进程
进程概念
早期的计算机一次只能执行一个程序。这种程序完全控制系统，并且访问所有系统资源。相比之下，现在计算机系统允许加载多个程序到内存，以便并发执行。这就导致了进程(peocess)的产生。进程是现在分时系统的工作单元。
程序本身不是进程。程序只是被动(passive)实体，如存储在磁盘上包含一系列指令的文件(经常称为可执行文件(executable file))。
相反，进程是活动(active)实体，具有一个程序计数器用于执行下个执行命令和一组相关资源。
虽然两个进程可以与同一程序相关联，但是当做两个单独的执行序列。每个都是独立进程，因为文本段相同，但是数据，堆及堆栈却不同。
进程状态
进程在执行时会改变状态。共有五种状态：
新的(new)：进程正在创建
运行(running)：指令正在执行
等待(waiting)：进程等待发生某个事件(如I/O完成或收到信号)
就绪(ready)：进程等待分配处理器
终止(terminated)：进程已经完成执行
一次只有一个进程在一个处理器上运行(running),但是许多进程可处于就绪(ready)或等待(waiting)状态。
进程控制块
操作系统的每个进程表示，采用进程控制块(Pocess Control Block ，PCB),也叫做任务控制块(task control block)。
它包含进程相关的七种信息:
进程状态(process state): 状态可以包括新的，运行，等待，就绪，终止
程序计数器(program counter)：计数器表示程序将要执行的下个指令的地址。
CPU寄存器(CPU register)：根据计算机体系结构的不同，寄存器的类型和数量也会不同。它们包括累加器，索引寄存器等等。
CPU调度信息(CPU-scheduling information)：这类信息包括进程优先级，调度队列的指针和其他调度参数。
内存管理信息(memory-management information)：这类系统可以包括基地址和界限寄存器的值，页表或段表等。
记账信息(accounting information)：这类信息包括CPU时间，实际使用时间，时间期限，记账信息，作业或进程数量等。
I/O状态信息(I/O state information)：这类信息包括分配给进程的I/O设备列表，打开文件列表等。
简而言之，PCB简单地作为这些信息的仓库，这些信息随着进程的不同而不同。
进程调度
多道程序设计的目标是，无论何时都有进程运行，从而最大化CPU利用率。
进程调度器(process scheduler)选择一个可用进程到CPU上执行。
单处理器系统不会具有多个正在运行的进程。如果有多个进程，那么余下的需要的等待CPU空闲并能重新调度。
调度队列
进程在进入系统时，会被加到作业队列(job queue),这个队列包括系统内的所有进程。
这个队列通常用链表实现，其头节点有两个指针，用于指向链表的第一个和最后一个PCB块；每个PCB还包括一个指针，指向就绪队列的下一个PCB。
系统还有其他队列。等待特定I/O设备的进程列表，成为设备队列(device queue)。每个设备都有自己的设备队列。
最初，新进程被加到就绪队列中，它在就绪队列中等待，知道被选中执行或被分派。
当该进程分配到CPU并执行时，有以下3种事件可能发生：
进程可能发出I/O请求，并被放到I/O队列中。
进程可能创建一个新的子进程，并等待其终止。
进程可能由于中断而被强制释放CPU，并被放回到就绪队列中。
前两种情况，进程最终从等待状态切换到就绪状态，并放回到就绪队列。进程重复这一循环直到终止。然后它就会从所有队列中删除，其PCB和资源也被释放。
调度程序
进程在整个生命周期中，会在各种调度队列之间迁移。操作系统为了按一定方式从这些队列中选择进程，进程选择通过适当调度器或调度程序(scheduler)来执行。
长期调度程序(long-term scheduler)从大容量存储设备(通常为磁盘)的缓冲池中选择进程，加到内存中，以便执行。短期调度程序(short-term scheduler)或CPU调度程序(CPU scheduler)从准备执行的进程中选择进程，并分配给CPU。
