1. 进程的概念#

在多道程序环境下，允许多个程序并发执行，但并发性破坏了程序原本的封闭性，使其执行过程呈现间断性，并可能导致结果不可再现。为有效描述和控制程序的并发行为，操作系统引入了进程(Process)这一核心概念，以支撑操作系统的两大基本特性：并发性与共享性。

为使每个参与并发执行的程序能独立运行，必须为其配置一个专门的数据结构，称为进程控制块(Process Control Block, PCB)。操作系统通过PCB记录进程的基本信息和运行状态，从而实现对其的控制与管理。通常，程序段、相关数据段和PCB三者共同构成进程实体(也称进程映像)。因此，创建进程的本质是创建其PCB；相应地，撤销进程即释放该PCB及相关资源。

从不同视角出发，进程可有不同的定义，比较典型的定义如下。

1. 进程是正在执行的程序实例。
2. 进程是程序及其数据从外存加载到内存后，在CPU上运行的过程。
3. 进程是具有独立功能的程序在一个特定数据集合上的执行活动。

在传统操作系统中，进程被正式定义为：“进程是进程实体的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位”。这里所说的“系统资源”不仅包括内存空间、I/O设备等硬件资源，也包括CPU的使用权，而CPU的使用权通常通过时间片的分配来实现。正因进程是资源分配与调度的基本单位，它必然不是静态的程序，而必须是一个动态的、具有生命周期的过程性实体。

2. 进程的特征#

进程源于多道程序并发执行的需求，与静态的程序有着本质区别。其核心特征如下。

1. 动态性。进程是程序的一次执行实例，具有明确的生命周期，包括创建、就绪、运行、阻塞和终止等状态变化。动态性是进程最根本的特征。
2. 并发性。多个进程可同时驻留于内存，并在一段时间内交替或并行执行。引入进程的根本目的，正是为了支持程序的并发执行。
3. 独立性。进程是能够独立运行、独立获取系统资源，并作为调度基本单位参与CPU竞争的实体。任何未建立PCB的程序，均不能被操作系统调度执行。
4. 异步性。进程相互制约，以不可预知的速度向前推进。这种异步性可能导致执行结果不可再现，因此操作系统必须提供相关机制，以协调进程行为，确保执行的正确性。

尽管考试中较少直接考查四大特征，但对其内涵的理解是分析进程调度、同步互斥、死锁等问题的基础。建议读者着重把握各特征的成因、表现及其对系统设计的影响，而非机械记忆。

1. 进程控制块#

进程创建时，操作系统为其分配一个PCB；该结构常驻内存，可随时被系统访问，并在进程终止时被回收。PCB是进程存在的唯一标志，系统唯有通过它才能感知并管理进程。

在进程的整个生命期内，系统始终依赖PCB对其进行管理。操作系统通过PCB记录并维护进程的当前状态，以便在需要调度、切换或干预时，能够准确地控制其行为。

具体而言，当操作系统准备调度某个进程运行时，首先从其PCB中读取当前状态、优先级等调度所需信息；一旦该进程被选中，系统便根据PCB中保存的CPU上下文（如寄存器值）恢复其执行现场，并依据其中记录的内存地址找到对应的程序段和数据段。在进程运行过程中，若需与其他进程实现同步、通信，或访问文件，同样需要查询PCB中的相关资源信息。而当进程因某种原因而暂停执行时，其当前的CPU状态会被保存回PCB，以便后续重新调度时能从中断处继续执行。当进程正常结束或被强制终止时，系统将回收其PCB，该进程也随之消亡。由此可见，从创建到终止，系统对进程的所有操作，都离不开对其PCB的访问与更新。

PCB主要包括如表2.1所示的四类信息，各部分的主要说明如下。

表2.1 PCB通常包含的内容

1. 进程标识信息。用于唯一标识一个进程及其归属关系。进程ID(PID)是系统为每个进程分配的唯一编号；父进程ID(PPID)记录创建该进程的父进程标识符；用户ID(UID)指明进程所属用户，为资源共享与安全保护提供依据。
2. 进程调度信息。支持操作系统的调度决策与状态管理。进程当前状态是CPU分配的基本依据；进程优先级决定其抢占CPU的能力；此外，还包括CPU占用时间、等待时间、进入内存时间等统计信息，以及阻塞原因，用于调整调度策略及后续唤醒。
3. 资源和内存信息。记录进程所占用的各类系统资源。包括代码段、数据段和堆栈段在内存中的起始地址（或指针）、已打开文件的描述符列表，以及所占用的I/O资源。
4. 处理机状态信息。也称CPU上下文，主要包括通用寄存器、程序计数器、栈指针及程序状态字(PSW)等寄存器的值。当进程被切换出CPU时，这些信息必须完整保存到PCB中；再次被调度运行时，系统将其恢复至CPU，从而能从中断处继续执行。

