本文的主要内容：一个进程从生到死的过程。
一、任务队列和 task_struct 任务描述符
Linux的“任务队列”是一个双向链表，链表中每一项为进程描述符task_struct，它包含了一个正在执行的程序的完整信息：它打开的文件、进程的地址空间、挂起的信号、进程的状态等等。
- Linux 通过 slab 分配器分配 task_struct，并实现“对象复用”和“缓存着色”（“着色”是为了能重复使用 task_struct，类似于线程池中复用线程的设计）。
- “进程内核栈”并不直接管理 task_struct 结构体，而是将其指针放到一个
struct thread_info这个新结构体中。查找时使用 current 宏先找到thread_info，就能找到task_struct指针从而确定当前正在执行的进程。 - 每个进程都有自己唯一的PID(Process Identification Value)。它的最大值决定了系统中允许同时存在的最大进程数，一般为
short int的最大值 32768(位于<linux/threads.h>，可以通过/proc/sys/kernel/pid_max来修改)。 - 通过
set_task_state(task, state)来设置进程的状态。
（一）进程上下文
用户进程执行系统调用（或中断异常）而“陷入内核空间”，此时内核代表进程执行，也就是处于“进程上下文”中。因此“进程上下文”包括两部分资源：
- 用户空间：虚拟内存空间（包括栈、堆、全局区、代码区等资源）。“用户空间资源的切换”本质上是“页表的切换”，这也是造成线程和进程之间性能的差异的关键。
- 内核空间：堆栈、寄存器等资源。“内核空间资源的切换”本质上是维护新的 PCB 控制块和程序计数器等资源。
“中断上下文”中，系统不代表进程执行，而是执行一个中断处理程序。不会有进程干扰这些中断处理程序，所以此时不存在进程上下文。
（二）进程家族树
Linux系统的进程之间存在一个明显的继承关系。
- 0号进程：
pid=0的内核调度进程，在系统启动后，它负责 CPU 调度和其他低级任务。
这个进程通常是内核的一部分，而不是一个常规的用户空间进程，因此零号进程不能被杀死（kill）。
- 1号进程：用户空间的第一个进程，也是
init或systemd进程。由内核在系统启动的最后阶段启动init进程，负责初始化系统的其他部分、启动所有其他用户空间的进程。是用户空间所有孤立进程的父进程。
init 进程的描述符是单独静态分配的
init_task，可以通过task ?= &init_task判断当前指针是否执行 init 进程。
用户空间所有进程都是1号进程的后代。每个进程也可以拥有多个子进程。task_stuct 中有struct task_struct *parent 指向父进程；还有一个 children 子进程链表。
二、进程创建：fork调用
内核是如何fork出一个进程的
从源码的角度理解操作系统进程
Linux进程创建分解为 fork 和 exec 两步。fork 拷贝当前进程创建一个子进程，exec 读入可执行文件并载入地址空间开始运行（实际上还得调度器说了算）。
fork 的工作流程
fork, vfork, __clone 的底层都是 clone 系统调用，唯一的区分是传入的参数不同，从而执行不同的操作。
clone 会调用 do_fork，再调用 copy_process 完成：
dup_task_struct拷贝当前进程，包括内核栈、thread_info 和 task_struct，此时父子进程是完全相同的。- 区分父子进程。将子进程 task_struct 内的统计信息清零（比如挂起的信号就没必要继承）
- 子进程的状态设为
task_uninterruptible。 - 更新子进程的 flags 标志。比如超级权限
PF_SUPERPRIV、是否调用了 exec 函数PF_FORKNOEXEC。 - 调用
alloc_pid为子进程分配新的 PID，PPID 为父进程。 - 资源处理。根据传入的参数不同，拷贝或共享打开的文件、文件系统信息、信号处理函数、进程地址空间等。
- 完成扫尾工作，返回一个指向子进程的指针。
