管道 pipe
Linux 系统中的进程可以通过建立管道 pipe 进行通信
在两个进程之间，可以建立一个通道，一个进程向这个通道里写入字节流，另一个进程从这个管道中读取字节流。管道是同步的，当进程尝试从空管道读取数据时，该进程会被阻塞，直到有可用数据为止。shell 中的管线 pipelines 就是用管道实现的，当 shell 发现输出
sort <f | head
它会创建两个进程，一个是 sort，一个是 head，sort，会在这两个应用程序之间建立一个管道使得 sort 进程的标准输出作为 head 程序的标准输入。sort 进程产生的输出就不用写到文件中了，如果管道满了系统会停止 sort 以等待 head 读出数据
管道实际上就是 |，两个应用程序不知道有管道的存在，一切都是由 shell 管理和控制的。
共享内存 shared memory
两个进程之间还可以通过共享内存进行进程间通信，其中两个或者多个进程可以访问公共内存空间。两个进程的共享工作是通过共享内存完成的，一个进程所作的修改可以对另一个进程可见(很像线程间的通信)。
在使用共享内存前，需要经过一系列的调用流程，流程如下
- 创建共享内存段或者使用已创建的共享内存段
(shmget()) - 将进程附加到已经创建的内存段中
(shmat()) - 从已连接的共享内存段分离进程
(shmdt()) - 对共享内存段执行控制操作
(shmctl())
先入先出队列 FIFO
先入先出队列 FIFO 通常被称为 命名管道(Named Pipes)，命名管道的工作方式与常规管道非常相似，但是确实有一些明显的区别。未命名的管道没有备份文件：操作系统负责维护内存中的缓冲区，用来将字节从写入器传输到读取器。一旦写入或者输出终止的话，缓冲区将被回收，传输的数据会丢失。相比之下，命名管道具有支持文件和独特 API ，命名管道在文件系统中作为设备的专用文件存在。当所有的进程通信完成后，命名管道将保留在文件系统中以备后用。命名管道具有严格的 FIFO 行为
写入的第一个字节是读取的第一个字节，写入的第二个字节是读取的第二个字节，依此类推。
消息队列 Message Queue
一听到消息队列这个名词你可能不知道是什么意思，消息队列是用来描述内核寻址空间内的内部链接列表。可以按几种不同的方式将消息按顺序发送到队列并从队列中检索消息。每个消息队列由 IPC 标识符唯一标识。消息队列有两种模式，一种是严格模式， 严格模式就像是 FIFO 先入先出队列似的，消息顺序发送，顺序读取。还有一种模式是 非严格模式，消息的顺序性不是非常重要。
套接字 Socket
还有一种管理两个进程间通信的是使用 socket，socket 提供端到端的双相通信。一个套接字可以与一个或多个进程关联。就像管道有命令管道和未命名管道一样，套接字也有两种模式，套接字一般用于两个进程之间的网络通信，网络套接字需要来自诸如TCP（传输控制协议）或较低级别UDP（用户数据报协议）等基础协议的支持。
套接字有以下几种分类
顺序包套接字(Sequential Packet Socket)：此类套接字为最大长度固定的数据报提供可靠的连接。此连接是双向的并且是顺序的。数据报套接字(Datagram Socket)：数据包套接字支持双向数据流。数据包套接字接受消息的顺序与发送者可能不同。流式套接字(Stream Socket)：流套接字的工作方式类似于电话对话，提供双向可靠的数据流。原始套接字(Raw Socket)：可以使用原始套接字访问基础通信协议。
Linux 中进程管理系统调用
现在关注一下 Linux 系统中与进程管理相关的系统调用。在了解之前你需要先知道一下什么是系统调用。
操作系统为我们屏蔽了硬件和软件的差异，它的最主要功能就是为用户提供一种抽象，隐藏内部实现，让用户只关心在 GUI 图形界面下如何使用即可。操作系统可以分为两种模式
- 内核态：操作系统内核使用的模式
- 用户态：用户应用程序所使用的模式
我们常说的上下文切换 指的就是内核态模式和用户态模式的频繁切换。而系统调用指的就是引起内核态和用户态切换的一种方式，系统调用通常在后台静默运行，表示计算机程序向其操作系统内核请求服务。
系统调用指令有很多，下面是一些与进程管理相关的最主要的系统调用
fork