在一个实际系统中，通常同时存在大量进程，有的处于就绪态，有的处于阻塞态，并且阻塞原因各不相同。为高效地进行调度与管理，操作系统需将各进程的PCB以适当方式组织起来。常用的组织方法主要有两种：链接方式和索引方式。在链接方式中，系统将处于相同状态的PCB通过指针链接成一个队列，如就绪队列、阻塞队列；对于阻塞进程，还可根据其阻塞原因(如等待I/O完成、等待信号量等)进一步划分为多个阻塞子队列。在索引方式中，系统为每种状态建立一个索引表（如就绪索引表、阻塞索引表等），表项指向对应状态的PCB。

2. 程序段#

程序段是进程中可被CPU执行的代码部分。需要指出的是，程序本身是静态的，可被多个进程共享。例如，多个用户同时运行同一个文本编辑器程序时，系统只需在内存中保留一份代码副本，各进程通过各自的PCB指向该共享代码段，从而节省内存空间并提高系统效率。

3. 数据段#

数据段包含进程运行所需的各种数据，既包括程序处理的原始输入，也包括执行过程中产生的中间结果和最终输出。与程序段不同，每个进程的数据段是私有的，即使多个进程运行同一程序，它们的数据段也彼此隔离。这种设计有效保障了进程间的独立性与安全性。

1. 代码段#

代码段是指存放程序的机器指令，即编译后的可执行代码。该段通常是只读的，防止程序运行时意外修改指令，同时也允许多个进程共享同一份代码。代码段通常包含以下几个子区域。

• .init：包含程序启动时由系统自动调用的初始化代码。
• .text：存放主程序的指令。如 main() 函数、自定义函数编译后的机器指令。
• .rodata：存放只读数据。如字符串常量”Hello World!”。

2. 数据段#

数据段用于存放全局变量和静态变量(static变量)，分为如下两部分。

• .data：存放已初始化（已显式赋初值）的全局变量和静态变量，如 int x=5;。
• .bss：存放未初始化的全局变量和静态变量，如 int y;。

3. 进程控制块(PCB)#

虽然PCB是管理进程的核心数据结构，但它并不属于进程的虚拟地址空间。它由操作系统内核维护，存放在系统内核区中，对用户进程不可见。

4. 堆#

堆是指程序运行时动态申请内存的区域。通过 malloc() 等函数从堆中申请内存，不再需要时通过 free() 释放。堆从低地址向高地址增长，大小不固定，适合存储生命周期不确定的数据。例如，C语言语句 int* ptr = (int*)malloc(4) 会在堆上分配4字节内存，用于存储一个整数。

5. 栈#

栈用于支持函数调用，存放局部变量、函数参数、返回地址等临时信息，由系统自动管理。遵循后进先出(LIFO)原则，栈从高地址向低地址扩展。例如，调用函数 add(3,5) 时，参数3、5和返回地址会被压入栈；函数执行结束后，这些数据被弹出，栈指针自动回退。

6. 共享库的存储映射区#

共享库用于提供进程所依赖的公共函数代码(如 printf() 等标准库函数)。它们在运行时被动态映射到进程的地址空间，代码是只读的，且可被多个进程共享，从而节省内存资源。

一个典型进程在内存中的映像。最高地址处是用户栈，随函数调用向下增长；其下方是共享库的映射区域，用于加载动态库；再往下是堆，由 malloc() 等函数动态扩展；堆下方是读/写数据段(.data和.bss)；底部是只读代码段(.init、.text、.rodata)；注意，代码段和数据段的大小在程序加载时就已确定，而堆和栈则可在运行过程中动态扩展和收缩。

1. 进程的创建#

允许一个进程创建另一个进程。创建者称为父进程，被创建的进程称为子进程。子进程在创建时会复制父进程的当前状态，包括程序代码、数据段、堆栈内容、打开的文件描述符、环境变量等。然而，子进程与父进程是相互独立的实体，拥有各自的PCB和虚拟地址空间。

在操作系统中，终端用户登录系统、作业调度启动批处理任务、系统提供服务、用户程序发起应用请求等，都会触发进程的创建。操作系统通过创建原语建立新进程，具体步骤如下。

1. 分配唯一标识并申请PCB：为新进程分配唯一的进程标识号(PID)，并从系统PCB池中申请一个空白PCB。若PCB资源耗尽，则创建失败，系统返回错误。
2. 分配新进程运行所需的资源：如内存、文件、I/O设备等（记录在PCB中）。这些资源或从操作系统获得，或从其父进程继承。
3. 初始化PCB：初始化的内容包括：标识信息、处理机状态信息、调度与控制信息和内存与资源信息。通常将新进程设置为最低优先级，除非用户显式提出高优先级要求。
4. 插入就绪队列：若系统允许新进程参与调度，则将其PCB插入就绪队列，等待调度。

