1 进程总览
进程是对逻辑的抽象，我们从操作系统的书籍中对进程有了很多的认识，但是对进程的实现可能不太了解，这篇文章尝试解释一下关于进程实现的大致原理。
进程的实现，其实和我们平时写代码的时候一样，比如我们要表示一个东西，我们会定义一个数据结构。进程也不例外。所以进程的本质就是一个数据结构，他保存了一系列的数据。操作系统以数组或者链表的形式和全部的进程管理起来。进程可以说分为两种
1 系统初始化时第一个进程，
2 除了第一个进程外的其他进程，他们都是由fork或者fork+execute系统调用创建出来的。
我们首先看一下进程的结构体都有什么信息。
以上就是表示进程的结构体中主要的信息。那么一个结构体就是表示一个进程。我们知道fork是以父进程为模块，复制一份父进程的结构体，然后修改某些字段。就变成了一个新的进程。如果调用execute的话，就是进一步修改复制出来的结构体中的字段（比如页表、代码段、数据段）。并且从硬盘加载相应的数据到内存。那么第一个进程是如何产生的呢？因为进程只是一个结构体，所以如果我们预定义了一个结构体，那么就可以不通过fork的形式创建一个进程了。
2 进程的执行
当系统创建一个进程之后，会设置cs:ip寄存器的值，如果是fork，则ip就是fork函数后面的语句的ip地址。如果是execute则ip地址由编译器指定。不管怎样，当进程开始执行的时候，cpu就会解析cs:ip拿到一条指令去执行。那么cs:ip是如何被解析的呢？
执行进程的时候，tss选择子(GDT索引)被加载到tss寄存器，然后把tss里的上下文也加载到对应的寄存器，比如cr3，ldt选择子。根据tss信息中的ldt索引首先从GDT找到进程ldt结构体数据的首地址，然后根据当前段的属性，比如代码段，则从cs中取得选择子，系统从ldt表中取得进程线性空间的首地址、限长、权限等信息。用线性地址的首地址加上ip中的偏移，得到线性地址，然后再通过页目录和页表得到物理地址，物理地址还没有分配则进行缺页异常等处理。
3 进程的挂起和唤醒
进程的挂起、阻塞、多进程。这些概念我们平时听得比较多，现在我们来看看他是实现是怎样的。进程的挂起，或者说阻塞分为两种。
1 主动挂起。通过sleep让进程间歇性挂起。sleep的原理之前有分析过，就不再分析。大概的原理
- 就是设置一个定时器，到期后唤醒进程。
- 修改进程为挂起状态，等待唤醒。
2 被动挂起。
被动挂起的场景比较多，主要是进程申请一个资源，但是资源没有满足条件，则进程被操作系统挂起。比如我们读一个管道的时候。管道没有数据可读，则进程被挂起。插入到管道的等待队列。
当管道有内容写入的时候，进程被唤醒。进程被挂起（分为可被信号唤醒和不能被信号唤醒两种）和唤醒的实现。
// 当前进程挂载到睡眠队列p中，p指向队列头指针的地址
void sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
/*
*p为第一个睡眠节点的地址，即tmp指向第一个睡眠节点
头指针指向当前进程，这个版本的实现没有采用真正链表的形式，
他通过每个进程在栈中的临时变量形成一个链表，每个睡眠的进程，
在栈里有一个变量指向后面一个睡眠节点，然后把链表的头指针指向当前进程，
然后切换到其他进程执行，当被wake_up唤醒的时候，wake_up会唤醒链表的第一个
睡眠节点，因为第一个节点里保存了后面一个节点的地址，所以他唤醒后面一个节点，
后面一个节点以此类推，从而把整个链表的节点唤醒，这里的实现类似nginx的filter，
即每个模块保存后面一个节点的地址，然后把全局指针指向自己。
*/
tmp = *p;
*p = current;
// 不可中断睡眠只能通过wake_up唤醒，即使有信号也无法唤醒
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
// 进程调度
schedule();
// 唤醒后面一个节点
if (tmp)
tmp->state=0;
}
// 唤醒队列中的第一个节点，并清空链表，因为第一个节点会向后唤醒其他节点
void wake_up(struct task_struct **p)
{
if (p && *p) {
(**p).state=0;
*p=NULL;
}
}
我们发现，进程的实现，和我们平时写代码差不多，就是定义数据结构，然后实现操作数据结构的算法。当然，因为涉及到硬件底层，操作系统的实现比我们的代码复杂得多。时间有限，先说这么多。