fork 调用用于创建一个与父进程相同的子进程，创建完进程后的子进程拥有和父进程一样的程序计数器、相同的 CPU 寄存器、相同的打开文件。
exec
exec 系统调用用于执行驻留在活动进程中的文件，调用 exec 后，新的可执行文件会替换先前的可执行文件并获得执行。也就是说，调用 exec 后，会将旧文件或程序替换为新文件或执行，然后执行文件或程序。新的执行程序被加载到相同的执行空间中，因此进程的 PID不会修改，因为我们没有创建新进程，只是替换旧进程。但是进程的数据、代码、堆栈都已经被修改。如果当前要被替换的进程包含多个线程，那么所有的线程将被终止，新的进程映像被加载执行。
这里需要解释一下进程映像(Process image) 的概念
什么是进程映像呢？进程映像是执行程序时所需要的可执行文件，通常会包括下面这些东西
- 代码段（codesegment/textsegment）
又称文本段，用来存放指令，运行代码的一块内存空间
此空间大小在代码运行前就已经确定
内存空间一般属于只读，某些架构的代码也允许可写
在代码段中，也有可能包含一些只读的常数变量，例如字符串常量等。
- 数据段（datasegment）
可读可写
存储初始化的全局变量和初始化的 static 变量
数据段中数据的生存期是随程序持续性（随进程持续性） 随进程持续性：进程创建就存在，进程死亡就消失
- bss 段（bsssegment）：
可读可写
存储未初始化的全局变量和未初始化的 static 变量
bss 段中的数据一般默认为 0
- Data 段
是可读写的，因为变量的值可以在运行时更改。此段的大小也固定。
- 栈（stack）：
可读可写
存储的是函数或代码中的局部变量(非 static 变量)
栈的生存期随代码块持续性，代码块运行就给你分配空间，代码块结束，就自动回收空间
- 堆（heap）：
可读可写
存储的是程序运行期间动态分配的 malloc/realloc 的空间
堆的生存期随进程持续性，从 malloc/realloc 到 free 一直存在
下面是这些区域的构成图
exec 系统调用是一些函数的集合，这些函数是
- execl
- execle
- execlp
- execv
- execve
- execvp
下面来看一下 exec 的工作原理
- 当前进程映像被替换为新的进程映像
- 新的进程映像是你做为 exec 传递的参数
- 结束当前正在运行的进程
- 新的进程映像有 PID，相同的环境和一些文件描述符(因为未替换进程，只是替换了进程映像)
- CPU 状态和虚拟内存受到影响，当前进程映像的虚拟内存映射被新进程映像的虚拟内存代替。
waitpid
等待子进程结束或终止
exit
在许多计算机操作系统上，计算机进程的终止是通过执行 exit 系统调用命令执行的。0 表示进程能够正常结束，其他值表示进程以非正常的行为结束。
其他一些常见的系统调用如下
| 系统调用指令 | 描述 |
| pause | 挂起信号 |
| nice | 改变分时进程的优先级 |
| ptrace | 进程跟踪 |
| kill | 向进程发送信号 |
| pipe | 创建管道 |
| mkfifo | 创建 fifo 的特殊文件（命名管道） |
| sigaction | 设置对指定信号的处理方法 |
| msgctl | 消息控制操作 |
| semctl | 信号量控制 |
Linux 进程和线程的实现
Linux 进程
Linux 进程就像一座冰山，你看到的只是冰山一角。
在 Linux 内核结构中，进程会被表示为 任务，通过结构体 structure 来创建。不像其他的操作系统会区分进程、轻量级进程和线程，Linux 统一使用任务结构来代表执行上下文。因此，对于每个单线程进程来说，单线程进程将用一个任务结构表示，对于多线程进程来说，将为每一个用户级线程分配一个任务结构。Linux 内核是多线程的，并且内核级线程不与任何用户级线程相关联。
对于每个进程来说，在内存中都会有一个 task_struct 进程描述符与之对应。进程描述符包含了内核管理进程所有有用的信息，包括 调度参数、打开文件描述符等等。进程描述符从进程创建开始就一直存在于内核堆栈中。
Linux 和 Unix 一样，都是通过 PID 来区分不同的进程，内核会将所有进程的任务结构组成为一个双向链表。PID 能够直接被映射称为进程的任务结构所在的地址，从而不需要遍历双向链表直接访问。