从上面就很容易看出长期调度程序与短期调度程序的作用与区别。
其中，这两种调度程序的主要区别是执行效率。
短期调度程序必须经常为CPU选择新的进程。进程可能执行几毫秒，就会等待I//O请求。通常，短期调度程序每100ms至少执行一次。由于执行之间的时间短，短期调度程序必须快速。
而长期调度程序执行并不频繁，在新进程的创建之前，可能有几分钟的间隔。长期调度程序控制多道程序程度(degree of multiprogramming)(内存中的进程数量)。因此，只有在进程离开系统时，才需要长期调度程序的调度。由于每次执行之间的更长时间间隔，长期调度程序可以负担得起更多时间，以便决定选择执行那个进程。
重要的是，长期调度程序需要认真选择。
大多数进程可分为：I/O为主或CPU为主
I/O密集型进程(I/O-bound process)，执行I/O比执行计算需要花费更多时间。相反，CPU密集型进程(CPU-bound process)很少产生I/O请求，而是将更多时间用于执行计算。所以，长期调度程序应该选择I/O密集型和CPU密集型的合理进程组合。
如果所有进程都是I/O密集型的，那么就绪队列几乎总是为空，从而短期调度程序没有什么可做。如果所有进程都是CPU密集型的，那么I/O等待队列几乎总是为空，从而设备没有得到使用，因而系统会不平衡。
所以，为了使得性能最佳，系统需要I/O密集型和CPU密集型的进程组合。
有的操作系统如分时系统，可能引入一个额外的中期调度程序(medium-term scheduler)。
中期调度程序的核心思想是可将进程从内存(或从CPU竞争)中移出，从而降低多道程序程度。之后，进程可被重新调入内存，并从中断处继续执行。这种方案称为交换(swap)。通过中期调度程序，进程可换出(swap out)，并在后来可换入(swap in)。
为了改善进程组合，或者由于内存需求改变导致过度使用内存从而需要释放内存，就有必要使用交换
*论述长期调度 ，中期调度，短期调度的差异？
短期调度：短期调度在内存进程中选择就绪执行的进程加载到CPU
中期调度：中期调度将部分运行进程移出内存，之后又加载进程到内存，从中断处运行
长期调度：长期调度从大容量存储设备的缓冲池中选择进程加载到内存
他们的不同之处是他们执行的频率。短期调度程序需要经常调用，而长期调用并不频繁调用，可能在进程离开系统时才被唤起
上下文切换
切换CPU到另一个进程需要保存当前进程状态和恢复另一个进程的状态，这个任务称为上下文切换(context switch)。
中断导致CPU从执行当前任务改变到CPU上的进程的上下文，以便在处理后能够恢复上下文，即先挂起进程，再恢复进程。
进程上下文采用PCB表示，包括CPU寄存器的值，进程状态和内存信息管理等。
通常，通过执行状态保存(state save)，保存CPU当前状态(包括内核模式和用户模式),之后，状态恢复(state restore)重新开始运行。
*内核采取一些动作以便在两个进程之间进行上下文切换，请描述一下？
操作系统保存正在运行的进程中的上下文，然后恢复将要运行进程的上下文
进程运行
大多数系统的进程能够并发执行，它们可以动态创建和删除。
进程创建
进程在执行过程中可能创建多个新的进程。创建进程称为父进程，而新的进程称为子进程。每个新进程可以在创建其他的进程，从而形成进程树(process tree)。
大多数的操作系统对进程的识别采用的是唯一的进程标识符(process identifier, pid)，这通常是一个整数值。
系统内的每个进程都有唯一的pid，它可以用作索引，以便访问内核中的进程的各种属性。
一般来说，当一个进程创建子进程时，该子进程会需要一定的资源(CPU时间，内存等)来完成任务，有两种资源获得来源：
子进程可以从操作系统那里直接获得资源
也可以父进程那里获得资源子集。
除了提供各种物理和逻辑资源外，父进程也可能向子进程传递初始化数据(或输入)。
当进程创建新进程时，可有两种执行可能：
父进程与子进程并发执行
父进程等待，直到某个或全部子进程执行完
新进程的地址空间也有两种可能：
子进程是父进程的复制品
