操作系统之进程

发表于 2025-11-13 23:51:49

进程相关学习

关于进程

进程？进程，就是运行中的程序。
操作系统为正在运行的程序提供的抽象，就是进程。
进程是由内核定义的抽象的实体，并为该实体分配用以执行程序的各项系统资源

程序是包含了一系列信息的文件，这些信息描述了如何在运行时创建一个进程，所包括的内容：

二进制格式标识：每个程序文件都包含用于描述可执行文件格式的元信息
（metainformation）。内核（kernel）利用此信息来解释文件中的其他信息。历史上，UNIX
可执行文件曾有两种广泛使用的格式，分别为最初的 a.out（汇编程序输出）和更加复
杂的COFF（通用对象文件格式）。现在，大多数UNIX 实现（包括Linux）采用可执行
连接格式（ELF），这一文件格式比老版格式具有更多优点。
机器语言指令：对程序算法进行编码。
程序入口地址：标识程序开始执行时的起始指令位置。
数据：程序文件包含的变量初始值和程序使用的字面常量（literal constant）值（比
如字符串）。
符号表及重定位表：描述程序中函数和变量的位置及名称。这些表格有多种用途，其
中包括调试和运行时的符号解析（动态链接）。
共享库和动态链接信息：程序文件所包含的一些字段，列出了程序运行时需要使用的
共享库，以及加载共享库的动态链接器的路径名。
其他信息：程序文件还包含许多其他信息，用以描述如何创建进程。

从内核角度看，进程由用户内存空间（user-space memory）和一系列内核数据结构组成，其
中用户内存空间包含了程序代码及代码所使用的变量，而内核数据结构则用于维护进程状态信息。
记录在内核数据结构中的信息包括许多与进程相关的 标识号（IDs）、虚拟内存表、打开文件的描述符表、信号传递及处理的有关信息、进程资源使用及限制、当前工作目录 和大量的其他信息。

进程状态

运行（running）：在运行状态下，进程正在处理器上运行。这意味着它正在执行指令。
就绪（ready）：在就绪状态下，进程已准备好运行，但由于某种原因，操作系统选择不在此时运行。
阻塞（blocked）：在阻塞状态下，一个进程执行了某种操作，直到发生其他事件时才会准备运行。一个常见的例子是，当进程向磁盘发起 I/O 请求时，它会被阻塞，因此其他进程可以使用处理器

如图：

来自《操作系统导论》4.4进程状态

进程号和父进程号

每个进程都有一个进程号（PID），它是一个正数，用以 唯一标识 系统中的某个进程。
getpid()函数返回进程号：

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#include <unistd.h>

pid_t getpid(void);

除少数系统进程外，（eg:init进程 pid = 1）程序与运行该程序进程的进程号之间没有固定关系。

Linux内核限制进程号需小于等于 32767。新进程创建时，内核会按顺序将下一个可用的进程号分配给其使用。每当进程号达到32767 的限制时，内核将重置进程号计数器，以便从小整数开始分配。

一旦进程号达到 32767，会将进程号计数器重置为 300，而不是 1。之所以如此，是因为低数值的进程号为系统进程和守护进程长期占用，在此范围内搜索尚使用的进程号只会是浪费时间。

在 Linux2.4 版及更早版中，进程号的上限32767，由内核常量 PIDMAX 所定义。
在 Linux 2.6 版中，情况有所改变。尽管进程号的默认上限仍是32767，但可以通过 Linux
系统特有的/proc/sys/kernel/pid_max 文件来进行调整（其值=最大进程号+1） 。在 32 位平台中， pid_max 文件的最大值为 32768， 但在 64 位平台中， 该文件的最大值可以高达到222 （约400 万） ，系统可能容纳的进程数量会非常庞大。

每个进程都有一个创建自己的父进程。使用系统调用getppid()可以检索到父进程的进程号。
getppid()函数返回该进程的父进程号：

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#include <unistd.h>

pid_t getppid(void);

如果子进程的父进程终止，则子进程就会变成“孤儿” ，init 进程随即将收养该进程，子进程后续对 getppid()的调用将返回进程号 1。

孤儿进程和僵死进程

孤儿进程

孤儿进程是指 父进程在子进程还未结束时 提前结束了。

当父进程退出时，内核不能简单地让子进程失去“父亲”而继续运行。因此，孤儿进程会被系统进程1号 (init 进程或 systemd进程) 所收养 (adopt)。

孤儿进程的特点

进程状态：它是正常运行的进程，只是失去了原始的父进程。
新父进程：它的新父进程是 init (PID 1) 或现代系统中的 systemd。
影响：孤儿进程本身对系统没有负面影响，因为 init 进程会负责等待 (wait/waitpid) 它的结束并回收其资源，防止它变成僵死进程。

