引言

操作系统要实现 CPU 虚拟化（CPU virtualization），首先必须回答一个基础问题：怎样把一个静态的可执行文件，表示成一个可以被调度、暂停、恢复和终止的运行实体？

答案就是进程（process）。进程并不只是“正在运行的程序”这一句简单定义，而是操作系统对一次程序执行所做的完整抽象。它把代码、数据、CPU 执行现场和已经取得的系统资源组织为一个可管理的单位，使多个程序能够在有限的处理器上交替推进。

程序与进程

程序（program）通常是保存在磁盘上的静态文件。它包含指令和初始数据，但在尚未被加载执行时，不会占用 CPU 时间，也没有独立的执行位置。

进程则是程序的一次运行实例（instance）。同一个可执行程序可以被启动多次，因此可以同时对应多个不同进程。虽然它们的代码可能来自同一个文件，但各自拥有独立的运行状态、地址空间和资源引用，运行结果也可以完全不同。

从操作系统的视角看，一个进程至少具有以下特征：

  • 正在执行一串指令；
  • 具有当前执行状态，例如下一条将执行的指令位置；
  • 占有或引用一组系统资源，例如内存、打开的文件和 I/O 设备；
  • 能够被分配给某个 CPU 核执行。

因此，进程是操作系统进行调度、隔离和资源核算的基本单位。

进程包含什么

为了在进程暂停后仍能准确恢复执行，操作系统必须保存与该进程有关的关键信息。它们可以概括为两部分：进程可访问的内存，以及进程当下的执行现场。

地址空间

地址空间（address space）是一个进程所看到的内存地址范围。它是逻辑视图，并不等同于某一段连续的物理内存；操作系统和硬件会共同把虚拟地址转换成实际的物理位置。

一个典型进程的地址空间通常由以下区域组成：

区域作用
文本段（text segment）存放处理器要执行的程序代码
数据段（data segment）存放全局变量和静态变量
堆（heap）存放运行时动态分配的数据，例如 malloc() 申请的对象
栈（stack）存放函数调用中的局部变量、参数、返回地址和部分保存的寄存器状态

堆和栈的存在说明，进程的内存内容会在运行中不断变化。程序代码可能相同，但每次执行所处理的数据、函数调用深度和动态分配结果都不同，这也是不同进程能够独立运行的基础。

执行现场

CPU 在执行进程时，会持续更新寄存器（register）中的值。例如，程序计数器（program counter）指出下一条指令的位置，栈指针（stack pointer）指出当前栈顶的位置，通用寄存器则保存计算过程中的中间结果。

当操作系统切换到另一个进程时，必须先保存当前进程的这些值；之后重新调度该进程时，再恢复这份状态。否则进程会丢失自己执行到了哪里，无法继续正确运行。

进程状态

进程并非从创建到结束始终占用 CPU。操作系统通过有限个离散状态描述进程当前正在做什么，并据此决定它是否可以被调度。

状态含义
就绪（ready）已具备运行条件，但正在等待 CPU 分配
运行（running）正在某个 CPU 核上执行
阻塞（blocked）正在等待某个事件，例如磁盘 I/O 完成、网络数据到达或锁可用
终止（terminated）已经结束执行，等待操作系统和父进程完成后续清理

有些教材会把“新建（new）”列为初始状态，但真实系统中的内部实现不一定会显式维护这个名称。更重要的是理解状态转移的原因。

  • 新进程完成必要初始化后进入就绪队列（ready queue）。
  • 调度器（scheduler）选中该进程后，它从就绪变为运行。
  • 运行中的进程请求尚未完成的 I/O 时，会从运行变为阻塞，让出 CPU。
  • 等待事件发生后，阻塞进程回到就绪状态，而不是直接占用 CPU。
  • 时间片耗尽或更高优先级任务到来时，操作系统可能抢占当前进程，使其从运行回到就绪。
  • 进程执行结束或因错误、信号等原因终止时，进入终止相关状态。