子进程加载另一个程序(如使用系统调用exec())
进程终止
当进程完成执行最后语句并且通过系统调用exit()请求操作系统删除自身时，进程终止。
父进程终止子进程的原因有很多，如以下三种：
子进程使用了超过它所分配的资源(为判定是否发生这种情况，父进程应有一个机制，以检查子进程的状态)。
分配给子进程的任务，不再需要。
父进程正在退出，而且操作系统不允许无父进程的子进程继续执行。
级联终止：
有些系统不允许子进程在父进程已终止的情况下存在。对于这类系统，如果一个进程终止，那么它的所有子进程也应终止。这种现象，就叫做级联终止。
当一个进程终止时，操作系统会释放其资源。
不过，它位于进程表中的条目还是在的，直到它的父进程调用wait()，这是因为进程表包含了进程的退出状态。
当进程已经终止，但是其父进程尚未调用wait()，这样的进程称为僵尸进程(zonbie process)。
所有进程终止时都会过度到这种状态，但是一般僵尸只是短暂存在。一旦父进程调用了wait()，僵尸进程的进程标识符和它在进程表中的条目就会释放。
如果父进程没有调用wait()就终止，子进程就会称为孤儿进程(orphan process)。
进程间通信
操作系统内的并发执行进程可以是独立的也可以是协作的。
如果一个进程不能影响其它进程或受其他进程影响，那么该进程是独立的。
显然，不与任何其他进程共享数据的进程是独立的。
如果一个进程能影响其他进程或受其他进程所影响，那么该进程是协作的。
显然，与其他进程共享数据的进程为协作进程
提供环境允许进程协作，有很多理由与好处，如以下四种：
信息共享(information sharing)：由于多个用户可能对同样的信息感兴趣(例如共享文件),所以应提供环境以允许并发访问这些信息。
计算加速(computation speedup)：可以把一个任务分成多个子任务，每个子任务可以与其他子任务并发执行。
模块化(modulrity)：可能需要按模块化方式构造系统，可将系统功能分成独立的进程或线程。
方便(convenience)：即使单个用户也可能同时执行许多任务。
进程间通信(InterProcess Communication, IPC)机制 **
协作进程需要有一种进程间通信(InterProcess Communication,IPC)机制，以允许进程相互交换数据与信息。
进程间通信有两种**基本模型：
共享内存(shared memory)
消息传递(message passing)
共享内存会建立一块供协作进程共享的内存区域，进程通过向此共享区域读出与写入数据来交换信息
消息传递模型通过在协作进程间交换消息来实现通信
两者的比较：
消息传递对于交换较少数量的数据很有用，因为无需避免冲突。对于分布式系统，消息传递也比共享内存更易实现。
共享内存可以快于消息传递。这是因为消息传递实现经常采用系统调用，因此需要消耗更多时间以便内核介入。与此相反，共享内存系统仅在建立共享区域时需要调用系统调用，一旦建立共享内存，所有访问都可以作为常规内存访问，无需借助内核。
共享内存系统
采用共享内存的进程间通信，需要通信进程建立共享内存区域。
生产者－消费者问题
**生产者(producer)进程生产信息，以供消费者(consumer)**进程消费
解决生产者消费者的问题的方法之一是，采用共享内存。为了允许生产者进程和消费者进程并发执行，应有一个可用的缓冲区，以被生产者填充和被消费者清空。这个缓冲区驻留在生产者进程和消费者进程的共享区域内。当消费者使用一项时，生产者可产生另一项。
生产者和消费者必须同步，这样消费者和不会试图消费一个尚未生产出来的项。
缓冲区类型分为两种：
无界缓冲区(unbounded-buffer)：没有限制缓冲区的大小。
消费者不得不等待新的项，但生产者总是可以产生新项。
有界缓冲区(bounded-buffer)：固定大小的缓冲区。
对于这种情况，如果缓冲区为空，那么消费者必须等待。如果缓冲区已满，那么生产者必须等待。
消息传递系统
操作系统提供机制，以便协作进程通过消息传递功能进行通信。
这有三种方法，用于实现链路和操作send()/receive():
直接或间接的通信