我们上面提到了进程描述符，这是一个非常重要的概念，我们上面还提到了进程描述符是位于内存中的，这里我们省略了一句话，那就是进程描述符是存在用户的任务结构中，当进程位于内存并开始运行时，进程描述符才会被调入内存。
“
进程位于内存被称为PIM(Process In Memory)，这是冯诺伊曼体系架构的一种体现，加载到内存中并执行的程序称为进程。简单来说，一个进程就是正在执行的程序。
进程描述符可以归为下面这几类
调度参数(scheduling parameters)：进程优先级、最近消耗 CPU 的时间、最近睡眠时间一起决定了下一个需要运行的进程内存映像(memory image)：我们上面说到，进程映像是执行程序时所需要的可执行文件，它由数据和代码组成。信号(signals)：显示哪些信号被捕获、哪些信号被执行寄存器：当发生内核陷入 (trap) 时，寄存器的内容会被保存下来。系统调用状态(system call state)：当前系统调用的信息，包括参数和结果文件描述符表(file descriptor table)：有关文件描述符的系统被调用时，文件描述符作为索引在文件描述符表中定位相关文件的 i-node 数据结构统计数据(accounting)：记录用户、进程占用系统 CPU 时间表的指针，一些操作系统还保存进程最多占用的 CPU 时间、进程拥有的最大堆栈空间、进程可以消耗的页面数等。内核堆栈(kernel stack)：进程的内核部分可以使用的固定堆栈其他：当前进程状态、事件等待时间、距离警报的超时时间、PID、父进程的 PID 以及用户标识符等
有了上面这些信息，现在就很容易描述在 Linux 中是如何创建这些进程的了，创建新流程实际上非常简单。为子进程开辟一块新的用户空间的进程描述符，然后从父进程复制大量的内容。为这个子进程分配一个 PID，设置其内存映射，赋予它访问父进程文件的权限，注册并启动。
当执行 fork 系统调用时，调用进程会陷入内核并创建一些和任务相关的数据结构，比如内核堆栈(kernel stack) 和 thread_info 结构。
“关于 thread_info 结构可以参考
这个结构中包含进程描述符，进程描述符位于固定的位置，使得 Linux 系统只需要很小的开销就可以定位到一个运行中进程的数据结构。
进程描述符的主要内容是根据父进程的描述符来填充。Linux 操作系统会寻找一个可用的 PID，并且此 PID 没有被任何进程使用，更新进程标示符使其指向一个新的数据结构即可。为了减少 hash table 的碰撞，进程描述符会形成链表。它还将 task_struct 的字段设置为指向任务数组上相应的上一个/下一个进程。
“task_struct ：Linux 进程描述符，内部涉及到众多 C++ 源码，我们会在后面进行讲解。
从原则上来说，为子进程开辟内存区域并为子进程分配数据段、堆栈段，并且对父进程的内容进行复制，但是实际上 fork 完成后，子进程和父进程没有共享内存，所以需要复制技术来实现同步，但是复制开销比较大，因此 Linux 操作系统使用了一种 欺骗 方式。即为子进程分配页表，然后新分配的页表指向父进程的页面，同时这些页面是只读的。当进程向这些页面进行写入的时候，会开启保护错误。内核发现写入操作后，会为进程分配一个副本，使得写入时把数据复制到这个副本上，这个副本是共享的，这种方式称为 写入时复制(copy on write)，这种方式避免了在同一块内存区域维护两个副本的必要，节省内存空间。
在子进程开始运行后，操作系统会调用 exec 系统调用，内核会进行查找验证可执行文件，把参数和环境变量复制到内核，释放旧的地址空间。
现在新的地址空间需要被创建和填充。如果系统支持映射文件，就像 Unix 系统一样，那么新的页表就会创建，表明内存中没有任何页，除非所使用的页面是堆栈页，其地址空间由磁盘上的可执行文件支持。新进程开始运行时，立刻会收到一个缺页异常(page fault)，这会使具有代码的页面加载进入内存。最后，参数和环境变量被复制到新的堆栈中，重置信号，寄存器全部清零。新的命令开始运行。
下面是一个示例，用户输出 ls，shell 会调用 fork 函数复制一个新进程，shell 进程会调用 exec 函数用可执行文件 ls 的内容覆盖它的内存。