这里必须区分就绪和阻塞。就绪进程唯一缺少的是 CPU；阻塞进程即使有空闲 CPU，也仍然无法继续执行，因为它等待的事件尚未发生。

进程控制块

操作系统使用进程控制块（Process Control Block, PCB），也称进程描述符（process descriptor），记录一个进程的管理信息。PCB 是进程抽象在内核中的主要数据结构。

典型 PCB 会保存：

  • 进程标识符（process identifier, PID），即系统中的唯一编号；
  • 当前进程状态；
  • 程序计数器和寄存器上下文（register context）；
  • 调度信息，例如优先级和调度队列指针；
  • 身份凭据（credentials），用于决定进程可访问哪些资源；
  • 内存管理信息；
  • CPU 使用时间、资源使用量和时间限制等核算信息；
  • 指向父进程、子进程及已分配资源的引用。

可以把 PCB 理解为操作系统保存的“运行档案”。进程离开 CPU 时，最核心的任务之一就是把执行现场写回 PCB；恢复运行时，再从 PCB 取回状态。

进程表与队列

系统同时管理大量进程，因此不能靠遍历零散数据来寻找某个进程。操作系统会维护进程表（process table），其中保存或索引每个 PCB。Linux 等系统会使用适合快速查询的数据组织方式来管理这些记录。

除了按 PID 查询，调度还需要按状态访问进程。于是内核通常维护不同的链表或队列，例如：

  • 就绪队列保存未运行但可立即调度的进程；
  • 阻塞队列保存等待特定事件的进程；
  • 每个 CPU 核还可能保留与当前执行进程相关的引用。

这些数据结构直接影响调度器的效率。系统不仅要“知道有哪些进程”，还要能迅速找到“此刻最适合运行的进程”。

在 Linux 或 macOS 中，可以用下面的命令观察进程信息和父子层级：

bash 
ps -ef
pstree

ps 偏向列出进程属性，pstree 则突出进程之间的父子关系。

进程的基本操作

操作系统通常提供一组面向进程的基础操作：

  1. 创建进程；
  2. 终止进程；
  3. 挂起和恢复进程；
  4. 调整优先级；
  5. 等待子进程；
  6. 查询进程状态；
  7. 进行进程间通信（Interprocess Communication, IPC）。

这些操作共同构成进程管理接口。用户程序不能直接修改 PCB 或调度队列，而是必须通过系统调用（system call）请求内核执行相应操作。

创建进程

进程之间常常形成父子关系。创建新进程的一方称为父进程（parent process），新产生的执行实体称为子进程（child process）。子进程还可以继续创建后代，因此整个系统可以形成进程树（process tree）。

创建一个进程并不是只分配一个 PID。操作系统至少需要：

  1. 分配唯一的进程标识符；
  2. 为 PCB 及相关内核数据结构分配空间；
  3. 建立或复制所需的地址空间；
  4. 初始化程序计数器、栈指针和寄存器状态；
  5. 建立父子关系、文件引用和资源核算等关联；
  6. 将新进程设为就绪并加入合适的就绪队列。

fork() 与 exec()

Unix 系统将“创建进程”和“加载新程序”分成两个概念。

fork() 会创建调用进程的一个子进程。子进程最初继承父进程的执行环境，因此两者都会从 fork() 返回的位置继续执行。返回值用于区分两条执行路径：

  • 返回负值表示创建失败；
  • 在父进程中，返回值是子进程的 PID；
  • 在子进程中，返回值为 0。

exec() 函数族则用新的程序映像（program image）替换当前进程的地址空间和代码。它不会创建新的 PID；成功后，原先的程序代码不再继续执行，进程从新程序的入口开始运行。

这两个操作分离，使父进程能够在子进程执行新程序之前调整文件描述符、环境变量或输入输出重定向。Shell 启动外部命令时，经常利用的正是这种模式：先 fork() 出子进程，再由子进程 exec() 目标程序。