同步或异步的通信
自动或显式的缓冲
命名
直接通信(direct communication)
直接通信需要通信的每个进程必须明确指定通信的接收者或发送者。
send(p,message): 向进程P发送message
receive(Q,message)：从进程Q接收message
这种方案具有以下三种属性：
在需要通信的每对进程之间，自动建立链路。进程仅需知道对方身份就可进行交流。
每个链路只与两个进程相关
每对进程之间只有一个链路
这种方案展示了寻址的对称性(symmetry)，即发送和接收进程必须指定对方，以便通信。
下面一种采用寻址的非对称性(asymmetry)，即只要发送者指定接收者，而接收者不需要指定发送者。
send(P,message)：向进程P发送message
receive(id,message)：从任何进程，接受message，这里变量id被设置成与其通信进程的名称。
这两个方案都有一定的缺点：生成进程定义的有限模块化。
更改进程标识符可能需要分析所有其他进程定义，所有旧的标识符的引用都应被找到，以便修改成为新标识符。
间接通信(indirect communication)
间接通信通过邮箱或端口来发送和接收消息。
邮箱可以抽象成一个对象，进程可以向其中存放消息，也可从中删除消息，每个邮箱都有一个唯一的标识符。
一个进程可以通过多个不同邮箱与另一个进程通信
send(A, message)：向邮箱A发送message
receive(A, message)：从邮箱A接受message
这种方案有以下三种特点:
只有在两个进程共享一个邮箱时，才能建立通信线路。
一个链路可以与两个甚至更多进程相关联。
两个通信进程之间可有多个不同链路，每个链路对应于一个邮箱
下面举一个问题:
假设进程P1，P2和P3都共享邮箱A，进程P1发送一个消息到A，而进程P2和P3都对A执行receive()。那么哪个进程会收到P1发送的消息？
答案不是唯一的，取决于所选择的方案：
允许一个链路最多与两个进程关联
允许一次最多一个进程执行receive()
允许系统随意选择一个进程以便接收消息(即P2和P3两者之一都可以接收消息，但不能两个都可以)
系统同样可以定义一个算法选择哪个进程是接收者，系统还可以让发送者指定接收者
邮箱可以为进程或操作系统拥有
如果邮箱为进程所拥有(即邮箱是进程地址空间的一部分)，那么需要区分所有者和使用者。当拥有邮箱的进程终止，那么邮箱就会消失。任何进程后来向该邮箱发送消息，都会得知邮箱不存在。
如果邮箱为操作系统拥有，那么邮箱是独立的，他不属于某个特定进程。
同步
消息传递可以是阻塞(blocking)或非阻塞(nonblocking)，也称为同步(synchronous)或异步(asynchronous)。
发送接收有以下四种：
阻塞发送(blocking send)：发送进程阻塞，直到消息由接收进程或邮箱所接收
非阻塞发送(nonblocking send)：发送进程发送消息，并且恢复操作，不会等待
阻塞接收(blocking receive)：接收进程阻塞，直到有消息可用
非阻塞接收(nonblocking receive)：接收进程收到一个有效消息或空消息
不同组合的send()和receive()都有可能
缓存
不管通信是直接的还是间接的，通信交换的消息总是驻留在临时队列中。也就是缓存
队列实现有三种方法:
零容量(zero capacity)：队列的最大长度为0，因此，链路中不能有任何消息处于等待，这种情况下，发送者应该阻塞，直到接收者接收到消息。
有限容量(bounded capacity)：队列长度为有限的n，因此最多只能有n个消息驻留其中，如果在发送新消息时队列未满，那么该消息可放在队列中，且发送者可以继续执行而不必等待。然而，链路容量有限，如果链路已满，那么发送者应该阻塞，知道队列空间有可用的为止。
无限容量(unbounded capacity)：队列长度可以无限。因此，不管多少消息都可在其中等待。发送者从不阻塞。
总结与梳理
进程的概念和五种状态
PCB的概念与包含进程的七种信息
进程调度与三种调度程序
进程创建到结束的过程