2. 进程的终止#

引起进程终止的事件主要包括：

1. 正常结束，表示进程完成其预定任务后主动退出。
2. 异常结束，表示进程在运行过程中发生严重错误，导致无法继续执行。常见原因包括：存储区越界、非法指令、特权指令违规、算术运算错误、I/O故障、运行超时等。
3. 外界干预，由外部实体请求终止进程，如操作员强制终止、操作系统因资源不足或安全策略终止进程、父进程通过系统调用请求终止其子进程。

操作系统通过终止原语完成进程的撤销，具体步骤如下。

1. 根据被终止进程的标识符，检索其PCB，并读取当前状态。
2. 若该进程正处于运行态，立即剥夺其CPU，并触发调度程序选择下一个就绪进程。
3. 释放该进程占用的所有系统资源，统一归还给操作系统。
4. 若系统支持级联终止，则递归终止其所有子孙进程；否则，子孙进程继续运行。
5. 将该进程的PCB从所在队列（或链表）中移除，完成清理。

在某些系统中，当一个进程终止时，其所有子孙进程也必须随之终止，这种机制称为级联终止。然而，并非所有操作系统都采用这一策略。以Linux 为例，当父进程终止时，其子进程并不会被自动终止，而是由init进程(PID=1)收养，并继续正常运行。

3. 进程的阻塞和唤醒#

当一个正在运行的进程因等待某个外部事件而暂时无法继续执行时，会主动调用阻塞原语(Block)，使自己从运行态转换为阻塞态。常见的等待事件包括：请求系统资源暂时不可用、等待I/O操作完成、等待接收数据、等待信号量等。需要强调的是，阻塞是进程的主动行为，因此只有处于运行态的进程才能执行阻塞操作。阻塞原语的执行过程如下。

1. 保存当前进程的CPU现场（如程序计数器、状态寄存器等）到其PCB中。
2. 将其PCB中的状态字段修改为阻塞态，并将该PCB插入所等待事件的等待队列中。
3. 调用调度程序，从就绪队列中选择另一个进程投入运行，以释放CPU资源。

当被阻塞进程所等待的事件发生时（如I/O操作完成、所需数据到达），由内核的中断处理程序或合作进程调用唤醒(Wakeup)原语，将该进程重新激活。唤醒原语的执行过程如下。

1. 在指定事件的等待队列中找到目标进程的PCB。
2. 将其从等待队列中移出，并将状态置为就绪态。
3. 将该PCB插入就绪队列，等待调度程序在适当时机选中并恢复其执行。

需要注意是，Block与Wakeup是一对作用相反的原语，必须成对使用。若某进程调用了Block进入阻塞态，但系统中没有任何机制调用对应的Wakeup，则该进程将永久停留在阻塞态，无法再被调度执行。因此，在设计并发程序时，必须确保每个阻塞操作都有相应的唤醒路径。

1. 共享存储#

进程的地址空间通常是相互隔离的，一个进程不能直接访问另一个进程的内存。因此，若要实现高效的数据交换，操作系统提供了共享存储机制：通过特殊的系统调用，创建一段独立的内存区域，并将其映射到多个进程的虚拟地址空间中，使这些进程都能直接读/写该区域。在共享存储方式中，参与通信的进程通过对这一共享区域进行读/写来交换信息，如图2.3所示。由于多个进程可能并发访问同一块内存，必须由用户程序引入同步互斥机制（如信号量的P、V操作），以避免数据竞争或不一致。需要注意的是，操作系统仅负责分配共享内存区并完成地址映射，并不会自动提供同步保护；具体的读/写逻辑与同步控制，均需由用户程序自行设计和实现。

通俗地理解，可以想象甲和乙之间放着一个公共的大布袋：甲把要传递的物品放进布袋，乙再从里面取出。但乙不能直接伸手去拿甲手里的东西，甲也不能直接取走乙的东西，所有交换都必须通过这个公共区域完成。

2. 消息传递#

当进程之间没有共享内存，或出于安全等考虑不便使用共享存储时，可采用操作系统提供的消息传递机制进行通信。在消息传递系统中，进程间的数据交换以格式化的消息(Message)为单位，通过操作系统提供的发送原语和接收原语进行。这种方式将通信的底层细节封装在内核中，对用户透明，从而简化了应用程序的设计。消息传递是目前应用最广泛的进程间通信机制，在微内核操作系统中，微内核与服务器之间的交互正是基于消息传递。此外，该机制很好地支持多处理器系统、分布式系统和计算机网络，因此也成为这些环境中的主流通信方式。