Windows 的 CreateProcess() 把创建进程、创建主线程和加载程序组合成一个接口。从用途上看，它接近 Unix 中 fork() 后接 exec() 的常见组合。

终止与僵尸进程

进程可以主动执行 exit()，或从 main() 返回来结束运行。它也可能被父进程发送终止信号，或因非法内存访问等错误被操作系统终止。

进程退出时，操作系统会回收绝大多数资源，但通常不会立即抹去全部记录。父进程可能需要读取子进程的退出状态（exit status）和资源使用信息，因此内核会暂时保留必要的 PCB 信息。

在 Unix 中，已经结束执行、但父进程尚未通过 wait()、waitpid() 或 waitid() 收取其状态的子进程称为僵尸进程（zombie process）。它不再执行，也不占用 CPU，但仍在进程表中保留一项记录。

这解释了僵尸状态的意义：它让父进程能够判断子进程是否成功完成，而不是在退出瞬间丢失所有结果。父进程完成等待操作后，内核才会清除对应记录。若父进程先退出，子进程通常会被系统中的其他进程接管，以便其最终状态仍能被正确回收。

挂起与阻塞

挂起（suspension）意味着暂时停用一个进程，使其不参与处理器调度。被挂起的进程必须由其他进程或操作系统恢复后，才可能再次获得运行机会。

挂起可能源自用户请求、父进程控制，或者操作系统为了释放内存而暂时移出某个进程。

挂起和阻塞的区别在于触发原因：

  • 阻塞通常源于进程自身的执行逻辑，例如它发起 I/O 后需要等待结果；
  • 挂起通常来自外部控制，例如用户、父进程或内核的资源管理决策。

一个进程甚至可以同时具有“正在等待事件”和“被外部挂起”这两层含义。实际系统会用更细致的内部状态表达这种组合。

UNIX 信号

信号（signal）是 Unix 系统中用于通知进程某个事件已经发生的机制，常被称为软件中断（software interrupt）。它们让内核、终端和其他进程能够向目标进程传递异步控制信息。

常见例子包括：

  • SIGINT：通常由终端中的 Ctrl-C 触发；
  • SIGCHLD：子进程退出或终止时通知父进程；
  • SIGSEGV：进程发生非法内存访问时产生。

同步与异步信号

同步信号（synchronous signal）由当前进程正在执行的指令直接引起。例如，进程解引用空指针、执行非法指令或发生除零错误时，硬件会触发异常，内核识别原因后立即向该进程递送相应信号。

异步信号（asynchronous signal）则来自当前执行路径之外的事件，抵达时间不可由目标进程的当前指令预测。例如，父进程调用 kill() 向子进程发送信号，或者一个进程退出后内核向其父进程发送 SIGCHLD。

信号处置

进程收到某类信号后，可以设置不同的处理方式：

  • 捕获（catch）：预先注册信号处理函数（signal handler），信号到达时由内核转入该处理函数；
  • 忽略（ignore）：告知内核该进程不处理此类信号；
  • 屏蔽（mask）：暂时阻止某类信号递送，直到进程解除屏蔽；
  • 默认动作（default action）：采用操作系统为该信号预设的行为。

程序通常通过 sigaction() 等系统调用配置处理方式。相关信息会记录在 PCB 所关联的信号处理结构中。子进程在创建时会继承父进程的设定；但当进程使用 exec() 装载新程序时，先前自定义的信号处理函数会重置为默认处置。

SIGKILL 和 SIGSTOP 是两个重要例外：进程不能捕获、忽略或屏蔽它们。这保证了操作系统始终保留强制终止或停止进程的能力。

整体理解

进程抽象把一次程序运行变成操作系统可以精确管理的对象。地址空间描述它能访问什么，寄存器上下文描述它执行到哪里，PCB 保存这些状态，进程表和队列使内核能够高效查找与调度。

在这一层之上，fork()、exec()、wait()、信号、挂起和终止共同构成了进程的生命周期控制机制。理解它们之后，后续的上下文切换、CPU 调度、多线程、并发和进程间通信才有明确的基础。

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