排队的时候又要链入到队列里，这是不是就有点绕？

再看这个问题就很简单了，虽然它是链表，但是我们可以改造一下它的插入和删除的特点，这样就是我们的队列，而队列的底层实现也是链表，所以task_struct可以被链入多种数据结构，我们可以将链入的众多链表中的一个当成我们的队列使用即可。此时PCB插入到链表中，就链接task_struct中的struct listnode双链表即可，排队的时候根据实现队列新的struct listnodel双链表链入即可。整个过程不用对task_struct进行任何修改。如果未来我们要删除一个进程，只需要在这个双链表中把当前进程这个节点 删除即可。

4.2.教材上关于进程的描述 ---运行、阻塞和挂起

我们先来了解"状态"这个名词

那何为运行状态呢？

 一个进程只要在CPU的运行队列上，那么该进程就处于运行状态。一个进程处于运行状态并不是当前进程正在CPU上跑，当让，一个进程正在CPU上跑的时候这个进程一定是属于运行状态的。大部分操作系统中，只要进程被链入运行队列上排队，我们就可以称这个进程处于运行状态。

R：进程已经准备好随时被调度了。（此时就绪状态 等同于 运行状态，两个同为一个概念）

现在我们再来理解一下阻塞状态，要理解它，必须要从硬件方面谈起。首先第一个问题：硬件是如何管理的。先管理，再描述。

那我们就先管理呗！

然后再描述呗！！！

所以对硬件的管理就转化为对特定数据结构的管理。

当未来一个程序，内部有scanf函数，处于运行队列并且已经已经在CPU上跑了，当CPU执行到程序scanf函数，此时这个进程就不能再往后执行，因为当前scanf还没有收到用户输入，此时操作系统就将该进程从运行队列，状态由R变成非R(阻塞)，然后将这个进程链入到键盘队列，所以这里的描述还要加一个设备队列。未来有其他程序需要网卡，就链入网卡队列。

  设备也有队列哟！这不奇怪，CPU就有一个运行队列，CPU也是设备！！！CPU调度的时候不会调度scanf函数的那个进程，CPU只会调度运行状态的进程。所以当我们执行scanf函数的时候，终端就卡在那里，即没有被运行。那什么时候唤醒这个进程呢？硬件的就续状态只有操作系统最清楚！因为操作系统是硬件的管理者！当操作系统检测到键盘已经就绪，就会找键盘里面的队列，把该进程的阻塞状态改为运行状态，然后再将队列里面的第一个进程链入到CPU运行队列上，后面就静等CPU的调度，当CPU运行到该进程时，然后再执行scanf，此时键盘资源已经准备就绪（操作系统已经将scanf数据搬到内存了->就绪），所以就能直接获取到用户的输入，继续执行后面的代码。

       当我们的进程在进行等待软硬件资源的时候，资源如果没有就绪，我们的进程task_struct只能将自己设置为阻塞状态，同时将自己的PCB连入等待软硬件资源提供的等待队列。状态的变迁，  引起的是PCB会被OS变迁到不同的队列中。                

谈完阻塞状态，我们再来谈谈挂起状态。

       我们先不说挂起状态是什么，但是挂起状态都有一个前提：计算机内存资源已经比较吃紧了，当我们的一个进程被连入等待软硬件资源提供的等待队列，变成阻塞状态，此时这个进程是不会执行的，此时计算机的内存已经很吃紧了，而这个进程代码和数据还占用内存，所以操作系统认为当前进程不会被调度，代码也不会被运行，操作系统此时会把代码和数据交换到外设磁盘中，当要被调度的时候，再换回内存，这个就是阻塞挂机，也就是阻塞的状态下，操作系统已经吃紧了。

  在我们唤入(把数据拷贝到外设)唤出(数据从外设唤入到内存)【外设访问速度较慢：本质是拿计算机的效率换系统内存本身的可用性】的时候，我们的PCB不会被唤入唤出，如果我们唤入唤出的话，这个进程就不在当前内存执行队列中，我们就无法管理了，只有通过PCB我们才知道当前进程被唤入唤出，知道它是否再内存还是外设磁盘中。

创建进程是先创建我们的内核数据结构（PCB），然后再加载代码和数据，还是先加载代码和数据，再创建我们的内核数据结构（PCB）呢？

这里我们举一个例子，我们手机上的王者荣耀在手机磁盘上有20多个G，而我们的手机内存通常都是比磁盘空间小，就拿我的手机举例，手机运行内存只有8个G，我们如果想要运行王者荣耀的时候，那我们手机的运行内存直接就占满了，那么有的人说可以批量加载，确实可以，但是如果我们没有先创建我们的内核数据结构（PCB），我们怎么知道王者荣耀小程序被加载了多少，还有多少需要加载，当前进程应不应该调度呢？在这里我们可以用上面的挂起状态解释，当我们的进程创建了内核数据结构（PCB），没有代码和数据也不影响，因为我们这个进程没有代码和数据的时候，这个进程在未来操作系统不紧张的时候还可以被唤入，此时再调度就行。所以先创建我们的内核数据结构（PCB），然后再加载代码和数据。只有创建一个进程的内核数据结构（PCB），操作系统内部就知道这个进程已经有了。此时有PCB我们就知道王者荣耀小程序被加载了多少，还有多少需要加载，当前进程应不应该调度，然后在慢慢加载后面的代码。

4.3.Linux下具体的进程状态，具体看看什么是运行，什么是阻塞，什么是挂起

看看Linux内核源代码怎么说

为了弄明白正在运行的进程是什么意思，我们需要知道进程的不同状态。一个进程可以有几个状态（在 Linux内核里，进程有时候也叫做任务）。 下面的状态在kernel源代码里定义：

/*
* The task state array is a strange "bitmap" of
* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
* you can test for combinations of others with
* simple bit tests.
*/
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运行状态（running）: 并不意味着进程一定在运行中，它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。
• S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成（这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠 （interruptible sleep））。
• D磁盘休眠状态（Disk sleep）有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），在这个状态的 进程通常会等待IO的结束。
• T停止状态（stopped）： 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死亡状态（dead）：这个状态只是一个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态。

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