消息传递可分为两种基本模式：

1. 直接通信方式。发送进程通过发送原语将消息发给指定的接收进程；内核负责将消息从发送方复制到接收方的内核缓冲队列中；接收进程通过接收原语接收消息。
2. 间接通信方式。通信双方不直接指定对方，而是通过一个中间实体（通常称为信箱）进行消息交换。发送进程将消息投递到信箱，接收进程从信箱中取出消息。

通俗地理解，甲要向乙传递信息，便写好一封信交给邮差。在直接通信中，邮差将信件直接交到乙本人手中；在间接通信中，乙家门口设有一个邮箱，邮差只需将信投入该邮箱，乙随后自行取阅。无论哪种方式，消息的投递均由邮差（操作系统内核）完成消息的可靠投递。

3. 管道通信#

管道通信是一种基于先进先出原则的进程间通信机制，常用于具有亲缘关系的进程(如父子进程)之间，以生产者-消费者模式进行数据交换。从编程接口上看，管道(Pipe)表现为一种特殊的共享文件，支持标准的 read() 和 write() 操作；但从实现上看，它并非存储在磁盘上的文件，而是由操作系统内核维护的一块固定大小的内存缓冲区。

为确保通信的正确性，管道机制必须提供三方面的协调能力：

1. 互斥，指任一时刻只允许一个进程对管道进行读或写操作，防止多个进程并发访问导致数据混乱；
2. 同步，指当管道满时，写进程自动阻塞，直到读进程取走部分数据；当管道空时，读进程自动阻塞，直到写进程向其中写入新数据；
3. 写端关闭检测，当写端关闭后，读端 read() 返回0，表明无数据可读。

在Linux系统中，管道是一种广泛使用的IPC机制。其主要特点包括：

1. 固定缓冲区大小。管道使用内核中的环形缓冲区（如64KB），不会像普通文件那样无限制增长。当缓冲区满时，后续的 write() 调用将被阻塞，直到有足够空间可用。
2. 自动阻塞与唤醒。若读进程的消费速度快于写进程，则管道中的数据会被迅速读空。此时，任何 read() 调用将被阻塞，等待写进程再次写入数据。

管道由父进程通过 pipe() 系统调用创建。由于子进程在创建时会继承父进程的文件描述符表，因此能够通过这些描述符访问同一管道，从而与父进程进行通信。

NOTE

从管道中读取数据是一次性操作，数据一旦被读出，其占用的缓冲区空间即被释放，供后续写入使用；普通管道仅支持单向通信，若需双向通信，则必须创建两个管道，分别用于两个方向的数据传输。

4. 信号#

信号(Signal)是一种用于通知进程某个事件已发生的机制。不同的系统事件对应不同的信号类型，每类信号对应一个序号。例如，Linux内核实现了约30种信号，编号通常为 $1 \sim 30$。

在进程的PCB中，用一个 $n$ 位向量（如Linux使用一个32位整型变量）记录该进程当前待处理的信号。当向某进程发送一个信号时，内核会将该信号对应的位置为1；一旦该信号被成功处理，对应位即被清零。此外，PCB中还维护另一个 $n$ 位向量，用于记录被阻塞（屏蔽）的信号。当某一位为1时，表示对应的信号不会被立即处理，而是暂存起来，直到解除阻塞。

信号的发送主要有以下两种方式：

1. 内核发送信号。当内核检测到特定的系统事件时，会向相关进程发送相应的信号。例如，若进程执行了非法指令，则内核将向其发送SIGILL信号（序号为4）。
2. 由进程发送信号。一个进程可以通过调用 kill() 函数，请求内核向指定进程(需提供目标进程的PID和信号序号)发送信号。当然，进程也可以向自身发送信号。

当操作系统从内核态返回用户态时（如系统调用结束），会检查当前进程是否存在未被阻塞的待处理信号。若存在，则立即处理其中一个信号（通常优先处理序号较小的信号）。

信号的处理方式有两种：

1. 执行默认的信号处理程序。操作系统为每类信号预设了默认操作。例如，收到SIGILL信号的默认操作是终止进程。
2. 执行进程自定义的信号处理程序。进程可以为某类信号定义自己的处理函数。例如，可定义收到SIGILL时输出”hello world”，而不是终止进程。

信号处理程序执行结束后，通常会返回到原程序被中断的位置，继续执行后续指令。