do_fork收到copy_process完成后，会唤醒子进程并优先让其运行。这是出于“写时拷贝策略”的考虑，如果父进程先执行可能会向地址空间写入数据，导致还需要另外的拷贝。
COW：只有在需要写入（修改数据）时，才会拷贝，使各自进程拥有自己的拷贝，否则就以只读方式共享。最大的优势就是 fork 的实际开销就是复制父进程的页表、给子进程创建唯一的进程描述符，确保进程能快速创建、执行。
vfork 最大的不同是：父进程会被阻塞，直到收到 vfork_done 信号（子进程退出或执行 exec）。这是个很老的设计了，因为原来没有COW策略，通过这种设计可以让子进程优先运行。并且 vfork 需要等待信号，如果等不到（exec 调用失败）那么父进程会被一直阻塞。
三、线程
线程在Linux中就是个共享某些资源的进程。因此线程在创建时，传入 clone 函数的参数指定了共享资源，比如clone_vm,clone_fs,clone_files,clone_sighand等。
线程也是有数量限制的：因为每个线程都要占据堆栈空间，而物理内存不是无限的。可以使用ulimit -n来查看。
内核线程为什么没有独立的地址空间？
内核线程是独立运行在内核空间的标准进程，并且它没有独立的地址空间（指向地址空间的 mm 指针被设置为 NULL）。
- 性能考虑：拥有独立地址空间意味着上下文切换（context switch）时需要更改页表和刷新 TLB（Translation Lookaside Buffer），这是一个相对耗时的操作。
- 简化设计：内核线程主要用于内核级任务，这些任务通常不需要访问用户空间数据，也不需要保护以防止其他进程或线程的干扰。因此，没有必要给它们分配独立的地址空间。
- 资源共享：内核线程需要访问全局内核数据结构，这些结构存在于内核地址空间中。如果内核线程有自己独立的地址空间，那么访问这些全局数据结构将变得更加复杂和耗时。
- 内核简洁和一致性：不使用独立的地址空间可以减少内核的复杂性，同时也更容易保证代码的一致性和可维护性。
- 目的和作用不同：用户空间进程和内核线程的目的和作用不同。用户空间进程用于执行用户级代码，而内核线程用于执行内核级任务。后者通常不需要像前者那样的隔离和保护。
- 内核状态共享：内核线程通常需要共享某种状态或资源，如文件描述符、内核参数等。如果每个内核线程都有自己的地址空间，这种共享将变得更加复杂。
它们只在内核空间运行，从不切换到用户空间中去。它们的父进程是 kthread 内核线程，也是通过 clone 系统调用完成创建。
四、进程终结
调用 exit() 结束进程，它的底层是 do_exit() 调用。过程如下：
- 设置
PF_EXITING标志、删除内核定时器。 - 调用
exit_mm()释放进程占用的 mm_struct。 - 释放资源。
exit_files(), exit_fs()递减文件描述符、系统数据的引用计数（为零则可以释放）。 - 执行
exit_notify通知父进程，寻找养父（线程组的其他线程或init进程），并设置状态为EXIT_ZOMBIE，代表其用不被调用。此时它也就剩下：内核栈、thread_info 和 task_struct 信息了，这是给父进程清理用的。 - 调用
schedule切换到新进程，do_exit函数永不返回。
最后，父进程调用wait()清理残余的（处于EXIT_ZOMBIE状态）进程描述符。
孤儿进程 & 僵尸进程
如果父进程先于子进程退出，那么这些子进程就变成了“孤儿进程”，如果没有新的“养父”进程来回收它们，这些资源就会一直占用，导致资源泄漏。
在子进程退出后，内核仍会保留子进程的一些信息（如退出状态）供父进程查询。如果父进程不调用 wait() 来获取这些信息，那么这些进程会变成“僵尸进程”。
统一将孤儿进程的父进程设置为 init 进程的优势：
- 可以简化进程管理的逻辑。init 进程（或者 systemd）被设计为能够正确处理这些孤儿进程，包括回收它们的资源和处理它们的退出状态。
- 确保进程状态的一致性。即便父进程退出了也不影响子进程的运行状态。
- 通过自动处理这些孤儿进程，可以提高系统的健壮性，即使在不太理想的情况下（例如，某些进程意外退出）。