僵死进程

僵死进程是指一个 子进程已经结束运行（释放了除进程描述符之外的所有资源），但其父进程尚未通过 wait() 或 waitpid() 系统调用来获取其退出状态的进程。

它之所以被称为“僵死”，是因为它虽然已经“死亡” (不再执行任何代码)，但它的进程描述符（PCB，Process Control Block）却像“僵尸”一样，仍然驻留在系统中。

僵死进程的特点

进程状态：显示为 Z 或 Z+ (如在 ps 命令中)。
占用资源：它几乎不占用内存或 CPU，它所占用的主要是进程描述符中的少量信息（包括进程 ID、退出状态、资源使用统计等）。
危害：单个僵死进程无害，但如果父进程创建了大量子进程，并且从不回收它们的退出状态，那么系统中的僵死进程数量就会不断积累，最终耗尽系统可用的进程ID (PID)，导致新的进程无法创建，造成系统瘫痪。

处理僵死进程

僵死进程无法直接通过 kill 命令杀死（因为它已经“死了”，不再执行代码）。处理它的唯一方法是：

杀死父进程：最常见的方法是杀死僵死进程的父进程。一旦父进程被杀死，僵死子进程就会变成孤儿进程，被 init (PID 1) 或systemd 收养。由于 init/systemd 会自动清理其收养的子进程，僵死进程就会被立即清理并彻底从系统中移除。
修改父进程代码：在编写父进程代码时，应确保在创建子进程后，始终使用 wait() 或 waitpid() 来等待并清理子进程。

进程API

fork()系统调用

fork()介绍

fork()系统调用用来创建新进程。

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#include <unistd.h>

pid_t fork(viod);

进程的栈、数据以及栈段开始时是对父进程内存相应各部分的完全复制。执行fork()之后，每个进程均可修改各自的栈数据、以及堆段中的变量，而并不影响另一进程。

fork()在父进程中返回子进程id，在子进程中返回0。

当无法创建子进程时，fork()将返回-1。失败的原因可能在于，进程数量要么超出了系统针对此真实用户（real user ID）在进程数量上所施加的限制（RLIMITNPROC，36.3 节将对此加以描述–《Linux-UNIX系统编程手册》），要么是及允许该系统创建的最大进程数这一系统级上限。

假设程序在单个 CPU 的系统上运行（简单起见），那么子进程或父进程谁先运行都有可能。不过，CPU 调度程序（scheduler）决定了某个时刻哪个进程被执行。（《操作系统导论》第7章）

fork()的内存语义

从概上说来，可以将fork()认作对父进程程序段、数据段、堆段以及栈段创建拷贝。的确，在一些早期的UNIX实现中，此类复制确实是原原味：将父进程内存拷贝至交换空间，以此创建新进程映像（image），而在父进程保持自身内存的同时，将换出映像置为子进程。不过，真要是简单地将父进程虚拟内存页拷贝到新的子进程，那就太浪费了。原因有很多，
其中之一是：fork()之后常常随着 exec(), 这会用新程序替换进程的代码段，并重新初始化其数据段、堆段和栈段。大部分现代UNIX实现（包括 Linux）采用两种技术来避免这种浪费。

内核（Kernel）将每一进程的代码段标记为只读，从而使进程无法修改自身代码。这样，父、子进程可共享同一代码段。系统调用 fork()在为子进程创建代码段时，其所构建的一系列进程级页表项（page-table entries）均指向与父进程相同的物理内存页帧。
对于父进程数据段、堆段和栈段中的各页，内核采用写时复制（copy-on-write）技术来处理。最初，内核做了一些设置，令这些段的页表项指向与父进程相同的物理内存页，并将这些页面自身标记为只读。调用 fork()之后，内核会获所有父进程或子进程针对这些页面的修改企图，并为将要修改的（about-to-be-modified）页面创建拷贝。系统将新的页面拷贝分配给内核获的进程，还会对子进程的相应页表项做适当调整。从这一刻起，父、子进程可以分别修改各自的页拷贝，不再相互影响。