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進程在內核中都有一個進程式控制制塊（PCB）來維護進程相關的信息，linux內核的進程式控制制塊是task_struct結構體。也就是說，linux在創建一個進程的時候，就會創建一個task_struct結構體來維護這個進程。

讓我們來了解一下這個結構體里的信息：

1.進程id。系統中每個進程有唯一的id，在c語言鎮南關用pid_t（typedef出來的）類型表示，其實就是一個非負整數。使用ps aux指令,如下，pid即此進程id。

2.進程的狀態，這個和書里的不一樣，linux的進程有：運行，掛起，停止，殭屍等狀態。後面進行詳解，挺重要的。

3.進程切換時需要保存和恢復的一些cpu寄存器。

4.描述虛擬地址空間的信息。

5當前工作目錄

6.umask掩碼

7.文件描述符表，包含很多指向file結構體的指針。

8.和信號相關的信息。

9.用戶id和組id。

10.控制終端、session和進程組

11.進程可以使用的資源上下限。

ulimit -a 可以大致查看這個資源上下限制

或者通過 cat /proc/self/limits 查看：

比如 openfiles這項，soft limits是軟限制，hard limits是硬限制，units是單位。即可以打開的文件數目的限制。 通過 ulimit -n 8888可以對它進行修改，普通用戶修改不能超過hard limit. root用戶則可以超過hard root。

然後我們來講一個重點：linux進程的虛擬地址。（這裡討論32位的linux，32位的linux分配給進程的是4G虛擬內存，64位的是2的48次方）

linux給每個進程分配了4G的虛擬內存，也就是說，每個進程有4G的可操作內存空間。高1G是內核空間，低3G是用戶空間。也就是說3~4g是內核空間。1~3g是用戶空間。 用戶是不能操作這裡面的內核空間的。

如下圖： 比如實際物理內存只有2g的大小。進程1的代碼段為code1，進程2的代碼段為code2,實際上都是存儲在物理內存2g當中。這裡，比如code1,在進程1中的地址可能是0x00444000，而在物理內存當中的地址可能是0x00666999;這裡存在著一個地址映射關係，在操作系統內部維護了一張虛擬內存映射表，這張表記錄了每個進程的虛擬地址對應的物理內存地址是多少。 當然，進程裡面不只有代碼段，還有數據段，堆，棧之類的，也是和這個代碼段一樣，分別指向物理內存的不同地址。

然後再繼續看下圖： 我們注意內核空間，也就是kernel，多個進程的虛擬內存的kernel映射的是同一個物理內存地址，這就和我們前面說的用戶空間的不一樣了。也就是說各進程共用一個kernel。那這樣不會出問題嗎？ 不會。因為進程只能讀寫用戶空間，所以不會出現意想不到的錯誤。

然後大家猜PCB是放在用戶空間呢，還是放在內核空間呢？ 答案是放在進程的內核空間里。對於用戶來說，是看不到內核空間里的東西的，而對於系統而言，這些PCB都是放在實際物理內存的kernel空間里，是可見透明的。

然後說一下操作系統是怎麼管理這些進程內存的。它是有一個page的單位，1 page=4096 byte ，也就是4kb的大小。這是它操作這些內存的最小單位，並不是位元組。這意味著什麼呢？ 當進程1使用malloc申請1000個位元組的空間時，到物理內存是直接給你這個進程1個page的大小，也就是4kb。當你再申請300個位元組的時候，操作系統發現給你的這個page還沒用完，所以直接操作原來的那個page。可是如果你申請3097個位元組的話，那就沒辦法，只能再給你一個新的page。所以，了解這些底層的東西之後，我們在寫程序的時候就可以對數據的大小有個認識，會盡量申請page的倍數或者小於page的大小。比如你創建一個數組2000位元組，再創建一個數組3000位元組。這樣就不太好。操作系統在申請頁面的時候就會有這個調度的開銷。

另外，每個page頁面都可以設置它的RW讀寫屬性，所以，當你把一個頁面設置成了只讀屬性，那麼就不能寫，否則就會報錯。

講到這裡就需要說一下intel處理器的工作級別。如下圖：0級是最高級別，3級是最低的。linux在使用的時候只使用到了兩個級別，就是ring0和ring3。 0級是內核態，3級是用戶態。這是什麼意思呢？當一個程序開始運行，變成一個進程，當它在跑裡面的代碼段，操作棧和堆時，cpu都是處於3級，也就是只能操作用戶空間，也就是0到3g的用戶空間。當你調用驅動函數的時候，就是操作硬體之類的時候，cpu就會進入0級，這個時候要做的第一件事就是把cpu從3級切換到0級，處於0級的cpu才有資格去訪問3~4g的進程的內核空間。也就是說，在設置讀寫屬性時，就是把0~3g的用戶空間和3~4g的內核空間分別設置為0級和3級的讀寫屬性，比如內核空間就是不允許3級的cpu進行讀寫訪問。 那麼3級怎麼切換成0級呢？這是通過一個叫做系統調用的東西實現的。

然後來看看啥是系統調用呢？如下圖：

用戶態應用程序執行到printf函數，然後printf又調用系統的write函數，write函數實際上在intel上是執行一條彙編指令 int 0x80,也就是產生一個軟中斷，在arm上就是swi指令，也是產生一個軟中斷，然後cpu就變成0級，然後去執行內核態的代碼。把數據列印到顯示屏上。（如果玩過單片機就很好理解這個了，調函數，寫底層驅動，無非就是驅動那幾根三級管之類的發光工具嘛） 注意啊：系統調用的過程中，cpu寄存器需要先保存在用戶態運行時的相關信息，比如運行位置之類的。接著為了運行內核態的代碼，cpu寄存器要存放內核態指令的運行位置，然後再跳到內核態去運行代碼。 結束運行內核態的代碼後，又是類似的原理返回到用戶態，只是此時不需要保存內核態的運行位置。所以，這裡的一次系統調用有兩次的cpu上下文切換！！！

最後把視頻中的圖片截取下來：總結和記憶。


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